CC BY
19
Д. В. ГОЛОВИН В. Г. ШАХОВ
Омский государственный университет путей сообщения
УДК 681.3.066.001.25+681.324
ИССЛЕДОВАНИЕ ВОЗМОЖНОСТИ
ИСПОЛЬЗОВАНИЯ ГЕНЕРАТОРА
ПСЕВДОСЛУЧАЙНОЙ
ПОСЛЕДОВАТЕЛЬНОСТИ
ДЛЯ РЕАЛИЗАЦИИ ВИРТУАЛЬНОЙ
ЗАЩИЩЕННОЙ СЕТИ_
ПРИ ИСПОЛЬЗОВАНИИ ИНФОРМАЦИОННЫХ ТЕХНОЛОГИЙ ЧАСТО ВОЗНИКАЕТ НЕОБХОДИМОСТЬ СВЯЗИ ДВУХ КОМПЬЮТЕРОВ (СЕТЕЙ, ОБОРУДОВАНИЯ И ТАК ДАЛЕЕ) НА БОЛЬШИХ РАССТОЯНИЯХ. ПРИ ЭТОМ ЧАСТО НЕОБХОДИМО, ЧТОБЫ ПЕРЕДАВАЕМЫЕ ДАННЫЕ БЫЛИ ЗАЩИЩЕНЫ НА САМОМ НИЗКОМ УРОВНЕ, ТО ЕСТЬ НЕОБХОДИМО ОБЕСПЕЧИТЬ ЗАЩИТУ КАЖДОГО ПЕРЕДАВАЕМОГО СЕТЕВОГО ПАКЕТА.
При большом удалении связываемых объектов невозможно и дорого обеспечить безопасный канал связи, тогда как открытых каналов связи предостаточно (Интернет, телефонные линии, радиоканалы). Таким образом, необходимо обеспечить конфиденциальную передачу сетевых пакетов в открытой информационной среде.
Одним из решений данной проблемы являются так называемые частные (защищенные) виртуальные сети (VPN — Virtual Private Network) [1]. При этом между двумя узлами VPN образуется виртуальный защищенный канал связи. Физически этот канал является частью общедоступной информационной среды (например, Интернета), но все сетевые пакеты (IP-пакеты в случае с Интернетом), передаваемые между этими узлами, шифруются определенным алгоритмом с известным обеим узлам ключом.
Целью работы является исследование возможности усиление этой схемы с помощью генератора псевдослучайной последовательности (ПСП). При этрм в качестве ключа алгоритма шифрования (в простейшем случае — просто последовательности для побитового сложения по модулю два) используется последовательность, выданная этим генератором [2]. Оба связываемых узла заданным образом узнают начальные установки и ключ генератора ПСП. Затем они через определенный интервал генерируют следующую ПСП и используют ее в качестве ключа в используемом алгоритме шифрования.
При небольшом интервале смены ПСП возможно использовать более простые алгоритмы шифрования пакетов, например, простое гаммирование.
Описание и реализация генератора ПСП
В качества исследуемого генератора ПСП выбран описанный в OCT В4.200.043-88.
Основная схема реализации алгоритма генератора ПСП представлена на рис.1.
Объем РГ1 должен обеспечивать запись m байт (8Чт бит) исходной информации. Значение m должно быть не более 6 и не менее 4. Объем регистра РГ2 должен обеспечить запись 64 байт (512 бит), выработанных из 16 байт (128 бит) ключа алгоритма. Выработка каждого очередного m-байтного ПСЧ (am(e5)...a1(e5)) осуществляется следующим образом:
В регистр РГ1 записываются m байт (ат(1)... а,(1)) исходной информации. Алгоритм работает 64 цикла, все циклы идентичны. При этом в i-тый (1s i s 64) цикл работы первый, второй, (гп-1 )-й и m-й байты РГ1 складываются по модулю 2'. К полученной сумме побитно прибавляется по модулю два i-тый байт РГ2. К вновь полученной сумме применяется преобразование f, и результат преобразования записывается в РГ1 на освободившееся место после сдвига содержимого РГ1 на один байт в сторону младшего разряда (вправо).
Рис. 1. Схема реализации алгоритма генератора ПСП:
РГ1 — регистр из т 8-разрядных двоичных ячеек, РГ2 — регистр из 64 8-разрядных двоичных ячеек, ф — 8-разрядный сумматор для поразрядного сложения по модулю 2,
Щ — 8-разрядный сумматор для сложения байтов по модулю 2', 0— побайтное функциональное преобразование.
