Advanced Encryption Standard

У этого термина существуют и другие значения, см. AES.

AES (англ. Advanced Encryption Standard; также Rijndael, [rɛindaːl] — рейндал) — симметричный алгоритм блочного шифрования (размер блока 128 бит, ключ 128/192/256 бит), принятый в качестве стандарта шифрования правительством США по результатам (конкурса AES). Этот алгоритм хорошо проанализирован и сейчас широко используется, как это было с его предшественником DES. Национальный институт стандартов и технологий США (англ. (National Institute of Standards and Technology), NIST) опубликовал спецификацию AES 26 ноября 2001 года после пятилетнего периода, в ходе которого были созданы и оценены 15 кандидатур. 26 мая 2002 года AES был объявлен стандартом шифрования. По состоянию на 2009 год AES является одним из самых распространённых алгоритмов симметричного шифрования. Поддержка (ускорения AES) была введена фирмой Intel в семейство процессоров x86 начиная с ^[англ.] в 2010 году, а затем на процессорах (Sandy Bridge); фирмой AMD — в (Bulldozer) с 2011 года.

AES, Rijndael-AES, Rijndael
Создатель	(Винсент Рэймен) (Йоан Даймен)
Создан	1998 г.
(Размер ключа)	128/192/256 бит
Размер блока	128 бит
Число раундов	10/12/14 (зависит от размера ключа)
Тип	Подстановочно-перестановочная сеть
Медиафайлы на Викискладе

История AES

Основная статья: (AES (конкурс))

2 января 1997 года NIST объявляет о намерении выбрать преемника для DES, являвшегося американским стандартом с 1977 года. 2 октября 2000 года было объявлено, что победителем конкурса стал алгоритм Rijndael, и началась процедура стандартизации. 28 февраля 2001 года был опубликован проект, а 26 ноября 2001 года AES был принят как FIPS 197. Историческую ретроспективу конкурса можно проследить на веб-сайте NIST.

Описание AES

Определения и вспомогательные процедуры

Определения

Block	последовательность бит, из которых состоит input, output, State и Round Key. Также под Block можно понимать последовательность байтов
Cipher Key	секретный криптографический ключ, который используется Key Expansion процедурой, чтобы произвести набор ключей для раундов (Round Keys); может быть представлен как прямоугольный массив байтов, имеющий четыре строки и Nk колонок
Ciphertext	выходные данные алгоритма шифрования
Key Expansion	процедура генерации Round Keys из Cipher Key
Round Key	Round Keys получаются из Cipher Key использованием процедуры Key Expansion. Они применяются к State при шифровании и расшифровании
State	промежуточный результат шифрования, который может быть представлен как прямоугольный массив байтов, имеющий 4 строки и Nb колонок
S-box	нелинейная таблица замен, использующаяся в нескольких трансформациях замены байтов и в процедуре Key Expansion для взаимнооднозначной замены значения байта. Предварительно рассчитанный S-box можно увидеть ниже
Nb	число столбцов (32-битных слов), составляющих State. Для AES Nb = 4
Nk	число 32-битных слов, составляющих шифроключ. Для AES Nk = 4, 6, или 8
Nr	число раундов, которое является функцией Nk и Nb. Для AES Nr = 10, 12, 14
Rcon[]	массив, который состоит из битов 32-разрядного слова и является постоянным для данного раунда. Предварительно рассчитанный Rcon[] можно увидеть ниже

