SQUARE

SQUARE
Создатель	Винсент Рэймен, Йоан Даймен, Ларс Кнудсен
Создан	1997
Опубликован	1997
Размер ключа	128 бит
Размер блока	128 бит
Число раундов	8
Тип	Подстановочно-перестановочная сеть

SQUARE — в криптографии симметричный блочный криптоалгоритм, разработанный в 1997 году Винсентом Рэйменом, Йоаном Дайменом и Ларсом Кнудсеном.

Считается предшественником алгоритма AES. Структура алгоритма была подобрана авторами для возможности получения эффективной реализации на широком спектре процессоров, а также для криптостойкости к дифференциальному и линейному криптоанализу.

Описание алгоритма

Алгоритм SQUARE использует ключ длиной 128 бит, данные шифруются 128-битными блоками, однако модульный подход к построению шифра позволяет легко расширить до больших размеров длину ключа и длину блока данных. Один раунд SQUARE состоит из четырёх отдельных преобразований. Данные представляются байтовым квадратом размера 4x4. Основные составляющие этого шифра — это пять различных обратимых преобразований, которые воздействуют на массив байтов размера ${\displaystyle 4\times 4}$.^[1]

Преобразования в раунде шифрования

Линейное преобразование ${\displaystyle \theta }$

Линейное преобразование ${\displaystyle \theta }$ воздействует на каждую строку в квадрате данных. Оно представляется формулой ${\displaystyle {b_{i,j}=c_{j}a_{i,0}\oplus c_{j-1}a_{i,1}\oplus c_{j-2}a_{i,2}\oplus c_{j-3}a_{i,3}}}$, где:

• ${\displaystyle {a_{i,j}}}$ — значение байта, находящегося в ${\displaystyle i}$-й строке и ${\displaystyle j}$-м столбце в квадрате данных;
• ${\displaystyle {b_{i,j}}}$ — новое значение байта в квадрате;
• ${\displaystyle {c_{n}}}$ — набор констант;
• умножения выполняются в поле Галуа ${\displaystyle {GF(2^{8})}}$;

Важно, что поле ${\displaystyle {GF(2^{8})}}$ имеет характеристику 2, то есть операция сложения соответствует побитовому ${\displaystyle \mathrm {xor} }$. Каждая ${\displaystyle i}$-ая строка в квадрате может быть представлена в виде полинома ${\displaystyle a_{i}(x)=a_{i,0}\oplus a_{i,1}x\oplus a_{i,2}x^{2}\oplus a_{i,3}x^{3}}$. Тогда, определяя коэффициенты ${\displaystyle {c_{n}}}$ как полином ${\displaystyle {c(x)=\oplus _{j}c_{j}x^{j}}}$, преобразование ${\displaystyle \theta }$ можно представить в виде произведения полиномов: ${\displaystyle b_{i}(x)=c(x)a_{i}(x)\mod 1\oplus x^{4}}$, здесь ${\displaystyle b_{i}(x)}$ — новое значение строки квадрата, представленное в виде полинома, и ${\displaystyle c(x)=2\oplus 1\cdot x\oplus 1\cdot x^{2}\oplus 3\cdot x^{3}}$ . Обратному преобразованию ${\displaystyle \theta ^{-1}}$ соответствует полином ${\displaystyle d(x)}$, определённый по формуле ${\displaystyle c(x)d(x)=1{\pmod {1}}\oplus x^{4}}$.^[2]

Нелинейное преобразование ${\displaystyle \gamma }$

Данное преобразование является табличной заменой ${\displaystyle \gamma }$. Таблица, по которой осуществляется замена:

B1

CE

C3

95

5A

AD

E7

02

4D

44

FB

91

0C

87

A1

50

CB

67

54

DD

46

8F

E1

4E

F0

FD

FC

EB

F9

C4

1A

6E

5E

F5

CC

8D

1C

56

43

FE

07

61

F8

75

59

FF

03

22

8A

D1

13

EE

88

00

0E

34

15

80

94

E3

ED

B5

53

23

4B

47

17

A7

90

35

AB

D8

B8

DF

4F

57

9A

92

DB

1B

3C

C8

99

04

8E

E0

D7

7D

85

BB

40

2C

3A

45

F1

42

65

20

41

18

72

25

93

70

36

05

F2

0B

A3

79

EC

08

27

31

32

B6

7C

B0

0A

73

5B

7B

B7

81

D2

0D

6A

26

9E

58

9C

83

74

B3

AC

30

7A

69

77

0F

AE

21

DE

D0

2E

97

10

A4

98

A8

D4

68

2D

62

29

6D

16

49

76

C7

E8

C1

96

37

E5

CA

F4

E9

63

12

C2

A6

14

BC

D3

28

AF

2F

E6

24

52

C6

A0

09

BD

8C

CF

5D

11

5F

01

C5

9F

3D

A2

9B

C9

3B

BE

51

19

1F

3F

5C

B2

EF

4A

CD

BF

BA

6F

64

D9

F3

3E

B4

AA

DC

D5

06

C0

7E

F6

66

6C

84

71

38

B9

1D

7F

9D

48

8B

2A

DA

A5

33

82

39

D6

78

86

FA

E4

2B

A9

1E

89

60

6B

EA

55

4C

F7

E2

Преобразование ${\displaystyle \pi }$

то есть 0 заменится на B1, 1 — на CE, и так далее.^[1]

Байтовая перестановка ${\displaystyle \pi }$

Байтовая перестановка осуществляет транспонирование байтового квадрата, то есть ${\displaystyle {a_{i,j}=a_{j,i}}}$.

Сложение с ключом раунда ${\displaystyle \sigma [K_{i}]}$

Эта операция — побитовое сложение 128 бит данных с ключом раунда, ${\displaystyle {b=a\oplus K_{i}}}$, где:

• ${\displaystyle {a}}$ и ${\displaystyle {b}}$ — значение 128 бит данных перед преобразованием и после;
• ${\displaystyle {K_{i}}}$ — ключ раунда ${\displaystyle {i}}$.^[2]

Процедура получения ключей

Для шифрования необходимо получить 8 128-битных ключей раундов, а также ключ для предварительного раунда из ключа шифрования алгоритма.

Процедура ${\displaystyle \psi }$ получения ключей.

Процедура получения ключа описывается преобразованием ${\displaystyle \psi :K_{i+1}=\psi (K_{i})}$, выполняющимся над ключом, представленным, как и блок данных, байтовым квадратом 4x4. Преобразование ${\displaystyle \psi }$ описывается следующими операциями:

• ${\displaystyle {k_{0,i+1}=k_{0,i}\oplus rotl(k_{3,i})\oplus C_{i}}}$;
• ${\displaystyle {k_{1,i+1}=k_{1,i}\oplus k_{0,i+1}}}$;
• ${\displaystyle {k_{2,i+1}=k_{2,i}\oplus k_{1,i+1}}}$;
• ${\displaystyle {k_{3,i+1}=k_{3,i}\oplus k_{2,i+1}}}$;

где:

• ${\displaystyle {k_{n,i}}}$ — ${\displaystyle n}$-я строка байтового квадрата ключа ${\displaystyle i}$-го раунда;
• ${\displaystyle C_{i}}$ — константа для ${\displaystyle i}$-го раунда, вычисляемая по формуле ${\displaystyle {C_{i+1}=2\cdot C_{i}}}$, ${\displaystyle C_{0}=1}$;
• ${\displaystyle {rotl()}}$ — операция циклического сдвига байтовой строки на один байт влево: ${\displaystyle rotl[a_{i,0},a_{i,1},a_{i,2},a_{i,3}]=[a_{i,1},a_{i,2},a_{i,3},a_{i,0}]}$;