После ¡-го цикла содержимое РГ1 имеет вид:
ат°,1,= '{[ат№ + а,,.» + ... + а2"> + а,«] Е у|};
а <"№,) = а ">■
т-1 т 1
где у,• ■ ■ ум — содержимое 64-байтного ключевого регистра РГ2.
Полученные в результате в РГ1 т байт (ат(65)...а/в5)) результирующей информации являются т-байтным псевдослучайным числом (ПСЧ). Ограничений на порядок использования разрядов результирующего состояния не накладывается. Можно использовать как все 8Чгп-битовое состояние, так и отдельные его разряды или группы разрядов, а также смежные т-байтные ПСЧ для формирования при необходимости последовательности большей длины.
Ключ имеет размер 16байт(128 бит). Регистр РГ2(64 байта у, ум) формируется из 16 байтх,...х,6 ключа алгоритма следующим образом:
У| - У)6«| - Х3^(И)*Г У32*1 ~ *5^(И)*Г ~ *Т^<И)И' ~
Здесь в индексе используется операция умножения по модулю 16. Явный вид таблицы ключевого регистра представлен в табл. 1. Допускается реализация этой таблицы другим способом.
Для нормального функционирования генератора ПСЧ необходимо подать на его вход последовательность т-байт-ных исходных состояний, удовлетворяющую следующим требованиям:
-для фиксированного ключа алгоритма при выработке очередных ПСЧ исходные состояния не должны повторяться;
Таблица 1
Явный вид таблицы ключевого регистра
У1 = х, Уз = Х2 Уз = Хз У4 = Х< ув = Хе У7 = х? Ув = Ха
У9 = Х9 Ум = Хю Уп = Хц У12=Х,2 У13 = Х1Э Уи = Хц У15=Х16 У1в = Х1в
У17=Х: У1В =Ха У19=Х? Уго = х10 У21 =Х13 У22 = Х18 У23=Хз У24 =Хв
У25 = Х9 У26 = Х12 У27=Х,9 У28 = Х2 У29=Х8 Узо = х« У31=Хц Уэг=х,4
Узз = Х, Ум=Хе У35=х,1 У 36 = Х1в У37=Хб Узе = Хю У39=Х15 У40=Х4
У41 =Х9 У« =Хц У43=х3 У«=х» У45=Х1Э У«=Х2 У47=Х7 У4В=Х12
У49=Х1 У»=Хв У51 =х,5 У52=Хв У5Э = Х13 Уи=Х4 У55=Х„ У» = Х2
У57 = Х9 Ум =Х1в У59 = Х7 Уво = Х,4 Ув1 =Х5 У62 = Х,2 УбЗ=Хэ Ув4 ~ Хю
Таблица 2
Явный вид функции f
0 1 2 3 4 5 6 7 8 9
00 226 152 43 164 111 231 204 373 11 10
01 35 371 330 113 103 17 134 324 345 142
02 63 106 222 122 116 221 165 70 105 12
03 177 47 360 163 255 2 154 313 101 37
04 311 160 173 262 343 347 170 236 302 314
05 254 24 130 301 171 132 33 322 341 146
06 144 125 233 376 213 46 206 16 175 34
07 25 151 277 4 356 15 241 263 30 312
08 131 351 27 267 366 75 145 227 64 120
09 67 334 20 317 265 257 266 321 23 340
10 74 126 73 237 156 107 1 303 44 367
11 150 332 51 305 264 41 3 32 326 201
12 56 66 230 52 243 104 252 36 274 167
13 207 212 6 370 102 202 242 353 203 100
14 331 372 361 316 251 31 26 346 260 246
15 0 127 172 5 247 76 352 261 57 147
16 300 114 210 174 272 327 225 232 333 220
17 176 256 62 42 253 137 224 235 53 115
18 162 136 140 123 335 363 244 320 200 310
19 365 110 240 65 60 153 362 161 354 325
20 275 50 117 45 61 374 217 135 273 141
21 71 375 21 307 166 245 14 214 157 250
22 133 270 342 337 143 72 336 54 364 22
23 223 55 377 121 234 211 306 357 112 355
24 40 216 304 271 344 276 124 155 205 13
25 215 7 315 323 77 350
- на одном ключе алгоритма допускается выработка не более половины максимально возможного числа различных псевдослучайных блоков.
