Eine Zufallsfolge wird aus einem nur einmalig zu verwendenden Schlüssel erzeugt. Der Klartext wird Bit für Bit per XOR mit der Zufallsfolge verknüpft, um die Daten zu verschlüsseln.
Der Zufallsgenerator verwendet eine sogenannte S-Box, eine zufällig gewählte Permutation oder Substitution der Zahlen 0 bis 255. Die S-Box wird in einem ersten Schritt aus dem geheimen Schlüssel berechnet und anschließend zur Berechnung der Zufallsfolge verwendet. Nach jedem Berechnungsschritt werden zwei Werte der S-Box vertauscht.
Die Sicherheit eines solchen Verfahrens ist nur gewährleistet, wenn sich die Zufallsfolge nicht wiederholt. Daher darf der Schlüssel bzw. das Passwort nur einmalig verwendet werden. Für die Besetzung der S-Box und die Werte zweier weiterer Variablen gibt es ca. 21684 Möglichkeiten, was einer Schlüssellänge von 210 (1684/8) Zeichen entsprechen würde. Nach dem Geburtstagsparadoxon ist zu erwarten, dass es Schlüssel mit einer Schlüssellänge von Zeichen gibt, die identische Permutationen der S-Box erzeugen. Bekannt sind mittlerweile mindestens zwei 24 Zeichen (192 Bit) lange Schlüssel, die zur gleichen Permutation der S-Box führen. Damit gibt es zwei verschiedene Schlüssel, die zur gleichen Verschlüsselungsfolge führen.[3]
Der Algorithmus ist sehr einfach mit praktisch jeder Hard- und Software zu implementieren und sehr effizient berechenbar.
Im WEP wurde der einmalige Schlüssel durch einfaches Zusammensetzen eines festen geheimen Schlüssels und eines Session Key bestimmt. In diesem Fall ist es jedoch möglich, den festen geheimen Schlüssel abzuleiten. Falls der Schlüssel mit einer Hashfunktion quasi zufällig gewählt wird, kann der RC4 aber weiterhin als sicher betrachtet werden.
Bei Microsoft-Windows-Systemen, welche an eine NT-Domäne angebunden sind, wird das Anmeldepasswort, welches der Benutzer in der GINA-Oberfläche eingibt, nach vorangegangener Aushandlung eines Schlüssels per RC4-HMAC verschlüsselt und durch einen Kerberos-Frame an den Server übertragen. Die Aushandlung des Schlüssels findet während der Meldung „Netzwerkverbindungen werden vorbereitet“ statt.
Algorithmus
Die Nachschlagephase von RC4 bei einem Alphabet der Größe eines Bytes. Das Ausgabebyte wird von den Werten und ausgewählt, diese werden addiert modulo 256 gerechnet.
Kern des Verfahrens ist die sogenannte S-Box, eine zufällige Vertauschung oder Permutation des Standard-Alphabets (Byte-Werte 0–255). Mittels der S-Box wird eine Zufallsfolge erzeugt, die Bit für Bit durch Addition modulo 2, auch XOR-Verknüpfung genannt, mit dem Nachrichtenstrom verknüpft wird. Die S-Box wird zunächst als identische Abbildung vorbesetzt, so dass für i=0 bis 255 gilt.
Die initiale Belegung der S-Box kann mit dem folgenden Pseudo-Code beschrieben werden. Die S-Box wird dabei aus dem Schlüssel der Länge Byte berechnet:
k[]: gegebene Schlüssel-Zeichenfolge der Länge 5 bis 256 Byte
L := Länge des Schlüssels in Byte
s[]: Byte-Vektor der Länge 256
Für i = 0 bis 255
s[i] := i
j := 0
Für i = 0 bis 255
j := (j + s[i] + k[i mod L]) mod 256
vertausche s[i] mit s[j]
Die anschließende Berechnung der Zufallsfolge erfolgt analog:
klar[]: gegebene Klartext-Zeichenfolge der Länge X
schl[]: Vektor zum Abspeichern des Schlüsseltextes
i := 0
j := 0
Für n = 0 bis X-1
i := (i + 1) mod 256
j := (j + s[i]) mod 256
vertausche s[i] mit s[j]
zufallszahl := s[(s[i] + s[j]) mod 256]
schl[n] := zufallszahl XOR klar[n]
Zum Entschlüsseln verwendet man den gleichen Algorithmus, wobei der Schlüsseltext anstelle des Klartextes eingegeben wird. Zwei XOR-Verknüpfungen mit derselben Zufallszahl heben sich gegenseitig auf, und als Ausgabe entsteht wieder der Klartext.
Sicherheit
Wie jede Stromchiffre bietet auch RC4 keinen Integritätsschutz. Wenn ein Angreifer ein Bit einer verschlüsselten Nachricht ändert, so ändert er damit auch das gleiche Bit des Klartextes.