Исходный ключ алгоритма шифрования используется как ключ для предварительного раунда.^[2]

Шифрование

Обозначим один раунд шифрования как ${\displaystyle \rho [k^{t}]=\sigma [k^{t}]\circ \pi \circ \gamma \circ \theta }$. Также, восьми раундам преобразования предшествует сложение с ключом ${\displaystyle \sigma [K_{0}]}$ и ${\displaystyle \theta ^{-1}}$:${\displaystyle \mathrm {Square} [k]=\rho [k^{8}]\circ \rho [k^{7}]\circ \rho [k^{6}]\circ \rho [k^{5}]\circ \rho [k^{4}]\circ \rho [k^{3}]\circ \rho [k^{2}]\circ \rho [k^{1}]\circ \sigma [k^{0}]\circ \theta ^{-1}}$.^[2]

Расшифрование

Алгоритм расшифрования аналогичен алгоритму шифрования, но вместо преобразований ${\displaystyle \gamma }$ и ${\displaystyle \theta }$ используются обратные преобразования ${\displaystyle \gamma ^{-1}}$ и ${\displaystyle \theta ^{-1}}$, при этом ${\displaystyle \gamma ^{-1}}$ — это обратная табличная замена, а ${\displaystyle \theta ^{-1}}$ — это умножение строки на полином ${\displaystyle d(x)}$ такой, что ${\displaystyle d(x)c(x)=1{\pmod {1\oplus x^{4}}}}$, также в предварительном раунде используется преобразование ${\displaystyle \theta }$ вместо ${\displaystyle \theta ^{-1}}$. Из формулы для шифрования видно, что

${\displaystyle \mathrm {Square^{-1}} [k]=\theta \circ \sigma ^{-1}[k^{0}]\circ \rho ^{-1}[k^{1}]\circ \rho ^{-1}[k^{2}]\circ \rho ^{-1}[k^{3}]\circ \rho ^{-1}[k^{4}]\circ \rho ^{-1}[k^{5}]\circ \rho ^{-1}[k^{6}]\circ \rho ^{-1}[k^{7}]\circ \rho ^{-1}[k^{8}]}$,

где ${\displaystyle \rho ^{-1}[k^{t}]=\theta ^{-1}\circ \gamma ^{-1}\circ \pi ^{-1}\circ \sigma ^{-1}[k^{t}]=\theta ^{-1}\circ \gamma ^{-1}\circ \pi \circ \sigma [k^{t}]}$. Так как ${\displaystyle \gamma ^{-1}\circ \pi =\pi \circ \gamma ^{-1}}$, и, более того, так как ${\displaystyle \theta ^{-1}(a)\oplus k^{t}=\theta ^{-1}(a+\theta (k^{t}))}$, получаем ${\displaystyle \sigma [k^{t}]\circ \theta ^{-1}=\theta ^{-1}\circ \sigma [\theta (k^{t})]}$. Теперь один раунд для расшифрования можно определить как ${\displaystyle \rho '[k^{t}]=\sigma [k^{t}]\circ \pi \circ \gamma ^{-1}\circ \theta ^{-1}}$, и полная формула для расшифрования записывается как :

${\displaystyle \mathrm {Square} ^{-1}=\rho '[k^{8}]\circ \rho '[k^{7}]\circ \rho '[k^{6}]\circ \rho '[k^{5}]\circ \rho '[k^{4}]\circ \rho '[k^{3}]\circ \rho '[k^{2}]\circ \rho '[k^{1}]\circ \sigma [k^{0}]\circ \theta }$.^[2]

Безопасность

Исследование криптостойкости создателями алгоритма

Алгоритм обладает высокой стойкостью против линейного и дифференциального криптоанализа, благодаря преобразованиям ${\displaystyle \theta }$ и ${\displaystyle \gamma }$, которые понижают максимальную вероятность появления дифференциальных следов и максимальную корреляцию линейных следов за 4 раунда преобразований. Первый криптоанализ SQUARE был проведён его авторами с использованием интегрального криптоанализа, который позже стал известен как Square-атака.^[2]