S-box

 Sbox = array{ 0x63, 0x7c, 0x77, 0x7b, 0xf2, 0x6b, 0x6f, 0xc5, 0x30, 0x01, 0x67, 0x2b, 0xfe, 0xd7, 0xab, 0x76, 0xca, 0x82, 0xc9, 0x7d, 0xfa, 0x59, 0x47, 0xf0, 0xad, 0xd4, 0xa2, 0xaf, 0x9c, 0xa4, 0x72, 0xc0, 0xb7, 0xfd, 0x93, 0x26, 0x36, 0x3f, 0xf7, 0xcc, 0x34, 0xa5, 0xe5, 0xf1, 0x71, 0xd8, 0x31, 0x15, 0x04, 0xc7, 0x23, 0xc3, 0x18, 0x96, 0x05, 0x9a, 0x07, 0x12, 0x80, 0xe2, 0xeb, 0x27, 0xb2, 0x75, 0x09, 0x83, 0x2c, 0x1a, 0x1b, 0x6e, 0x5a, 0xa0, 0x52, 0x3b, 0xd6, 0xb3, 0x29, 0xe3, 0x2f, 0x84, 0x53, 0xd1, 0x00, 0xed, 0x20, 0xfc, 0xb1, 0x5b, 0x6a, 0xcb, 0xbe, 0x39, 0x4a, 0x4c, 0x58, 0xcf, 0xd0, 0xef, 0xaa, 0xfb, 0x43, 0x4d, 0x33, 0x85, 0x45, 0xf9, 0x02, 0x7f, 0x50, 0x3c, 0x9f, 0xa8, 0x51, 0xa3, 0x40, 0x8f, 0x92, 0x9d, 0x38, 0xf5, 0xbc, 0xb6, 0xda, 0x21, 0x10, 0xff, 0xf3, 0xd2, 0xcd, 0x0c, 0x13, 0xec, 0x5f, 0x97, 0x44, 0x17, 0xc4, 0xa7, 0x7e, 0x3d, 0x64, 0x5d, 0x19, 0x73, 0x60, 0x81, 0x4f, 0xdc, 0x22, 0x2a, 0x90, 0x88, 0x46, 0xee, 0xb8, 0x14, 0xde, 0x5e, 0x0b, 0xdb, 0xe0, 0x32, 0x3a, 0x0a, 0x49, 0x06, 0x24, 0x5c, 0xc2, 0xd3, 0xac, 0x62, 0x91, 0x95, 0xe4, 0x79, 0xe7, 0xc8, 0x37, 0x6d, 0x8d, 0xd5, 0x4e, 0xa9, 0x6c, 0x56, 0xf4, 0xea, 0x65, 0x7a, 0xae, 0x08, 0xba, 0x78, 0x25, 0x2e, 0x1c, 0xa6, 0xb4, 0xc6, 0xe8, 0xdd, 0x74, 0x1f, 0x4b, 0xbd, 0x8b, 0x8a, 0x70, 0x3e, 0xb5, 0x66, 0x48, 0x03, 0xf6, 0x0e, 0x61, 0x35, 0x57, 0xb9, 0x86, 0xc1, 0x1d, 0x9e, 0xe1, 0xf8, 0x98, 0x11, 0x69, 0xd9, 0x8e, 0x94, 0x9b, 0x1e, 0x87, 0xe9, 0xce, 0x55, 0x28, 0xdf, 0x8c, 0xa1, 0x89, 0x0d, 0xbf, 0xe6, 0x42, 0x68, 0x41, 0x99, 0x2d, 0x0f, 0xb0, 0x54, 0xbb, 0x16 }; 

