Криптография и свобода
Добавить в закладки К обложке
- Предисловие - Страница 2
- Часть 14 ФАКУЛЬТЕТ - Страница 4
- Глава 1. You are welcome - Страница 7
- Глава 2. Чуда! - Страница 11
- Глава 3. Альбиносы - Страница 15
- Глава 4. Бытие - Страница 21
- Глава 5. Microsoft solution partner - Страница 24
- Глава 6. Экзамены - Страница 28
- Глава 7. Каникулы - Страница 32
- Глава 8. Криптография - Страница 36
- Глава 9. Прощание с факультетом - Страница 40
- Часть 2КОЛЕЯ - Страница 44
- Глава 1. Спецуправление - Страница 45
- Глава 2. У Степанова - Страница 48
- Глава 3. Оперативные наряды - Страница 52
- Глава 4. Шифры на новой элементной базе - Страница 55
- Глава 5. Взломаем? - Страница 60
- Глава 6. Там выезд есть из колеи… - Страница 64
- Часть 3ПЯТИЛЕТКА ПЫШНЫХ ПОХОРОН - Страница 67
- Глава 1. …на все время праздников - Страница 68
- Глава 2. Каждый чекист – коммунист - Страница 70
- Глава 3. Логарифмические подстановки - Страница 74
- Глава 4. Совхоз - Страница 78
- Глава 5. Ученый совет - Страница 81
- Глава 6. IBM PC XT - Страница 84
- Часть 4LOADING… - Страница 86
- Глава 1. Rub berries body - Страница 87
- Глава 2. Бормотуха - Страница 88
- Глава 3. Верхи не могут, низы не хотят… - Страница 90
- Глава 4. Криптографические верхи не хотят, а низы не могут… - Страница 92
- Глава 5. Фанат - Страница 94
- Глава 6. Умножение и деление - Страница 96
- Часть 5EXECUTE! - Страница 98
- Глава 1. 17 пунктов - Страница 99
- Глава 2. Криптоцентр - Страница 101
- Глава 3. Криптографическая приватизация - Страница 103
- Глава 4. Фальшивые авизо - Страница 106
- Глава 5. Подробности… - Страница 108
- Глава 6. Итого - Страница 118
- Часть 6СВОБОДА? - Страница 120
- Глава 1. Гениальный директор - Страница 122
- Глава 2. Тучи ходят хмуро… - Страница 127
- Глава 3. Break - Страница 130
- Глава 4. Next step - Страница 133
- Глава 5. Бомбила - Страница 136
- Глава 6. TeleDoc - Страница 141
- Глава 7. Частное предприятие - Страница 146
- Глава 8. Тупик - Страница 152
- Глава 9. One way ticket - Страница 156
то, поскольку 2n–2n-1 = 2n-1, то (6) будет справедливо и при значении y1 = y+2n-1. Таким образом, элемент p(2n-1)(2n-1) не может быть нечетным.
Предположим, что некоторая i-я строка целиком ненулевая. Это означает, что среди значений j,j1,…,j2n-1, получаемых по формуле
jk =П(k+i)- П(k) (7)
содержатся все ненулевые элементы из Z/2n, а какой-то один элемент встретился ровно 2 раза.
Просуммируем соотношение (7) по всем k от 0 до 2n-1. Поскольку П – подстановка, то в правой части суммы получается 0, следовательно, сумма всех значений jk также должна быть нулевой.
Но среди j,j1,…,j2n-1 содержатся все ненулевые элементы из Z/2n, а какой-то один элемент встретился ровно 2 раза. Поскольку сумма (по модулю 2n) всех ненулевых элементов кольца Z/2n равна 2n-1(2n-1) = 2n-1, то элементом, встретившимся два раза, должно быть 2n-1.
Тогда, в силу свойства pij = p(2n-i)(2n-j) для любого значения i должно выполняться
pi2n-1 = p(2n-i)2n-1 = 2
и при i<>2n-1 получается, что в 2n-1 столбце как минимум 2 элемента равны 2. Следовательно, если некоторая i-я строка при i<>2n-1 целиком ненулевая, то 2n-1 столбец заведомо содержит хотя бы один нулевой элемент, т.е. множество (GП)2 не является 2-транзитивным ни при какой подстановке П.
