CBC-MAC

У криптографії, код автентифікації повідомлення ланцюгуванням шифроблоків (CBC-MAC) — техніка побудови кода автентифікації повідомлення з блочного шифру. Повідомлення шифроване деяким алгоритмом блочного шифрування в режимі CBC для створення ланцюга блоків таких, що кожен блок залежить від правильного шифрування попередніх блоків. Ця взаємозалежність гарантує. що зміна в будь-якому біті відкритого тексту спричинить зміну в останньому зашифрованому блоці, яку не можна передбачити або запобігти без знання ключа блочного шифру.

Для обчислення CBC-MAC повідомлення $m$ користувач шифрує $m$ в режимі CBC з нульовим ініціалізаційним вектором. Наступне зображення є нарисом обчислення CBC-MAC повідомлення з блоків $m_{1}\|m_{2}\|\cdots \|m_{x},$ секретним ключем $k$ і PRP $F:K\times X\to X$ (блочним шифром):

Отримуємо PRF $F_{CBC}:K\times X^{\leq L}\to X.$

Безпека з повідомленнями встановленої і змінної довжини

Якщо використовний блочний шифр безпечний (тобто є псевдовипадковою переставкою), тоді CBC-MAC безпечний для повідомлень встановленого розміру. Однак, не є безпечним для повідомлень змінної довжини. Отже, кожен окремий ключ треба використовувати для повідомлень встановленої і відомої довжини. Нападник, який знає правильну пару повідомлення-тег (тобто CBC-MAC) $(m,$ $t)$ і $(m',$ $t')$ може утворити третє повідомлення $m''$ чий CBC-MAC також буде $t'$. Це робиться простим XOR-енням першого блоку $m'$ з $t$ і тоді приєднанням $m'$ до $m$; тобто через утворення $m''=m\|[(m_{1}'\oplus t)\|m_{2}'\|\dots \|m_{x}']$.

Цю проблему не можна розв'язати через додавання блоку з розміром повідомлення наприкінці. Існує три головних способи зміни CBC-MAC так, щоб убезпечити його для повідомлень змінної довжини^:33:

• Додавання довжини повідомлення в перший блок (англ. length-prepend CBC MAC). Це може бути проблематичним якщо довжина повідомлення не відома, коли почалось опрацювання.
• Використання різних ключів для повідомлень різних довжин (англ. input-length key separation).
• ECBC-MAC, XCBC-MAC.

Також, для захисту цілісності повідомлень змінної довжини, можна розглянути інші режими, наприклад, CMAC (фактично різновид XCBC-MAC) або HMAC.

ECBC-MAC

XCBC-MAC

$pad(b)={\begin{cases}b,&{\mbox{if }}|b|=n\\b10...0,&{\mbox{if }}|b|<n\end{cases}}$

Переваги

• Робить найменшу кількість викликів блочного шифру для MAC такого типу
• Правильно обробляє повідомлення будь-якої довжини
• Блочний шифр викликається лише з одним ключем: $k_{1}$
• Блочний шифр викликається лише в напрямку шифрування
• Дозволяє обробку по ходу
• Легкий у втіленні, знайомий користувачам
• Вільний
• XCBC — це PRF (не тільки MAC)

  – Безпечна PRF завжди є MAC

  – Не використовується нонс/IV

  – Тегі коротші

  – Тегі можна обрізати

  – Інші застосування

  • Розділення ключа

  • PRG

  • Протоколи квитування (підтвердження) зв'язку

• Доведеннєво безпечний (припускаючи, що E є PRP)

Вади

• Обмежені можливості розпаралелювання (притаманно CBC-MAC)
• Довжина ключа $k+2n$

Порівняння різновидів CBC-MAC

Ім'я	Домен	#E викликів	#E ключів	Довжина ключа	#E викликів до обробки
CBC-MAC	$(\{0,1\}^{n})^{m}$	$|M|/n$	$1$	$k$	0
EMAC	$\{0,1\}^{*}$	$1+{\mathcal {d}}(|M|+1)/n{\mathcal {e}}$	$2$	$2k$	0
RMAC	$\{0,1\}^{*}$	$1+{\mathcal {d}}(|M|+1)/n{\mathcal {e}}$	$1+\#M$	$2k$	0
XCBC	$\{0,1\}^{*}$	$1+{\mathcal {d}}|M|/n{\mathcal {e}}$	$1$	$k+2n$	0
TMAC	$\{0,1\}^{*}$	$1+{\mathcal {d}}|M|/n{\mathcal {e}}$	$1$	$k+n$	0
XCBC+kst	$\{0,1\}^{*}$	$1+{\mathcal {d}}|M|/n{\mathcal {e}}$	$2$	$k$	3 або 4
TMAC+kst	$\{0,1\}^{*}$	$1+{\mathcal {d}}|M|/n{\mathcal {e}}$	$2$	$k$	2 або 3
OMAC	$\{0,1\}^{*}$	$1+{\mathcal {d}}|M|/n{\mathcal {e}}$	$1$	$k$	1

«#E викликів до обробки» — позначає кількість викликів блочного шифру в попередньому опрацюванні. Ці виклики можна робити без повідомлення. Для XCBC+kst і TMAC+kst за блочний шифр припускаємо AES.

kst — техніка розділення ключів (англ. key separation technique).

Посилання

• XCBC: Версія CBC MAC для опрацювання повідомлень довільної довжини [Архівовано 4 червня 2011 у Wayback Machine.] на сайті NIST. (англ.)