Обратный S-box для процедуры InvSubBytes

InvSbox = array{ 0x52, 0x09, 0x6a, 0xd5, 0x30, 0x36, 0xa5, 0x38, 0xbf, 0x40, 0xa3, 0x9e, 0x81, 0xf3, 0xd7, 0xfb, 0x7c, 0xe3, 0x39, 0x82, 0x9b, 0x2f, 0xff, 0x87, 0x34, 0x8e, 0x43, 0x44, 0xc4, 0xde, 0xe9, 0xcb, 0x54, 0x7b, 0x94, 0x32, 0xa6, 0xc2, 0x23, 0x3d, 0xee, 0x4c, 0x95, 0x0b, 0x42, 0xfa, 0xc3, 0x4e, 0x08, 0x2e, 0xa1, 0x66, 0x28, 0xd9, 0x24, 0xb2, 0x76, 0x5b, 0xa2, 0x49, 0x6d, 0x8b, 0xd1, 0x25, 0x72, 0xf8, 0xf6, 0x64, 0x86, 0x68, 0x98, 0x16, 0xd4, 0xa4, 0x5c, 0xcc, 0x5d, 0x65, 0xb6, 0x92, 0x6c, 0x70, 0x48, 0x50, 0xfd, 0xed, 0xb9, 0xda, 0x5e, 0x15, 0x46, 0x57, 0xa7, 0x8d, 0x9d, 0x84, 0x90, 0xd8, 0xab, 0x00, 0x8c, 0xbc, 0xd3, 0x0a, 0xf7, 0xe4, 0x58, 0x05, 0xb8, 0xb3, 0x45, 0x06, 0xd0, 0x2c, 0x1e, 0x8f, 0xca, 0x3f, 0x0f, 0x02, 0xc1, 0xaf, 0xbd, 0x03, 0x01, 0x13, 0x8a, 0x6b, 0x3a, 0x91, 0x11, 0x41, 0x4f, 0x67, 0xdc, 0xea, 0x97, 0xf2, 0xcf, 0xce, 0xf0, 0xb4, 0xe6, 0x73, 0x96, 0xac, 0x74, 0x22, 0xe7, 0xad, 0x35, 0x85, 0xe2, 0xf9, 0x37, 0xe8, 0x1c, 0x75, 0xdf, 0x6e, 0x47, 0xf1, 0x1a, 0x71, 0x1d, 0x29, 0xc5, 0x89, 0x6f, 0xb7, 0x62, 0x0e, 0xaa, 0x18, 0xbe, 0x1b, 0xfc, 0x56, 0x3e, 0x4b, 0xc6, 0xd2, 0x79, 0x20, 0x9a, 0xdb, 0xc0, 0xfe, 0x78, 0xcd, 0x5a, 0xf4, 0x1f, 0xdd, 0xa8, 0x33, 0x88, 0x07, 0xc7, 0x31, 0xb1, 0x12, 0x10, 0x59, 0x27, 0x80, 0xec, 0x5f, 0x60, 0x51, 0x7f, 0xa9, 0x19, 0xb5, 0x4a, 0x0d, 0x2d, 0xe5, 0x7a, 0x9f, 0x93, 0xc9, 0x9c, 0xef, 0xa0, 0xe0, 0x3b, 0x4d, 0xae, 0x2a, 0xf5, 0xb0, 0xc8, 0xeb, 0xbb, 0x3c, 0x83, 0x53, 0x99, 0x61, 0x17, 0x2b, 0x04, 0x7e, 0xba, 0x77, 0xd6, 0x26, 0xe1, 0x69, 0x14, 0x63, 0x55, 0x21, 0x0c, 0x7d }; 

Rcon[]

 Rcon = array{ array{0x00, 0x00, 0x00, 0x00}, array{0x01, 0x00, 0x00, 0x00}, array{0x02, 0x00, 0x00, 0x00}, array{0x04, 0x00, 0x00, 0x00}, array{0x08, 0x00, 0x00, 0x00}, array{0x10, 0x00, 0x00, 0x00}, array{0x20, 0x00, 0x00, 0x00}, array{0x40, 0x00, 0x00, 0x00}, array{0x80, 0x00, 0x00, 0x00}, array{0x1b, 0x00, 0x00, 0x00}, array{0x36, 0x00, 0x00, 0x00} }; 

Вспомогательные процедуры

AddRoundKey()	трансформация при шифровании и обратном шифровании, при которой Round Key XOR’ится c State. Длина RoundKey равна размеру State (то есть если Nb = 4, то длина RoundKey равна 128 бит или 16 байт)
InvMixColumns()	трансформация при расшифровании, которая является обратной по отношению к MixColumns()
InvShiftRows()	трансформация при расшифровании, которая является обратной по отношению к ShiftRows()
InvSubBytes()	трансформация при расшифровании, которая является обратной по отношению к SubBytes()
MixColumns()	трансформация при шифровании, которая берёт все столбцы State и смешивает их данные (независимо друг от друга), чтобы получить новые столбцы
RotWord()	функция, использующаяся в процедуре Key Expansion, которая берёт 4-байтовое слово и производит над ним циклическую перестановку
ShiftRows()	трансформации при шифровании, которые обрабатывают State, циклически смещая последние три строки State на разные величины
SubBytes()	трансформации при шифровании, которые обрабатывают State, используя нелинейную таблицу замещения байтов (S-box), применяя её независимо к каждому байту State
SubWord()	функция, используемая в процедуре Key Expansion, которая берёт на входе четырёхбайтовое слово и, применяя S-box к каждому из четырёх байтов, выдаёт выходное слово

Шифрование

AES является стандартом, основанным на алгоритме Rijndael. Для AES длина input (блока входных данных) и State (состояния) постоянна и равна 128 бит, а длина шифроключа K составляет 128, 192, или 256 бит. При этом исходный алгоритм Rijndael допускает длину ключа и размер блока от 128 до 256 бит с шагом в 32 бита. Для обозначения выбранных длин input, State и Cipher Key в 32-битных словах используется нотация Nb = 4 для input и State, Nk = 4, 6, 8 для Cipher Key соответственно для разных длин ключей.