И еще отсюда сразу же вытекает, что общее число нулей в матрице P(П) не может быть меньше, чем 2n-3. В этом случае в матрице ровно две ненулевых строки, расположенных симметрично друг от друга, а в средней строке с номером 2n-1 ровно одно нулевое значение посередине: p(2n-1)(2n-1) = 0.
Подобными же методами легко показать, что в общем случае множество (GП)k является 2-транзитивным при k>2 в том и только том случае, когда матрица P(П)k-1 не содержит нулей. В частности, множество (GП)3 является 2-транзитивным тогда и только тогда, когда матрица P(П)2 не содержит нулей.
Стало ясно, в каком направлении вести математические раскопки теории шифров на новой элементной базе: изучать матрицы P(П) для различных подстановок П. Здесь сразу же выделялись плохие подстановки – это линейные преобразования вида
П(x) = ax+b
В этом случае при любом фиксированном i<>0 система (2) имеет решение только при одном значении j<>0, такая матрица заведомо не будет положительной ни в какой степени и свойство 2-транзитивности недостижимо. Число нулей у такой матрицы будет максимальным.
А можно ли построить подстановки с минимально возможным числом нулей в матрице P(П)? Этот вопрос уже гораздо интереснее, простого и тривиального ответа на него нет. Пока. Но в следующих главах этой книги ситуация проясниться и в конечном итоге получится очень красивый результат.
Но это больше теоретические дебри. С точки зрения практического применения гораздо важнее знать, чего можно ожидать от матрицы P(П) при случайном и равновероятном выборе П. И здесь были доказаны очень важные теоремы о том, что в среднем ненулевых элементов в этой матрице будет примерно 2/3, что с вероятностью, близкой к 1, при случайном и равновероятном выборе П матрица P(П)2 не будет содержать нулевых элементов, а группа <g,П> будет совпадать с симметрической. В общем, все то, что требуется для использования подстановки П в качестве случайного разового ключа.
Вот такая была предыстория работ по шифрам на новой элементной базе. А ребята из НИИ Автоматики, по мотивам всех этих результатов, придумали следующую схему блочного шифра, работающего на основе байтового регистра сдвига и использующего только самые типовые операции с байтами, которые заложены в архитектуру появлявшихся тогда микропроцессоров. Эту схему назвали «Ангстрем-3».
В ней два регистра сдвига, работающих с байтами. В первый регистр сдвига длиной 8 байт записывается 8-байтовый блок открытого текста, во второй – ключ, или как его еще можно здесь назвать входное слово, длины Т для первого регистра. Схема крутится Т тактов, после чего заполнение первого регистра выдается в качестве 8 байтового блока шифртекста. Типичный блочный шифр, все операции сложения – в кольце Z/256, реализация – изумительно простая, если писать программу, то это буквально две-три строки.
- 1
- 2
- 3
- 4
- 5
- 6
- 7
- 8
- 9
- 10
- 11
- 12
- 13
- 14
- 15
- 16
- 17
- 18
- 19
- 20
- 21
- 22
- 23
- 24
- 25
- 26
- 27
- 28
- 29
- 30
- 31
- 32
- 33
- 34
- 35
- 36
- 37
- 38
- 39
- 40
- 41
- 42
- 43
- 44
- 45
- 46
- 47
- 48
- 49
- 50
- 51
- 52
- 53
- 54
- 55
- 56
- 57
- 58
- 59
- 60
- 61
- 62
- 63
- 64
- 65
- 66
- 67
- 68
- 69
- 70
- 71
- 72
- 73
- 74
- 75
- 76
- 77
- 78
- 79
- 80
- 81
- 82
- 83
- 84
- 85
- 86
- 87
- 88
- 89
- 90
- 91
- 92
- 93
- 94
- 95
- 96
- 97
- 98
- 99
- 100
- 101
- 102
- 103
- 104
- 105
- 106
- 107
- 108
- 109
- 110
- 111
- 112
- 113
- 114
- 115
- 116
- 117
- 118
- 119
- 120
- 121
- 122
- 123
- 124
- 125
- 126
- 127
- 128
- 129
- 130
- 131
- 132
- 133
- 134
- 135
- 136
- 137
- 138
- 139
- 140
- 141
- 142
- 143
- 144
- 145
- 146
- 147
- 148
- 149
- 150
- 151
- 152
- 153
- 154
- 155
- 156
- 157