Алгоритми шифрування iceberg

Алгоритм шифрування ICEBERG («Involutional Cipher Efficient for Block Encryption in Reconfigurable Hardware» — «Інволюційний шифр для ефективного блокового шифрування в реконфігурованому апаратному забезпеченні» ) — блоковий шифр, розроблений для реконфігурованих апаратних реалізацій. ICEBERG запропонований відносно нещодавно у 2004 р. — французьким криптологом Жилем-Франсуа Піре (Gilles-François Piret). Як видно з назви, цей алгоритм оптимізовано під апаратні реалізації за допомогою програмованих логічних інтегральних схем.

Структура алгоритму

Алгоритм ICEBERG шифрує дані 64-бітових блоків з використанням 128-бітного ключа шифрування. Оброблюваний блок даних подається у вигляді 64-бітового вектору, над яким у кожному раунді алгоритму послідовно виконуються такі операції:

1. Таблична заміна. Вектор даних подається у вигляді 16 значень по 4 біти, кожне з яких заміщається згідно з таблицею:

2. Бітова перестановка P8, що переставляє біти вектору даних за наступним правилом: y_8i+j = x_8i+p8(j), i = 0…7, j = 0…7,
де:
▪ x_n та y_n — відповідно, вхідний та вихідний біти вектору даних;
▪функція p8() визначена згідно таблиці:

3. Таблична заміна, що працює аналогічно до заміни, але згідно з іншою таблицею:

4. Знову виконується перестановка P8, після якої повторно застосовується таблична заміна S₀.
5. Бітова перестановка Р64, що переставляє біти вектору даних наступним чином:
y_i = x_p64(i), i = 0…63,
де функція р64() визначена згідно таблиці:

Згідно таблиці вхідним значенням 0, 1, 2, … відповідають вихідні значення 0, 12, 23 і т. д. 6. Операція множення на матрицю М. Застосовується до кожного 4-бітного фрагмента вектору даних шляхом його множення на фіксовану матрицю

Це аналогічно до застосування наступної табличної заміни:

7. Накладання матеріалу ключа (операція δ):
y_i = x_i⊕RK[n],
де RK[n]_i- і-й біт фрагмента розширеного ключа для n-го раунду (процедура розширення ключа буде описана далі). 8. Бітова перестановка Р4, яка застосовується до кожного 4-бітного фрагмента векторних даних:
y[i]_j = x[i]_p4(j), i = 0…15, j = 0…3,
y[i] та x[i] — відповідно, вхідне та вихідне значення і-го 4-бітного фрагмента, а функція р4() визначається згідно таблиці

9. Повторно застосовується описана вище операція Р64.

Алгоритм складається із 15 раундів перетворень. Перед першим раундом виконується попереднє накладення ключа, а після заключного раунду — фінальне перетворення, що складається з наступних операцій (описаних вище):

• табличної заміни S₀;
• бітової перестановки P8;
• табличні заміни S₁;
• бітової перестановки P8;
• табличної заміни S₀.

При розшифруванні виконуються абсолютно ті ж операції, але фрагменти розширеного ключа використовуються у зворотному порядку (при цьому вони формуються дещо інакше, ніж при зашифруванні — див. далі).

Процедура розширення ключа

Процедура розширення ключа складається із декількох етапів. На першому етапі з вихідного 128-бітного ключа шифрування К наступним чином обчислюється послідовність 128-бітових проміжних ключів IK₀…IK₁₆:
IK₀ = K;
IK_i+1 = G(IK_i,C_i),
де G() — раунд процедури розширення ключа, а C_i — модифікуючі константи.
У кожному раунді виконується наступна послідовність дій:

1. Операція τ здійснює циклічний зсув вхідних даних в залежності від значення C_i:

• при C_i = 0 виконується обертання на 8 бітів ліворуч;
• при C_i = 1 — циклічний зсув на 8 бітів праворуч.

Константи C_i визначено як 0 для першої половини раундів, тобто для i=0…7, для решти раундів C_i = 1.

2. Бітова перестановка Р128 здійснює перестановку за наступним законом:
y_i = x_p128(i), i = 0…127,
де функція р128() визначена згідно таблиці:

Вхідні значення 0, 1, 2, … відповідають вихідні значення 76, 110, 83 і т. д.

3. До 4-бітних фрагментів оброблюваних даних застосовується описана вище таблична заміна S₀.

4. Повторно застосовується перестановка Р128, після якої повторно виконується операція τ.

На наступному етапі формується 64-бітові підключі IK'₀…IK'₁₆, які просто «набираються» зі значень непарних бітів відповідних проміжних ключів IK₀…IK₁₆.

На заключному етапі процедури розширення ключа обчислюється раундові ключі RK[n]. Для цього кожен 4-бітний фрагмент кожного підключа IK'₀…IK'₁₆ паралельно обробляється операцією φ, яка визначена наступним чином:
y₀ = ((x₀⊕x₁⊕x₂)&b)|((x₀⊕x₁&(~b));
y₁ = ((x₁⊕x₂)&b)|((x₁&(~b));
y₂ = ((x₂⊕x₃⊕x₀)&b)|((x₂⊕x₃&(~b));
y₃ = ((x₃⊕x₀)&b)|((x₃&(~b)),
де:

• y_i та x_i — i-ті біти, відповідно, вхідного і вихідного значення;
• b — модифікуючий біт, його призначення буде пояснено далі;
• ~ — логічна операція заперечення;
• & — логічна операція «і»;
• | - логічна операція «або».

Модифікуючий біт b керує формуванням різних значень підключів для зашифрування та розшифрування:

• при зашифруванні для операції попереднього накладання ключа і 15 раундів перетворень відповідні підключі (RK[0] і RK[1]…RK[15]) формуються зі значенням b = 1; підключ RK[16], що використовується у фінальному перетворенні, формується зі значенням b = 0;
• при розшифруванні для попереднього накладання ключа і 15 раундів перетворень використовуються, відповідно, фрагменти RK[16] і RK[15]…RK[1], які формуються з модифікуючим бітом b=0; підключ RK[0], що використовується у фінальному перетворенні, формується зі значенням b = 1.

Криптоаналіз алгоритму

Алгоритм ICEBERG з'явився відносно нещодавно і, мабуть, не викликав широкого інтересу з боку криптологів — будь-які роботи, присвяченні криптоаналізу даного алгоритму, не набули широкої популярності.

Джерела

• Панасенко С. Алгоритмы шифрования. Специальный справочник. СПб.:БХВ-Петербург, 2009.- 576 с.
• Корченко О. Г. Прикладна криптологія: системи шифрування: підручник / О. Г. Корченко, В. П. Сіденко, Ю. О. Дрейс. — К. : ДУТ, 2014. — 448 с.
• Остапов С. Е. Технології захисту інформації: навчальний посібник / С. Е. Остапов, С. П. Євсеєв, О. Г. Король. — Х. : Вид. ХНЕУ, 2013. — 476 с.
• https://iacr.org/archive/fse2004/30170280/30170280.pdf