Файл: Особенности и методы защиты информационной безопасности банковских систем. Криптографические методы защиты..pdf

После установления соединения, необходимо обеспечить требования защиты при обмене сообщениями:

1. получатель должен быть уверен в подлинности источника
   данных;
2. получатель должен быть уверен в подлинности передаваемых
   данных,
3. отправитель должен быть уверен в доставке данных получателю;
4. отправитель должен быть уверен в подлинности доставленных
   данных.

Для выполнения требований 1 и 2 средством защиты явля­ется цифровая подпись. Для выполнения требований 3 и 4 от­правитель должен получить уведомление о вручении с помощью удостоверяющей почты. Средством защиты в такой процедуре является цифровая подпись подтверждающего ответно­го сообщения, которое в свою очередь является доказательством пересылки исходного сообщения.

2.2. Особенности применения пароля для аутентификации пользователя

Каждый пользователь компьютерной системы поможет подучить свой идентификатор и пароль. В начале сеанса работы пользователь должен по запросу предоставить свой идентификатор системе, которая затем может потребовать пароль.

Самый простейший метод подтверждения подлинности с использованием пароля основан на сравнение вводимого пароля Р(А) с паролем который хранится в базе компьютерной системы Р(А1) (Рисунок 1), где Q – аунтинфицирующая информация о пользователе, она может быть изменена по желанию пользователем. Так как пароль хранится в тайне, он должен шифроваться во время передачи по незащищенному каналу. Если вводимый пароль P(A) совпадает с паролем в базе данных Р(А1), то пароль считается подлинным.

Рисунок 1. Схема простой аутентификации с помощью пароля

Если злоумышленник каким-либо образом узнает пароль и идентификатор пользователя, он получит доступ в систему.

Иногда получатель не должен раскрывать исходную открытую форму пароля. В этом случае отправитель должен пересылать вместо открытой формы пароля отображение пароля, получаемое с использованием односторонней функции α(n) пароля. Это преоб­разование должно гарантировать невозможность раскрытия про­тивником пароля по его отображению, так как противник наталки­вается на неразрешимую числовую задачу.

Например, функция α(n) может быть определена следующим образом

α(Р) = Е_Р(ID),

где Р – пароль отправителя; ID – идентификатор отправителя; Е_P – процедура шифрования, выполняемая с использованием паро­ля Р в качестве ключа.

---

Такие функции особенно удобны, если длина пароля и ключа одинаковы. В этом случае подтверждение подлинности с помощью пароля состоит из пересылки получателю отображения α(Р) и сравнения его с предварительно вычисленным и хранимым экви­валентом α'(Р).

На практике пароли состоят только из нескольких букв, чтобы дать возможность пользователям запомнить их. Короткие пароли уязвимы к атаке полного перебора всех вариантов. Для того чтобы предотвратить такую атаку, функцию α (Р) определяют иначе, а именно:

α(Р) = Е_Р(+)К(ID),

где К и ID-соответственно ключ и идентификатор отправителя.

Очевидно, значение α(Р) вычисляется заранее и хранится в виде α'(Р) в идентификационной таблице у получателя (Рисунок 2). Подтверждение подлинности состоит из сравнения двух отображе­ний пароля α(Р_А) и α '(Р_А) и признания пароля Р_А, если эти отображения равны. Конечно, любой, кто получит доступ к идентификаци­онной таблице может незаконно изменить ее содержимое, не опа­саясь, что эти действия будут обнаружены.

Рисунок 2. Схема аутентификации с помощью пароля с использованием идентификационной таблицы

2.3. Взаимная проверка подлинности пользователей

Когда стороны, вступают в информационный обмен, они нуждаются во взаимной проверки аутитентификации друг друга.

Для проверки аутентификации применяются следующие способы:

• Механизм отметки времени
• Механизм запроса-ответа

Механизм отметки времени регистрирует время каждого сообщения. В таком случае каждый пользователь может отследить, как давно пришло сообщение, и решать принимать ли его, так как оно может быть ложным.