В начале зашифровывания input копируется в массив State по правилу ${\displaystyle \mathrm {state} [r,c]=\mathrm {input} [r+4c]}$, для ${\displaystyle 0\leq r<4}$ и ${\displaystyle 0\leq c<Nb}$. После этого к State применяется процедура AddRoundKey(), и затем State проходит через процедуру трансформации (раунд) 10, 12, или 14 раз (в зависимости от длины ключа), при этом надо учесть, что последний раунд несколько отличается от предыдущих. В итоге, после завершения последнего раунда трансформации, State копируется в output по правилу ${\displaystyle \mathrm {output} [r+4c]=\mathrm {state} [r,c]}$, для ${\displaystyle 0\leq r<4}$ и ${\displaystyle 0\leq c<Nb}$.

Отдельные трансформации SubBytes(), ShiftRows(), MixColumns() и AddRoundKey() — обрабатывают State. Массив w[] — содержит key schedule.

 Cipher(byte in[4*Nb], byte out[4*Nb], word w[Nb*(Nr+1)]) begin byte state[4,Nb] state = in AddRoundKey(state, w[0, Nb-1]) for round = 1 step 1 to Nr-1 SubBytes(state) ShiftRows(state) MixColumns(state) AddRoundKey(state, w[round*Nb, (round+1)*Nb-1]) end for SubBytes(state) ShiftRows(state) AddRoundKey(state, w[Nr*Nb, (Nr+1)*Nb-1]) out = state end 

Рис1. Псевдокод для Cipher

SubBytes()

В процедуре SubBytes, каждый байт в state заменяется соответствующим элементом в фиксированной 8-битной таблице поиска, S; b_ij = S(a_ij).

Процедура SubBytes() обрабатывает каждый байт состояния, независимо производя нелинейную замену байтов, используя таблицу замен (S-box). Такая операция обеспечивает нелинейность алгоритма шифрования. Построение S-box состоит из двух шагов. Во-первых, производится взятие обратного числа в (поле Галуа) ${\displaystyle GF\left({2^{8}}\right)}$. Для всех операций в этом поле используется неприводимый полином ${\displaystyle z^{8}+z^{4}+z^{3}+z+1}$. Во-вторых, к каждому байту b, из которых состоит S-box, применяется следующая операция:

${\displaystyle b'_{i}=b_{i}\oplus b_{\left({i+4}\right){\bmod {8}}}\oplus b_{\left({i+5}\right){\bmod {8}}}\oplus b_{\left({i+6}\right){\bmod {8}}}\oplus b_{\left({i+7}\right){\bmod {8}}}\oplus c_{i}}$

где ${\displaystyle 0\leq i<8}$, и где ${\displaystyle b_{i}}$ есть i-ый бит b, а ${\displaystyle c_{i}}$ — i-ый бит константы ${\displaystyle c=63_{16}=99_{10}=01100011_{2}}$. Таким образом обеспечивается защита от атак, основанных на простых алгебраических свойствах.

${\displaystyle {\begin{Vmatrix}b_{0}^{'}\\b_{1}^{'}\\b_{2}^{'}\\b_{3}^{'}\\b_{4}^{'}\\b_{5}^{'}\\b_{6}^{'}\\b_{7}^{'}\end{Vmatrix}}={\begin{Vmatrix}1&0&0&0&1&1&1&1\\1&1&0&0&0&1&1&1\\1&1&1&0&0&0&1&1\\1&1&1&1&0&0&0&1\\1&1&1&1&1&0&0&0\\0&1&1&1&1&1&0&0\\0&0&1&1&1&1&1&0\\0&0&0&1&1&1&1&1\end{Vmatrix}}*{\begin{Vmatrix}b_{0}\\b_{1}\\b_{2}\\b_{3}\\b_{4}\\b_{5}\\b_{6}\\b_{7}\end{Vmatrix}}+{\begin{Vmatrix}1\\1\\0\\0\\0\\1\\1\\0\end{Vmatrix}}}$