При наличии 256-байтовой памяти функция \задается в явном виде таблицей (см. табл. 2). Содержимое байтов таблицы представлено в восьмеричном коде. Значение функции находится на пересечении строки у и
столбца к. Например, число 12310 преобразуется в число, которое находится на пересечении строки 12 и столбца 3 (число 528).
Графическая схема алгоритма представлена на рис. 2 При исследовании использовался следующий ключ генератора (в восьмеричном формате):
(х„, ..., х,) = (242, 13,342,236, 321,272, 107, 165, 214, 167, 161, 73,3, 170,34, 147).
Реализация алгоритма осуществлялась на языке Ассемблер для обеспечения максимально возможной производительности. Для проверки правильности реализации
и ускорения анализа данный алгоритм был смоделирован в пакете Ма^САй [3].
Исследование характеристик генератора ПСП
Целью исследования являлось получение распределения, автокорреляционной функции и периода повторения сгенерированных ПСП для выяснения пригодности данного генератора ПСП в вышеуказанных способах защиты информации.
Генератор ПСП должен удовлетворять следующим требованиям [4]:
— сгенерированные псевдослучайные последовательности должны быть равномерно распределены;
— значения ПСП должны бьггь некоррелированными (автокорреляционная функция должна быть близка к с!-функции).
Все вычисления и построения графиков проводилось в пакете Ма1Ьса<±
с
Начало
3
Ввод начальной информации в РГ1
1
Обнуление счетчика циклов
Сумма по модулю 256 1-го, 2-го. т-1-го и т-го байтов
1 г
Сложение по модулю 2 полученной суммы с очередным | числом из РГ2
Циклический сдвиг РГ2 на один байт вправо
г
Г-преобразование
1
Сдвиг РГ1 на один байт вправо. На место старшего байта -результат Г-преобразования
1
Счетчик циклов увеличиваем на 1
Нет ^—^ Прошло 64 —^
цикла? ^^
г Д"
В РГ1 новое ПСЧ
Рис. 2. Графическая схема алгоритма
Для исследования было выбрано т=2. Предполагается, что для т > 2 результаты будут не хуже, чем для т =2. Алгоритм генерации ничем не отличается от описанного выше.
Получение распределения и автокорреляционной функции
Последовательно для исходного значения генератора ПСП подставлялись числа от 0 до 65535 (216-1). При этом генерировалось одно псевдослучайное число, которое записывалось а таблицу. Затем по данным этой таблицы составлялась гистограмма распределения и вычислялась автокорреляционная функция.
Полученная гистограмма (для разбиения всего диапазона возможных значений ПСП на 100 поддиапазонов) представлена на рис. 3. Как видно из рисунка, получаем равномерное распределение, Более того, если разбить весь интервал возможных значений ПСП на 65536 интервалов (количество возможных значений), то получаем, что в каждый интервал попадает одно сгенерированное число. Отсюда можно сделать вывод, что данное преобразование является однозначным, т.е. при фиксированном
ключе генератора каждое выходное число может быть получено лишь из одной начальной установки.
График масштабированной (к(0) = 1) автокорреляционной функции приведен на рис. 4. Из графика видно, что значения ПСП практически некоррелированные.
Исследование периода повторения ПСП
Период повторения генератора ПСП должен быть не меньше половины от количества возможных значений выходной последовательности [4].
Последовательно для исходного значения генератора ПСП подставлялись числа от 0 до 65535 (21в-1) и генерировались псевдослучайные числа до тех пор, пока полученное число не равнялось устанавливаемому исходному значению. Внутренних зацикливаний (повторения уже сгенерированного числа) быть не может, так как данная система (генератор) является однозначной, как было показано выше. В таблицу записывались начальная установка генератора и период повторения (количество сгенерированных чисел до совпадения полученного и начального числа). Затем полученная таблица для наглядности сортировалась по периоду повторения.
Максимальное значение периода повторения — 34367 (больше половины максимального значения ПСП) — было получено при 34367 начальных установках.
Остальные начальные установки дали меньший результат, причем для некоторых из них период повторения получился равен 1 (т.е. число на выходе генератора ПСП не меняется и все время равно числу на входе, сколько циклов генерации мы бы ни сделали).
В табл. 3 представлены первые 30 строк из сортированной таблицы.