Механизм запроса-ответа состоит в следующем. Когда пользователь А хочет быть уверенным, что сообщения, получаемые от пользователя В, являются правдивыми, он должен послать в посылаемое для пользователя В сообщение непредсказуемый запрос Х ( например, случайное число). При ответе пользователь В должен будет выполнить над этим запросом некую операцию. Такую операцию невозможно совершить заранее, так как пользователю В неизвестно какое случайное число Х придёт в запросе. Получив ответ с результатами пользователя В, пользователь А может быть уверен что пользователь В законный. Недостаток метода в том что есть возможность установление закономерности между вопросом и ответом.

В обоих случаях для защиты механизма контроля применяется шифрование, для того, чтобы быть уверенным, что ответ прислан не злоумышленником.

---

2.4. Протоколы идентификации с нулевой передачей знаний

Для интеллектуальных карт (смарт-карты) используемые для разных коммерческих, гражданских и военных применений (кредитные карты, карты доступа в охраняемое помещение, компьютерные пароли и ключи и т.д.) потребовалось обеспечение безопасной идентификации между картами и их владельцами. Во многих приложениях главная проблема заключается в том, чтобы при предъявлении интеллектуальной карты оперативно обнаружить обман и отказать обманщику в доступе, ответе или обслуживании.

Чтобы использование интеллектуальных карт стали безопасными были разработаны протоколы идентификации с нулевой передачей знаний. Секретный ключ карты становится признаком части личности владельца. Доказательство знания этого секретного ключа с нулевой передачей этого знания служит доказательством подлинности личности владельца карты.

2.5. Упрощенная схема идентификации с нулевой передачей знаний

Рассмотрим упрощенный вариант схемы идентифи­кации с нулевой передачей знаний для четкого выявления ее концепции. Прежде всего выбирают случайное значе­ние модуля n, который является произведением двух больших простых чисел. Модуль n должен иметь длину 512..1024 бит. Это значение n может быть представлено группе пользователей, кото­рым придется доказывать свою подлинность. В процессе иденти­фикации участвуют две стороны:

• сторона А, доказывающая свою подлинность,
• сторона В, проверяющая представляемое стороной А доказа­тельство.

Для того чтобы сгенерировать открытый и секретный ключи для стороны А, доверенный арбитр (Центр) выбирает некоторое число V, которое является квадратичным вычетом по модулю n. Иначе говоря, выбирается такое число V, что сравнение

х² ≡ V(mod n)

имеет решение и существует целое число

V^-1 mod n.

Выбранное значение V является открытый ключом для А. Затем вычисляют наименьшее значение S, для которого

S ≡ sqrt (V^-1)(mod n)

Это значение S является секретным ключом для А.

Теперь можно приступить к выполнению протокола иденти­фикации.

1. Сторона А выбирает некоторое случайное число r, r < n. За­тем она вычисляет

x=r²mod n

и отправляет х стороне В.

1. Сторона В посылает А случайный бит b.
2. Если b = 0, тогда А отправляет r стороне В. Если b = 1, то А
   отправляет стороне В

у = r * S mod n.

4. Если b = 0, сторона В проверяет, что

х = r² mod n,

---

чтобы убедиться, что А знает sqrt(x). Если b = 1, сторона В про­веряет, что

х = у² * V mod n,

чтобы быть уверенной, что А знает sqrt(V^-1).

Такие шаги образуют один цикл протокола, под названием аккредитация. Стороны А и В повторяют этот цикл t раз при разных случайных значениях r и b до тех пор, пока В не убедится, что А знает значение S.

Если сторона А не знает значения S, она может выбрать та­кое значение r, которое позвонит ей обмануть сторону В, если В отправит ей b = 0, либо А может выбрать такое r, которое позволит обмануть В, если В отправит ей b = 1. Но этого невозможно сде­лать в обоих случаях. Вероятность того, что А обманет В в одном цикле, составляет 1/2. Вероятность обмануть В в t циклах равна (1/2)^t.