ShiftRows()

В процедуре ShiftRows байты в каждой строке state циклически сдвигаются влево. Размер смещения байтов каждой строки зависит от её номера

ShiftRows работает со строками State. При этой трансформации строки состояния циклически сдвигаются на r байт по горизонтали в зависимости от номера строки. Для нулевой строки r = 0, для первой строки r = 1 Б и т. д. Таким образом, каждая колонка выходного состояния после применения процедуры ShiftRows состоит из байтов из каждой колонки начального состояния. Для алгоритма Rijndael паттерн смещения строк для 128- и 192-битных строк одинаков. Однако для блока размером 256 бит отличается от предыдущих тем, что 2-е, 3-и и 4-е строки смещаются на 1, 3 и 4 байта соответственно. Это замечание не относится к AES, так как он использует алгоритм Rijndael только с 128-битными блоками, независимо от размера ключа.

MixColumns()

В процедуре MixColumns каждая колонка состояния перемножается с фиксированным многочленом c(x).

В процедуре MixColumns четыре байта каждой колонки State смешиваются, используя для этого обратимую линейную трансформацию. MixColumns обрабатывает состояния по колонкам, трактуя каждую из них как полином третьей степени. Над этими полиномами производится умножение в ${\displaystyle GF(2^{8})}$ по модулю ${\displaystyle x^{4}+1}$ на фиксированный многочлен ${\displaystyle c(x)=3x^{3}+x^{2}+x+2}$. Вместе с ShiftRows MixColumns вносит диффузию в шифр.

AddRoundKey()

В процедуре AddRoundKey каждый байт состояния объединяется с RoundKey, используя операцию (⊕).

В процедуре AddRoundKey RoundKey каждого раунда объединяется со State. Для каждого раунда Roundkey получается из CipherKey c помощью процедуры KeyExpansion; каждый RoundKey такого же размера, что и State. Процедура производит побитовый (XOR) каждого байта State с каждым байтом RoundKey.

Алгоритм обработки ключа

Алгоритм обработки ключа состоит из двух процедур:

• Алгоритм генерации раундовых ключей (алгоритм расширения ключа)
• Алгоритм выбора раундового ключа (ключа итерации)

Алгоритм генерации раундовых ключей

Алгоритм AES, используя процедуру KeyExpansion() и подавая в неё Cipher Key, K, получает ключи для всех раундов. Всего получается Nb*(Nr + 1) слов: изначально для алгоритма требуется набор из Nb слов, и каждому из Nr раундов требуется Nb ключевых набора данных. Полученный массив ключей для раундов обозначается как ${\displaystyle w\left[i\right]}$, ${\displaystyle 0\leq i<Nb*(Nr+1)}$. Алгоритм KeyExpansion() показан в псевдокоде ниже.

Функция SubWord() берёт четырёхбайтовое входное слово и применяет S-box к каждому из четырёх байтов. То, что получилось, подаётся на выход. На вход RotWord() подаётся слово ${\displaystyle [a_{0},a_{1},a_{2},a_{3}]}$, которое она циклически переставляет и возвращает ${\displaystyle [a_{1},a_{2},a_{3},a_{0}]}$. Массив слов, постоянный для данного раунда, ${\displaystyle Rcon\left[i\right]}$, содержит значения ${\displaystyle [x^{i-1},{00},{00},{00}]}$, где x = {02}, а ${\displaystyle x^{i-1}}$ является степенью ${\displaystyle x}$ в ${\displaystyle GF\left(2^{8}\right)}$ (${\displaystyle i}$ начинается с 1).

Из рисунка можно видеть, что первые ${\displaystyle Nk}$ слов расширенного ключа заполнены Cipher Key. В каждое последующее слово, ${\displaystyle w[i]}$, кладётся значение, полученное при операции XOR ${\displaystyle w[i-1]}$ и ${\displaystyle w\left[{i-Nk}\right]}$, те XOR’а предыдущего и на Nk позиций раньше слов. Для слов, позиция которых кратна Nk, перед XOR’ом к w[i-1] применяется трансформация, за которой следует XOR с константой раунда Rcon[i]. Указанная выше трансформация состоит из циклического сдвига байтов в слове (RotWord()), за которой следует процедура SubWord() — то же самое, что и SubBytes(), только входные и выходные данные будут размером в слово.