Описание Square-атаки

Прежде всего, введем несколько определений:

Определение 1: Пусть ${\displaystyle \Lambda }$-множество — набор из 256 16-байтовых состояний, каждое из которых отличается от других в некоторых байтах, которые назовём активными, и совпадают в некоторых байтах, которые будем называть пассивными. Далее, ${\displaystyle \lambda }$ — это набор индексов активных байтов.^[3] Имеем:

${\displaystyle \forall x,y\in \Lambda :{\begin{cases}x_{i,j}\neq y_{i,j},for(i,j)\in \lambda \\x_{i,j}=y_{i,j},for(i,j)\notin \lambda \end{cases}}}$.

Определение 2: Если применение операции исключающего «или» ко всем байтам на одной позиции в ${\displaystyle \Lambda }$-множестве даёт 0, то эта позиция называется уравновешенной по ${\displaystyle \Lambda }$-множеству.^[3]

Применение преобразований ${\displaystyle \gamma }$ и ${\displaystyle \sigma [k^{t}]}$ к ${\displaystyle \Lambda }$-множеству даёт ${\displaystyle \Lambda }$-множество с тем же ${\displaystyle \lambda }$. Применение преобразования ${\displaystyle \pi }$ даёт ${\displaystyle \Lambda }$-множество, в котором активные байты транспонированы (относительно активных байтов в исходном ${\displaystyle \Lambda }$-множестве). Также, применение ${\displaystyle \theta }$ к ${\displaystyle \Lambda }$-множеству необязательно вернёт ${\displaystyle \Lambda }$-множество, однако, так как каждый выходной байт ${\displaystyle \theta }$ является линейной комбинацией четырёх входных байт в той же строке, то, подавая строку с всего одним активным байтом, на выходе получим строку состоящую только из активных байт. ^[2] Рассмотрим ${\displaystyle \Lambda }$-множество, в котором только один байт является активным и проследим, как изменяется позиция активного байта в течение трех раундов (здесь предварительный раунд объединён с первым: ${\displaystyle \rho [k^{1}]\circ \sigma [k^{0}]\circ \theta ^{-1}}$, который в итоге записывается как ${\displaystyle \sigma [k^{1}]\circ \pi \circ \gamma \circ \theta \circ \sigma [k^{0}]\circ \theta ^{-1}=\sigma [k^{1}]\circ \pi \circ \gamma \circ \sigma [\theta (k^{0})]}$). Так как первый раунд не содержит ${\displaystyle \theta }$, то к началу второго раунда остается один активный байт. Во втором раунде ${\displaystyle \theta }$ преобразует в строку активных байтов, которые ${\displaystyle \pi }$ преобразует в столбец активных байт. ${\displaystyle \theta }$ в третьем раунде переводит результат в ${\displaystyle \Lambda }$-множество, состоящее только из активных байт. Значения байт на выходе третьего раунда пробегают все возможные значения, следовательно, уравновешены по множеству ${\displaystyle \Lambda }$, имеем

${\displaystyle {\underset {b=\theta (a),a\in \Lambda }{\bigoplus }}b_{i,j}={\underset {a\in \Lambda }{\bigoplus }}{\underset {k}{\bigoplus }}c_{j-k}a_{i,k}={\underset {l}{\bigoplus }}c_{l}{\underset {a\in \Lambda }{\bigoplus }}a_{i,l+j}={\underset {l}{\bigoplus }}c_{l}0=0,}$