Получена также зависимость между периодом повторения и количеством начальных установок, приводящих к этому периоду (табл. 4).
В качестве иллюстрации построен график зависимости периода повторения (Т) от начальной установки генератора ПСП (а0) (рис. 5).
Вывод о существовании какой-либо функциональной зависимости между периодом повторения и начальной установкой генератора сделать затруднительно. Можно порекомендовать разработчикам перед использованием конкретной начальной установки проверять период повторения последовательности для этой начальной установки.
Исследование периода повторения можно упростить: если после генерации примерно 1/в от общего количества возможных значений ПСП ни одно сгенерированное число не равно начальной установке, то с большой вероятностью можно утверждать, что для данной начальной установки генератора период повторения больше 1/2 от общего числа ПСП.
Исследование влияния изменения ключа генератора на ПСП
Генератор ПСП должен удовлетворять следующему требованию: изменение одного бита в ключе генератора должно привести к изменению половины от общего числа битов всех возможных последовательностей, сгенерированных с помощью этого ключа [4].
Проверим выполнение этого требования в исследуемом генераторе ПСП.
Изменим один бит ключа генератора:
(Х1в.....х,) = (241, 13, 342, 236, 321, 272, 107, 165, 214,
167, 161,73, 3, 170, 34, 147).
Сгенерируем ПСП для всех начальных установок — от 0 до 65535 (т = 2). Затем проведем побитовое сложение по модулю 2 (побитовое исключающее ИЛИ —ХОР) всех получившихся последовательностей с соответствующими последовательностями, полученными при использовании немодифицированного генератора. Посчитаем количество единиц в двоичном представлении результата сложения (вычислим суммарный вес).
1 t 3
í
a
§
Ш
CE
2 s
« 5
и z o
ODU
10
20 30 40 50 60
Рис. 3. Гистограмма распределения ПСП
70
80
90
100
Рис. 4. График автокорреляционной функции
и
-+-
/
-+-
-Ь
-+-
0 20 40 60 80 100 120 140
Рис. 5. График зависимости периода повторения (Т) от начальной установки генератора ПСП (А ).
Зависимость между периодом повторения и количеством начальных установок, приводящих к такому периоду повторения
Таблица 3
Период повторения 1 3 4 9 10 27 48
Количество начальных установок 3 3 4 9 10 27 48
Период повторения 913 1781 1914 5521 9063 11873 34367
Количество начальных установок 913 1781 1914 5521 9063 11873 34367
E?E?!?H?H?H?H?H?!?!?!?!?!?B?!?H?H?H?H?E?!?B?!?!?E?E?!?B?B?!?!?B
Получаем
Вес: \Л/ =523510;
Всего битов в последовательностях: N = 65356416 = 1048576;
\ZVZN =0.499.
Как видно, количество изменившихся битов примерно равно половине общего числа битов, что говорит о сильной зависимости генерируемых ПСП от ключа генератора.
Возможность модифицирования генератора ПСП
Можно еще более усилить безопасность генератора ПСП. Для этого необходимо один из постоянных в описываемом выше алгоритме параметров генератора сделать модифицируемым (так же как и ключ с начальной установкой генератора). При этом нарушителю для удачного перехвата зашифрованных данных необходимо помимо ключа генератора и его начальной установки знать еще и значение этого модифицируемого параметра.
Возможны несколько возможностей модифицирования генератора:
1. изменение таблицы функционального преобразования £
2. изменение алгоритма формирования регистра РГ2 из ключа генератора;
3. изменение длины регистра РГ2.
Для исследования возьмем наиболее простой способ: изменение таблицы функционального преобразования f. Поменяем местами в ней 2 числа: 2 и 3, таким образом полученная таблица — исходная с двумя инвертированными битами.
Характеристики полученного генератора представлены далее (рис. 6,7,8).
Как видно, полученный в результате модификации генератор имеет характеристики, сходные с исходным генератором (без модификации).
Теперь произведем другую модификацию таблицы функционального преобразования. В исходной таблице проинвертируем один бит: заменим 2 на 3. Таким образом, получилась таблица, в которой число 3 присутствует 2 раза, а число 2 — ни разу (число 3 может быть получено на выходе функционального преобразования из двух входных чисел, а число 2 — не из одного).
Гистограмма распределения ПСП полученного генератора представлена на рис. 9.