Важно заметить, что процедура KeyExpansion() для 256-битного Cipher Key немного отличается от тех, которые применяются для 128- и 192- битных шифроключей. Если ${\displaystyle Nk=8}$ и ${\displaystyle i-4}$ кратно ${\displaystyle Nk}$, то SubWord() применяется к ${\displaystyle w[i-1]}$ до XOR’а.

KeyExpansion(byte key[4 * Nk], word w[Nb * (Nr+1)], Nk) begin word temp i = 0; while(i < Nk) w[i] = word(key[4*i], key[4*i+1], key[4*i+2], key[4*i+3]) i = i + 1 end while i = Nk while(i < Nb * (Nr+1)) temp = w[i - 1] if (i mod Nk = 0) temp = SubWord(RotWord(temp)) xor Rcon[i / Nk] else if (Nk > 6 and i mod Nk = 4) temp = SubWord(temp) end if w[i] = w[i - Nk] xor temp i = i + 1 end while end 

Псевдокод для Key Expansion

Расшифрование

 InvCipher(byte in[4 * Nb], byte out[4 * Nb], word w[Nb * (Nr+1)]) begin byte state[4, Nb] state = in AddRoundKey(state, w[Nr * Nb, Nb * (Nr+1) - 1]) for round = Nr - 1 step -1 downto 1 InvShiftRows(state) InvSubBytes(state) AddRoundKey(state, w[Nb * round, Nb * (round+1) - 1]) InvMixColumns(state) end for InvShiftRows(state) InvSubBytes(state) AddRoundKey(state, w[0, Nb - 1]) out = state end 

Псевдокод для Inverse Cipher

Алгоритм выбора раундового ключа

На каждой итерации ${\displaystyle i}$ раундовый ключ для операции AddRoundKey выбирается из массива ${\displaystyle w\left[i\right]}$,начиная с элемента ${\displaystyle w\left[Nb*i\right]}$ до ${\displaystyle w\left[Nb*\left(i+1\right)\right]}$.

Варианты алгоритма

На базе алгоритма Rijndael, лежащего в основе AES, реализованы альтернативные криптоалгоритмы. Среди наиболее известных — участники (конкурса Nessie): (Anubis) на инволюциях, автором которого является Винсент Рэймен и усиленный вариант шифра — (Grand Cru) Йохана Борста.

Криптостойкость

В июне 2003 года Агентство национальной безопасности США постановило, что шифр AES является достаточно надёжным, чтобы использовать его для защиты сведений, составляющих государственную тайну (англ. classified information). Вплоть до уровня SECRET было разрешено использовать ключи длиной 128 бит, для уровня TOP SECRET требовались ключи длиной 192 и 256 бит.

XSL-атака

Основная статья: (XSL-атака)

В отличие от большинства других шифров, AES имеет простое математическое описание. Это беспокоило в том числе и (Нильса Фергюсона), который в своей работе отметил, что безопасность шифра основывается на новом непроверенном предположении о сложности решения определённых видов уравнений (англ. «The security of Rijndael depends on a new and untested hardness assumption: it is computationally infeasible to solve equations of this type»), а также Брюса Шнайера, который написал в совместной с Нильсом книге:

У нас есть одно критическое замечание к AES: мы не совсем доверяем его безопасности. Что беспокоит нас больше всего в AES, так это его простая алгебраическая структура… Ни один другой блочный шифр не имеет столь простого алгебраического представления. Мы понятия не имеем, ведёт это к атаке или нет, но незнание этого является достаточной причиной, чтобы скептически относиться к использованию AES.

Оригинальный текст (англ.)

We have one criticism of AES: we don't quite trust the security… What concerns us the most about AES is its simple algebraic structure… No other block cipher we know of has such a simple algebraic representation. We have no idea whether this leads to an attack or not, but not knowing is reason enough to be skeptical about the use of AES

— (Niels Ferguson), Bruce Schneier Practical Cryptography — 2003 — pp. 56—57

(англ. Nicolas Courtois) и (англ. Josef Pieprzyk) в 2002 году опубликовали статью, в которой описали теоретическую атаку, названную ими (XSL-атакой) (англ. eXtended Sparse Linearization), которая могла бы позволить вскрыть шифры AES и (Serpent). Тем не менее, результаты работы не всеми были восприняты оптимистично:

Я считаю, что в работе Куртуа-Пепшика есть ошибка. Они переоценили число линейно-независимых уравнений. В результате у них нет достаточного количества линейных уравнений для решения системы, и [указанный] метод не может взломать Rijndael. Он имеет определённые достоинства и заслуживает изучения, но не взламывает Rijndael в его нынешнем виде.