значит байты на выходе ${\displaystyle \theta }$ в четвёртом раунде уравновешены по ${\displaystyle \Lambda }$-множеству. Эта уравновещенность нарушается последующим применением ${\displaystyle \gamma }$. Выходные байты четвёртого раунда могут быть выражены с помощью функции от промежуточного состояния ${\displaystyle b}$: ${\displaystyle a_{i,j}=S_{\gamma }[b_{j,i}]\oplus k_{i,j}^{4}}$. Предполагая значение ${\displaystyle k_{i,j}^{4}}$, значение ${\displaystyle b_{j,i}}$ для всех элементов ${\displaystyle \Lambda }$-множества могут быть вычислены из шифротекстов. Если значение этого байта оказалось неуравновешенным по ${\displaystyle \Lambda }$, то предположенное значение ключа ${\displaystyle k_{i,j}^{4}}$ является ложным. Этот метод криптоанализа позволил взломать 6-раундовый вариант шифра с использованием ${\displaystyle 2^{32}}$ блоков открытого текста и соответствующих им блоков шифротекста и выполнением ${\displaystyle 2^{72}}$ операций шифрования.^[2]

В 2010 году была представлена атака на связанных ключах методом бумеранга. Ранее подобная атака применялась к шифрам KASUMI, COCONUT98, IDEA и AES-192/256. Это была первая атака на полнораундовый SQUARE.^[4] В 2011 году был проведён криптоанализ полнораундового варианта SQUARE с помощью полного двудольного графа. Данный тип атаки позволил взломать шифр с использованием одного ключа, ${\displaystyle 2^{48}}$ открытых текстов и проведения ${\displaystyle 2^{126}}$ операций шифрования.^[5]

Особенности шифра

Шифр SQUARE создавался, соответствуя стратегии широкого следа — каждый раунд шифра состоит из нескольких преобразований, нелинейной перестановки и композиции линейных преобразований — что дало шифру высокую криптостойкость против линейного и дифференциального криптоанализа. Составляющие блоки алгоритма и их взаимодействие подбирались также исходя из возможности быстрой реализации на широком спектре процессоров.^[6] Реализация алгорима на языке Си имела скорость шифрования 2.63 Мбайт/с, запускаемая на процессоре Pentium с частотой 100 МГц, а реализация на языке Ассемблер увеличивала скорость шифрования вдвое. Данный алгоритм получил развитие и стал основой нового американского стандарта — шифра Rijndael, который был разработан группой авторов SQUARE. Кстати, на конкурсе AES, эксперты отметили, что «в основе алгоритма Rijndael лежит нетрадиционная парадигма, поэтому он может содержать скрытые уязвимости»^[1]. Именно по этой причине сам SQUARE сейчас используется редко, уступая в популярности своему потомку — Rijndael. Также потомком шифра является южнокорейский алгоритм CRYPTON, участник конкурса AES.

См. также

• Rijndael

Примечания

1. Панасенко, 2009.
2. The Block Cipher SQUARE, 1997.
3. Impossible differential and square attacks: Cryptanalytic link and application to Skipjack, 2001.
4. Koo, Yeom, Song, 2010.
5. Biclique Cryptanalisis of the Block Cipher SQUARE, 2011.
6. The Block Cipher Square Algorithm  (неопр.). Дата обращения: 13 декабря 2013. Архивировано 13 декабря 2013 года.

Литература

• J. Daemen, L. Knudsen, V. Rijmen. The Block Cipher SQUARE. — 1997.
• B. Koo, Y. Yeom, J. Song. Related-Key Boomerang Attack on Block Cipher SQUARE. — 2010.
• H. Mala. Biclique Cryptanalisis of the Block Cipher SQUARE. — 2011.
• G.Piret, J.-J. Quisquater. Impossible differential and square attacks: Cryptanalytic link and application to Skipjack. — 2001.
• Панасенко С. П. Алгоритмы шифрования. Специальный справочник — СПб.: BHV-СПб, 2009. — 576 с. — ISBN 978-5-9775-0319-8

Ссылки

• The Block Cipher Square Algorithm, Joan Daemen, Lars R. Knudsen and and Vincent Rijmen, Dr. Dobb’s Journal, October 01, 1997.