Как видно, при неоднозначной таблице функционального преобразования нарушается строгая равномерность распределения ПСП. Также можно предположить, что нарушается и однозначность сгенерированных ПСП (один вход -один выход).
Таблица 4
Периоды повторения для различных начальных установок генератора
Начальная установка (десятичное число) Период повторения Начальная установка (двоичное число)
старший байт младший байт
9095 1 00100011 10000111
36661 1 10001111 00110101
20113 1 01001110 10010001
37470 3 10010010 01011110
39927 " 3 ' ' " 10011011 11110111
41574 3 10100010 01100110
1728 4 00000110 11000000
65090 4 11111110 01000010
52755 4 11001110 00010011
329 4 00000001 01001001
57690 9 11100001 01011010
4954 9 00010011 01011010
45132 9 10110000 01001100
15467 9 00111100 01101011
50212 9 11000100 00100100
1033 9 00000100 00001001
56268 9 11011011 11001100
33620 9 10000011 01010100
55718 9 11011001 10100110
50433 10 11000101 00000001
2201 10 00001000 10011001
59045 10 11100110 10100101
46668 10 10110110 01001100
59910 10 11101010 00000110
54199 10 11010011 00000110
28816 10 01110000 10010000
22591 10 01011000 10010000
38209 10 10010101 01000001
24929 10 01100001 01100001
6312 27 00011000 10101000
п
658"
656" 1
654--1
652"!
1 П П П П П П П
650'
30
40 .
50
60
70
80
90
100 1
Рис. 6. Гистограмма распределения ПСП модифицированного генератора.
I»
к*уV л/л/уММ, / 1АА.^Ч^>7;-^уулл/Л
1 1
200
Рис. 7. График автокорреляционной функции.
3 10 --1
210
1 10
1Й
! П I! 1
> « ! Ч
!./!!! | \
¡! ¡1 ] Й
I
! 1 ?!
I I
5 I ;
20 40 60 80 100 120
Рис. 8. Зависимость периода повторения от начальной установки генератора.
140
ЗОСГТ
600" Н
^^ '( I: ¡: г !
Шё
; ШШ
II ! 1 11 :! м
................|>» Д II
I: ,1 ИНГ 1;;; III
н
и!!
Шг
и: 1|
1!!!!||
р||И
' I
II 1
Ш!
1)11
¡|Ш 1 !
¡1 I !1 II II !; II ь
НИМ!
НИ
II11 I I
II! ||
111
I -г-| Г"
! I I
п Л
Н 1
100
¡0 20 30 40 50 60 70 80 90
Рис. 9. Гистограмма распределения ПСП второго модифицированного генератора.
Таким образом, можно порекомендовать разработчикам модифицировать таблицу преобразования только при условии сохранения ее однозначности (каждое число на выходе функционального преобразования может быть получено только из одного входного числа).
Выводы по исследованию генератора
Исходя из всего вышеприведенного можно сделать вывод, что описанный генератор ПСП может быть использован в качестве генератора гаммы для защиты передаваемых данных, но с проверкой периода повторения для данной начальной установки генератора. Разработчикам устройств и программ, реализующих данный алгоритм, можно порекомендовать составлять таблицы допустимых начальных установок генератора с отбрасыванием начальных установок, приводящих к вырожденным циклам.
Также возможно изменение таблицы функционального преобразования f, но с условием сохранения однозначности этого преобразования (каждое значение выхода должно получаться из единственного значения входа).
Данный генератор можно использовать при реализации VPN для ее усиления.
Проблемы использования генератора ПСП в VPN
При использовании генератора псевдослучайной последовательности для образования защищенного канала связи возникают следующие проблемы:
1. Синхронизация запуска генерации следующей последовательности. Необходимо, чтобы оба узла одновременно перешли на использование следующей ПСП, и не возникла ситуация, когда принявший пакет узел пытается его расшифровать другой (предыдущей) последовательностью. Можно предложить решать данную проблему, посылая специальный пакет одним из узлов.
2. Передача начальных установок и ключа генератора. Для этого можно использовать единый Центр распределения ключей или передавать установки и ключ, выбранные непосредственно одним из узлов. Они должны переда-
А. Л. БУЯЛЬСКИЙ В. Г. ШАХОВ
Омский государственный университет путей сообщения
УДК 002:681.5.01
В рамках глубокого процесса информатизации первичная сеть связи переведена на цифровые системы передачи и коммутации информационных потоков, использующие в качестве передающей среды волоконно-оптические линии, протянувшиеся на протяженности всей сети железных дорог.