Оригинальный текст (англ.)

I believe that the Courtois-Pieprzyk work is flawed. They overcount the number of linearly independent equations. The result is that they do not in fact have enough linear equations to solve the system, and the method does not break Rijndael… The method has some merit, and is worth investigating, but it does not break Rijndael as it stands.

— (Дон Копперсмит), комментарий к записи в блоге (Брюса Шнайера)

На странице, посвящённой обсуждению конкурса (NESSIE), в конце 2002 года один из авторов шифра, Винсент Рэймен, заявил, что XSL-атака является всего лишь мечтой (англ. The XSL attack is not an attack. It is a dream) (данная точка зрения позже была повторена в 2004 году на 4-й конференции AES в Бонне). На это Куртуа ответил, что данная мечта может стать для автора AES кошмаром (англ. It may also be a very bad dream and turn into a nightmare) (игра слов: dream переводится и как мечта и как сновидение. Nightmare переводится как кошмарный сон, ночной кошмар).

В 2003 году (Шон Мёрфи) и (англ. Matt Robshaw) опубликовали работу, в которой (в предположении, что результаты Куртуа и Пепшика верны) обосновали возможность атаки на алгоритм AES, сокращающей количество операций для взлома с 2¹²⁸ до 2¹⁰⁰. Однако на 4-й конференции AES Илья Толи (англ. Ilia Toli) и Альберто Дзанони (англ. Alberto Zanoni) показали, что работа Мёрфи и Робшоу неверна. Позже, в 2007 году, Чу-Ви Лим (англ. Chu-Wee Lim) и Хунгминг Ху (англ. Khoongming Khoo) также показали, что данная атака не может работать в том виде, как она была описана.

Атака по сторонним каналам

Основная статья: Атака по сторонним каналам

Атаки по сторонним каналам не связаны с математическими особенностями шифра, но используют определённые особенности реализации систем, использующих данные шифры, с целью раскрыть частично или полностью секретные данные, в том числе ключ. Известно несколько подобных атак на системы, использовавшие алгоритм AES.

В апреле 2005 года (англ. Daniel J. Bernstein) опубликовал работу с описанием атаки, использующей для взлома информацию о времени выполнения каждой операции шифрования. Данная атака потребовала более 200 миллионов выбранных шифротекстов для нахождения ключа.

В октябре 2005 года Даг Арне Освик, (Ади Шамир) и Эран Трумер представили работу с описанием нескольких атак, использующих время выполнения операций для нахождения ключа. Одна из представленных атак получала ключ после 800 операций шифрования. Атака требовала от криптоаналитика возможности запускать программы на той же системе, где выполнялось шифрование.

В декабре 2009 года была опубликована работа, в которой использование дифференциального анализа ошибок (англ. Differential Fault Analysis), искусственно создаваемых в матрице состояния на 8-м раунде шифрования, позволило восстановить ключ за 2³² операций.