Для того чтобы этот протокой работал, сторона А никогда не должна повторно использовать значение r. Если А поступила бы таким образом, а сторона В отправила бы стороне А на шаге 2 другой случайный бит b, то В имела бы оба ответа А. После это­го В может вычислить значение S, и для А все закончено.

Глава 3. Электронная цифровая подпись

3.1. Проблема аутентификации данных и электронная цифровая подпись

При обмене электронными документами по сети связи существенно снижаются затраты на хранение и обработку документов, ускоряется их поиск. Но при этом возникает проблема аутентификации автора документа и самого документа, то есть установка подлинности документа и его автора. В бумажной информатике эти проблемы решаются за счет того, что на бумажном носителе присутствует рукописная подпись автора документа.

Целью аутентификации электронных документов является их защита от возможных видов злоумышленных действий, вот некоторые из них:

• Активный перехват – нарушитель, имеющий доступ к сети, перехватывает документы и редактирует их;
• Ложный – абонент C посылает абоненту В от имени абонента А
• Подмены – абонент В изменяет или создает новый документ и заявляет, что получил его от абонента А;
• Повтор – абонент С повторяет ранее переданный документ, который абонент А посылал абоненту В.

Такие виды действий злоумышленников могут нанести серьезный вред банковским и платежным структурам, которые применяют в своей деятельности компьютерные технологии.

При обработке электронных документов совершенно не пригодны классические способы установления подлинности по рукописной подписи и оттиску печати на бумажном документе. Принципиально новым решение является электронная цифровая подпись (ЭЦП).

---

Электронная цифровая подпись понадобится для аутентификации документа, передаваемого по каналам связи. Функции цифровой подписи аналогичны рукописной и обладает её основными достоинствами:

• Удостоверяет, что подписанный текст исходит от того кто эту подпись поставил.
• Гарантирует целостность подписанного текста.
• Не дает лицу поставившему подпись отказаться от обязательств, связанных с подписанным текстом.

Цифровая подпись – это относительно небольшое количество дополнительной цифровой информации, отправляемый вместе с документом.

Система ЭЦП состоит из двух процедур:

1. Постановка подписи
2. Проверка подписи

В процедуре постановки подписи используется секретный ключ отправителя, а в процедуре проверки подписи – открытый ключ отправителя.

При формировании ЭЦП отправитель прежде всего вычисляет хэш-функцию h(М) подписываемого текста М. Вычисленное значе­ние хэш-функции h(M) представляет собой один короткий блок ин­формации m, характеризующий весь текст М в целом. Затем число m шифруется секретным ключом отправителя. Получаемая при этом пара чисел представляет собой ЭЦП для данного текста М.

При проверке ЭЦП получатель сообщения снова вычисляет хэш-функцию m = h(M) принятого по каналу текста М, после чего при помощи открытого ключа отправителя проверяет, соответству­ет ли полученная подпись вычисленному значению m хэш-функции.

Основным моментом в ЭЦП является невозможность подделки ЭЦП пользователя без его секретного ключа.

В качестве подписываемого документа может выступать любой файл. Подписанный дописанный документ создается путем добавления в него электронную подпись.

Цифровая подпись содержит следующую информацию:

• Информацию о лице, подписавшем файл (ФИО, должность, краткое наименование организации);
• Срок окончания действия подписи;
• Дату подписи;
• Идентификатор подписавшегося;
• Саму цифровую подпись.

Технология применения цифровых подписей предполагает наличие сети абонентов, которые посылают друг другу электронные документы с подписью. Для каждого из абонентов генерируются пара ключей: секретный и открытый. Секретный ключ хранится абонентом в тайне и использует им для формирования ЭЦП. Открытый ключ известен всем пользователям и предназначен для проверки получателям подписанного документа. С помощью открытого ключа нельзя вычислить секретный ключ.

3.2. Алгоритм цифровой подписи RSA

Первой и наиболее известной во всем мире сис­темой ЭЦП стала система RSA, математическая схема которой была разработана в 1977 г. в Американском технологическом институте штата Массачусетс.

---