CC BY
25
УДК 519.713
ЭКСПЕРИМЕНТЫ ПО ВОССТАНОВЛЕНИЮ ПЕРЕХОДОВ АВТОМАТА С БИЕКТИВНОЙ ФУНКЦИЕЙ ВЫХОДОВ
В. Н. Тренькаев
Конечный автомат называется автоматом с биективной функцией выходов (автоматом без потери информации по [1]), если при фиксации любого состояния такой автомат осуществляет взаимно однозначное отображение множества входных символов на множество выходных символов. Известно [2], что автоматы данного класса используются в криптографии для шифрования конфиденциальной информации. Шифрующий автомат преобразует осмысленные открытые тексты в нечитаемые шифрованные. При этом существует возможность однозначно восстановить исходный открытый текст по известному шифрованному тексту и ключу. Обычно в качестве ключа берется начальное состояние шифрующего автомата. «Засекречивание» подмножества переходов автомата может существенно повысить способность таких автоматных шифров противостоять различным атакам.
При адаптивной атаке с выбранным открытым текстом считается, что криптоаналитик имеет возможность подавать на шифратор специально подобранные открытые тексты и наблюдать соответствующие шифрованные тексты. Таким образом, в рамках автоматной модели мы имеем задачу восстановления подмножества переходов автомата с помощью проведения простого условного эксперимента. Причем будем считать, что эксперимент может иметь неопределенный исход, т. е. нет гарантии того, что в результате будут распознаны все секретные переходы. Это соответствует ситуации, когда мы имеем метод криптоанализа с надежностью (вероятностью дешифрования [2]), не равной единице. Использование простых условных экспериментов предполагает, что у экспериментатора имеется в наличии только один экземпляр автомата-шифратора и по ходу эксперимента возможно изменение предъявляемых автомату входных слов в зависимости от его выходных реакций на предъявленные ранее слова.
Конечным автоматом А называется пятерка (Б, X, У, ф, <^), где Б — конечное непустое множество состояний, X и У — конечные входной и выходной алфавиты соответственно, причем |Х| = |У|, а ф : Б х X ^ Б и ^ : Б х X ^ У — функции переходов и выходов соответственно. Четверка в — х/у ^ в', где в' = ф(в,х) и у = <^(в,х), есть переход автомата А. Состояние в' называется преемником состояния в по символу х. Автомат А есть автомат с биективной функцией выходов, если для любого в Е Б функция <Ра(х) = <^(в,х) определяет взаимно однозначное отображение X на У. Автомат А является сильносвязным, если из любого состояния в Е Б достижимо любое другое состояние в' Е Б, т. е. существует последовательность переходов в = в1 — Х1 /у1 ^ в2, в2 — Х2/У2 ^ вз ,...,вк — Хк/ук ^ вк+1 = в'. В этом случае говорят, что слово х1х2 ... Хк переводит автомат А из состояния в в состояние в'. Установочным называется входное слово, наблюдая реакцию на которое, можно определить текущее состояние автомата. Следуя [3], будем называть начальным идентификатором состояния в множество пар х/у, где х — входной символ, а у = ^(х), которое однозначно характеризует состояние в, т. е. начальные идентификаторы любых различных состояний различны.
Постановка задачи. Для эксперимента предъявлен сильносвязный автомат А с биективной функцией выходов, часть переходов которого неизвестна. Среди ^(х), в Е Б, не существует равных функций, а также для любого в Е Б существует не более одного
неизвестного перехода s — x/y ^ p. Требуется путем проведения простого условного эксперимента с автоматом A определить неизвестные (секретные) переходы.
Восстановление функции выходов. Пусть для a Е X значение функции <^s(a) неизвестно. Поскольку функция <£>s есть биекция, то образ символа а относительно ^s вычисляется как разность множеств Y и {y : y = <^s(x),x Е X\{а}}.
Восстановление функции переходов. Отметим, что начальный идентификатор для любого состояния s автомата, предъявленного для эксперимента (после восстановления функции выходов), может быть построен как id(s) = {x/y : x Е X,y = <^s(x)}.
Ш!аг 1. L := S, т. е. автомат A может находиться в любом из своих состояний.
Ш!аг 2 (построение установочного слова). Найти входной символ x, такой, что существуют два состояния s и s' из L, для которых <^(s, x) = <^(s', x). Подать на автомат A входной символ x и пронаблюдать выходной символ y. Найти состояния из L, стартуя из которых автомат A может выдавать y, т. е. построить множество N = {s : s Е L,y = <^s(x)}. Построить множество Q преемников состояний из N по символу x. Если существует s Е N, соответствующее начальному состоянию секретного перехода s — x/y ^ p, то перейти на Шаг 1. Если |Q| = 1, то L := Q и перейти на Шаг 2.
Шаг 3 (построение переводящего слова). Найти и подать на A входное слово, переводящее автомат из состояния q Е Q, причем |Q| = 1, в неизвестное состояние k, соответствующее финальному состоянию секретного перехода s — x/y ^ p.
Шаг 4 (восстановление неизвестного состояния). На автомат A подать входной символ а и пронаблюдать выходной символ b. IDk := IDk U a/b. Если |IDk| = |X|, то состояние k := p, где p такое, что id(p) = IDk, т. е. переход s — x/y ^ p восстановлен. Если существуют невосстановленные переходы, то перейти на Шаг 1.
ЛИТЕРАТУРА
1. Кудрявцев В. Б., Алешин С. В., Подколзин А. С. Введение в теорию автоматов. М.: Наука,
1985. 320 с.
2. Бабаш А. В., Шанкин Г. Н. Криптография. М.: СОЛОН-Р, 2002. 512 с.
3. Грунский И. С., Козловский В. А. Синтез и идентификация автоматов. Киев: Наукова
думка, 2004. 245 с.
УДК 519.725; 519.816; 519.712.6
ПРОТОКОЛ АРГУМЕНТА ЗНАНИЯ СЛОВА КОДА ГОППЫ И ОШИБКИ ОГРАНИЧЕННОГО ВЕСА
В. Е. Федюкович
Рассматривается задача проверки утверждения об ошибке в искаженном кодовом слове кода Гоппы. Дополнительным условием является предоставление проверяющей стороне минимально необходимой информации о структуре кода, кодовом слове и весе ошибки. Рассматриваются интерактивные протоколы (interactive proof system) и протоколы доказательства знания (proof of knowledge) значений, из которых получены экземпляры привязки (commitment). Произвольный Доказывающий, который не знает компонентов кодового слова и коэффициентов полинома Гоппы, удовлетворяющих проверяемым условиям, имеет только ничтожную вероятность успешно завершить протокол с честным Проверяющим.
Рассматриваются протоколы аргумента, в которых как Проверяющий, так и Доказывающий располагают только полиномиальными ресурсами. Рассматривается схема