См. также

• (TKIP)
• (WPA)
• (CCMP)
• (Кузнечик)
• Магма

Примечания

1. Лаборатория Чеканова. Intel Core i5 (Clarkdale): анализ аппаратного ускорения шифрования AES  (рус.). (19 января 2010). — «наиболее популярный стандарт симметричного шифрования в мире ИТ». Дата обращения: 14 ноября 2010. 26 февраля 2012 года.
2. Biryukov, Alex and Khovratovich, Dmitry. Related-key Cryptanalysis of the Full AES-192 and AES-256 (англ.) // Advances in Cryptology – ASIACRYPT 2009. — Springer Berlin / Heidelberg, 2009. — Vol. 5912. — P. 1—18. — doi:10.1007/978-3-642-10366-7_1. 18 декабря 2010 года.
3. Архивированная копия  (неопр.). Дата обращения: 7 декабря 2006. 6 ноября 2006 года.
4. NIST Error Page 28 сентября 2010 года.
5. Bounce to index.html 17 июля 2014 года.
6. http://csrc.nist.gov/publications/fips/fips197/fips-197.pdf от 7 апреля 2015 на Wayback Machine «5.1.3 MixColumns() Transformation .. The columns are considered as polynomials over GF(2^8) and multiplied modulo x^4 + 1 with a fixed polynomial a(x), given by a(x) = {03}x³ + {01}x² + {01}x + {02}.»
7. National Policy on the Use of the Advanced Encryption Standard (AES) to Protect National Security Systems and National Security Information (англ.). Committee on National Security Systems (июнь 2003). Дата обращения: 27 октября 2010. Архивировано 19 февраля 2012 года.
8. James McLaughlin. The XSL controversy // A survey of block cipher cryptanalysis techniques. — preprint. — York: University of York, 2009. (недоступная ссылка)
9. Niels Ferguson, Richard Schroeppel, and Doug Whiting. A simple algebraic representation of Rijndael (англ.) // Selected Areas in Cryptography, Proc. SAC 2001, Lecture Notes in Computer Science #2259. — Springer Verlag, 2001. — P. 103—111. 16 января 2016 года.
10. Bruce Schneier. Crypto-Gram Newsletter (англ.). Schneier on Security (15 сентября 2002). Дата обращения: 27 октября 2010. Архивировано 19 февраля 2012 года.
11. Nicolas Courtois, Josef Pieprzyk. Cryptanalysis of Block Ciphers with Overdefined Systems of Equations (англ.) // Advances in Cryptology — ASIACRYPT 2002 8th International Conference on the Theory Application of Cryptology and Information Security Queenstown, New Zealand, December 1—5, 2002 Proceedings. Lecture Notes in Computer Science (2501). — Springer, 2002. — P. 267—287. — doi:10.1007/3-540-36178-2. 26 октября 2020 года.
13. Ilia Toli, Alberto Zanoni. An Algebraic Interpretation of AES-128 (англ.) // Proc. of AES Conference. — 2005. — Vol. 2005. — P. 84—97. — doi:10.1007/11506447_8. (недоступная ссылка)
14. Chu-wee Lim, Khoongming Khoo. An Analysis of XSL Applied to BES (англ.) // Fast Software Encryption. — Heidelberg: Springer Berlin / Heidelberg, 2007. — Vol. 4593. — P. 242—253. — doi:10.1007/978-3-540-74619-5_16. (недоступная ссылка)
15. Daniel J. Bernstein. Cache-timing attacks on AES (англ.). — 2004. 17 сентября 2008 года.
16. Bruce Schneier. AES Timing Attack (англ.). Schneier on Security (17 мая 2005). Дата обращения: 27 октября 2010. Архивировано 19 февраля 2012 года.
17. Dag Arne Osvik; Adi Shamir and Eran Tromer. Cache Attacks and Countermeasures: the Case of AES // Topics in Cryptology — CT-RSA 2006, The Cryptographers’ Track at the RSA Conference. — Springer-Verlag, 2005. — P. 1—20. 25 ноября 2020 года.
18. Dhiman Saha, Debdeep Mukhopadhyay, Dipanwita RoyChowdhury. A Diagonal Fault Attack on the Advanced Encryption Standar (англ.) // Cryptology ePrint Archive. — 2009. 6 августа 2020 года.

Литература

• Federal Information Processing Standards Publication 197 November 26, 2001 Specification for the ADVANCED ENCRYPTION STANDARD (AES) от 7 апреля 2015 на Wayback Machine (англ.)
• Баричев С. Г., Гончаров В. В., Серов Р. Е. 2.4.2. Стандарт AES. Алгоритм Rijdael // Основы современной криптографии — 3-е изд. — М.: Диалог-МИФИ, 2011. — С. 30—35. — 176 с. —

Ссылки

• О процессе принятия AES от 22 января 2008 на Wayback Machine
• Jeff Moser. A Stick Figure Guide to the Advanced Encryption Standard (AES) (англ.) (22 сентября 2009). Дата обращения: 22 ноября 2010. Архивировано 19 февраля 2012 года. — AES в картинках (русский перевод от 23 июня 2013 на Wayback Machine)