Изменение структуры управления дорогой, автоматизация процесса управления, монтаж контроллеров сбора
ваться зашифрованными специальным алгоритмом с открытым ключом (так как закрытого канала не существует в постановке задачи, то другого варианта здесь не существует). Но отсюда возникает следующая проблема:
3. Проблема подтверждения подлинности полученных установок генератора. После запроса узлами начальных установок генератора у Центра распределения ключей нарушитель может подменить ответ от Центра. Эту проблему можно решить с помощью электронной подписи (можно использовать тот же алгоритм шифрования с открытым ключом, что и для передачи установок).
В дальнейшем предполагается реализовать описанную схему организации VPN для операционных систем Windows Эх/NT.
Литература
1. Яковлев В.В., Корниенко A.A. Информационная безопасность и защита информации в корпоративных сетях железнодорожного транспорта: Учеб. для вузов ж.-д. транспорта / Под ред. В.В. Яковлева. - М.: УМК МПС России, 2001.
2. Мельников В.В. Защита информации в компьютерных системах. - М.: Финансы и статистика; Электронинформ, 1999.-402 с.
3. Головин Д. В., Шахов В. Г. Исследование возможности использования генератора ПСП при его модифицировании. // «Актуальные проблемы Транссиба на современном этапе»: Матер, науч.-практ. конф. - Новосибирск, 2001.
4. Брюс Шнайер. Прикладная криптография. 2-е издание (http://beda.stup.ac.ru/psf/2iss/wmaster/books/securilv/ crypto/3/index.html. 16.01.2001).
ГОЛОВИН Дмитрий Владимирович, аспирант кафедры "Автоматика и системы управления". ШАХОВ Владимир Григорьевич, кандидат технических наук, профессор, заведующий кафедрой "Автоматика и системы управления".
информации с устройств СЦБ; организация сети СПД ЛП для АРМ ДНЦ (основа для работы центра управления перевозками - ЦУПа); внедрение автоматизированных систем контроля подвижного состава (АКСПС), ЧДК, ДЦ и т.д. Дальнейшее углубление структурной перестройки сдерживается из-за низкоскоростных каналов связи вторичной сети и сети доступа («последняя миля»). Система передачи данных на этом уровне не позволяет
ВЫБОР СТРУКТУРЫ ИНФОРМАЦИОННОГО ПРОСТРАНСТВА С ПОЗИЦИИ БЕЗОПАСНОСТИ_
ОСНОВОЙ ДЛЯ ФУНКЦИОНИРОВАНИЯ ВЗАИМОУВЯЗАННОЙ СЕТИ ФЕДЕРАЛЬНОГО ЖЕЛЕЗНОДОРОЖНОГО ТРАНСПОРТА ЯВЛЯЕТСЯ СЕТЬ СВЯЗИ МАГИСТРАЛЬНОГО УРОВНЯ, СОЗДАВАЕМАЯ ПУТЕМ КОМПЛЕКСНОГО ИСПОЛЬЗОВАНИЯ ВОЛОКОННО-ОПТИЧЕСКИХ, СПУТНИКОВЫХ И РАДИОРЕЛЕЙНЫХ ЛИНИЙ СВЯЗИ В СОЧЕТАНИИ С ЦИФРОВЫМ КОММУТАЦИОННЫМ ОБОРУДОВАНИЕМ [1]. СЕТЬ ЯВЛЯЕТСЯ НЕОТЪЕМЛЕМОЙ ЧАСТЬЮ СЕТИ СВЯЗИ РФ. СОВМЕСТНОЕ ИСПОЛЬЗОВАНИЕ ЦИФРОВОЙ СЕТИ СВЯЗИ И ИНФОРМАЦИОННЫХ СИСТЕМ НОВОГО ПОКОЛЕНИЯ ПОЗВОЛИТ ПОЛУЧИТЬ НА ФЕДЕРАЛЬНОМ ЖЕЛЕЗНОДОРОЖНОМ ТРАНСПОРТЕ ВЫСОКОПРОИЗВОДИТЕЛЬНУЮ ИНФОРМАЦИОННУЮ СРЕДУ КАК ТЕХНИЧЕСКУЮ БАЗУ ДЛЯ ПОВЫШЕНИЯ ЭФФЕКТИВНОСТИ УПРАВЛЕНИЯ.