Der erste praktische Angriff auf RC4 gelang Scott Fluhrer, Itsik Mantin und Adi Shamir im Jahr 2001.[4]RSA Security empfahl daraufhin, die ersten 256 Bytes (eine Runde) des Schlüsselstroms zu verwerfen.[5]
Andreas Klein verbesserte daraufhin den Angriff, so dass er auch dann noch funktioniert.[6] Er empfahl, die Ausgabe der ersten 12 Runden zu verwerfen.
Anfang 2013 wurde ein neues Angriffsszenario von AlFardan, Bernstein, Paterson, Poettering und Schuldt vorgeschlagen, das statistische Auffälligkeiten im von RC4 erzeugten Datenstrom nutzt,[7][8] um eine Nachricht zu entziffern, die über mehrere RC4-verschlüsselte TLS-Verbindungen übertragen wird.[9][10]
2015 stellten Mathy Vanhoef und Frank Piessens einen praktisch durchführbaren Angriff vor, in dem Magic-Cookies innerhalb von 52 Stunden entziffert werden konnten.[11]
Die Internet Engineering Task Force verbietet mit dem RFC 7465 seit Februar 2015 den Einsatz von RC4, da in der Praxis die Zahl der Versuche, die zum Brechen der Verschlüsselung nötig wären, zu klein geworden wäre und sie keine ausreichend hohe Sicherheit für TLS-Sessions mehr bieten könne.[15][2]
Spritz
Am 27. Oktober 2014 stellten Ronald L. Rivest und Jacob C. N. Schuldt eine verbesserte Variante von RC4 namens Spritz vor.[16] Diese neue Variante ist auch Grundlage einer kryptographischen Hashfunktion. Allerdings wird die Performance von RC4 nicht erreicht. Der Algorithmus ist nur etwa halb so schnell wie RC4, und auch langsamer als die Blockchiffre Advanced Encryption Standard im Counter Mode.[16] Die Schlüsselberechnung dauert länger als bei RC4.[17]
Es folgt eine kurze Gegenüberstellung der Kernstücke von RC4 und SPRITZ.
RC4:
i = i + 1
j = j + S[i]
SWAP(S[i],S[j])
z = S[S[i] + S[j]]
Return z
SPRITZ:
i = i + w
j = k + S[j + S[i]]
k = i + k + S[j]
SWAP(S[i],S[j])
z = S[j + S[i + S[z + k]]]
Return z
Der Parameter w ist eine zu N teilerfremde Zahl, wobei N (meist 256) die Größe des Arrays S ist. Addiert wird immer modulo N. Nach N Iterationen hat i daher jeden Wert von 0 bis N-1 genau einmal angenommen. Jeder Wert in S wurde entsprechend mindestens einmal mit einer zufällig gewählten Position vertauscht.
↑ ab
A. Popov: RFC: 7465 – Prohibiting RC4 Cipher Suites. Februar 2015 (englisch).
↑Mitsuru Matsui: Key Collisions of the RC4 Stream Cipher. Fast Software Encryption, 2009. In: Lecture Notes. In: Computer Science, Nummer 5665, Springer Verlag, 2009, S. 38–50, Präsentation (PDF; 267 kB; englisch)
↑Scott Fluhrer, Itsik Mantin, Adi Shamir: Weaknesses in the Key Scheduling Algorithm of RC4. In: Selected Areas in Cryptography (= Lecture Notes in Computer Science). Band2259. Springer, 2001, S.1–24, doi:10.1007/3-540-45537-X_1 (weizmann.ac.il).
↑Andreas Klein: Attacks on the RC4 stream cipher. In: Designs, Codes and Cryptography. Band48, Nr.3. Springer, 2008, S.269–286, doi:10.1007/s10623-008-9206-6.
↑Nadhem AlFardan, Daniel J. Bernstein, Kenneth G. Paterson, Bertram Poettering, Jacob C.N. Schuldt: On the Security of RC4 in TLS. 2013, ISBN 978-1-931971-03-4 (usenix.org).
↑Pouyan Sepehrdad, Serge Vaudenay, Martin Vuagnoux: Discovery and Exploitation of New Biases in RC4. In: Lecture Notes in Computer Science. Band6544, 2011, S.74–91, doi:10.1007/978-3-642-19574-7_5 (englisch, springer.com).
↑Nadhem AlFardan, Dan Bernstein, Kenny Paterson, Bertram Poettering, Jacob Schuldt: On the Security of RC4 in TLS. Royal Holloway University of London, abgerufen am 13. März 2013.
![{\displaystyle S[i]}](https://wikimedia.org/api/rest_v1/media/math/render/svg/bcac18d365382145819781be2eb59d84dd8b4496)
![{\displaystyle S[j]}](https://wikimedia.org/api/rest_v1/media/math/render/svg/b0797f9b29597814cc2f1df38e953a9e937d0afe)
![{\displaystyle S[i]=i}](https://wikimedia.org/api/rest_v1/media/math/render/svg/56d87391178770c17ef945a80918fe6330db29d2)
