Поддерживаемые технологии aes что это

Если Вам требуются услуги по таможенному оформлению, получению разрешительных документов или у Вас есть вопросы, свяжитесь с нами — Контакты IFCG.

В частности, мы готовы оказать услуги по оформлению следующих разрешительных документов для ввоза и вывоза товаров с шифровальными функциями:

Источник

Аппаратные технологии безопасности Intel: новое слово в защите биометрических приложений. Часть 2

В первой части мы обсудили проблемы современных биометрических приложений распознавания пользователей и рассказали о том, как Intel SGX, Intel VMX и Intel IPT способны повысить уровень их защиты. Сегодня продолжим разговор о безопасности биометрии, рассмотрим технологии Intel AES-NI, Intel Secure Key и Intel RealSense.

Для того, чтобы защитить важные данные или программный код во время исполнения, широко используются криптографические алгоритмы и рандомизация адресного пространства (Address Space Layout Randomization, ASLR). Подобные технологии применяются как на уровне обычных приложений, так и на уровне операционной системы. Важной их частью являются случайные числа.

Intel Secure Key

Если нужно сгенерировать ключевую пару или создать случайное адресное пространство, генератор настоящих случайных чисел лучше, чем генератор псевдослучайных чисел. Технология Intel Secure Key предоставляет x86-инструкцию RDRAND, которую можно использовать для создания высококачественного генератора случайных чисел.

Инструкция RDRAND воплощает инновационный подход к созданию высококачественного, высокопроизводительного генератора случайных чисел, основанного на аппаратном источнике энтропии. Генератор построен по каскадной модели, он задействует встроенный в процессор источник энтропии для периодической инициализации аппаратного криптографически безопасного генератора псевдослучайных чисел. В результате инструкция RDRAND может генерировать случайные числа, соответствующие стандарту NIST SP 800-90A. Для наиболее распространённых вариантов использования её можно считать генератором подлинно случайных чисел.

Инструкция RDRAND получает данные из внутреннего аппаратного генератора случайных чисел

Существует много способов использования RDRAND.

1. Вызов RDRAND напрямую в коде на ассемблере или на встроенном ассемблере в C++.

2. Использование библиотеки от Intel (librdrand). Она написана на C/C++. Существуют версии для Windows, и для Linux и OS X.

3. Использование библиотек сторонних поставщиков.

Intel AES-NI

Intel Advanced Encryption Standard New Instructions (Intel AES-NI) – это набор инструкций, разработанный для ускорения приложений, использующих один из самых популярных симметричных алгоритмов шифрования AES. AES широко используют для шифрования данных, хранящихся в оперативной памяти и на жёстких дисках, для защиты информации, передаваемой по сети. Делается это для того, чтобы защитить конфиденциальные данные даже в том случае, если злоумышленнику удастся их скопировать с некоего носителя или перехватить при передаче.

Шифрование канала передачи данных с использованием AES

Для того, чтобы повысить запас надёжности, рекомендуется выполнять шифрование с использованием нескольких раундов AES, что эквивалентно увеличению длины криптографического ключа. В 2010 году Intel представила новый набор инструкций (Intel AES-NI), который предлагает полную аппаратную поддержку шифрования и дешифровки AES. Это позволяет увеличить производительность и снизить потребление памяти. В наши дни практически все настольные и мобильные процессоры Intel поддерживают AES-NI. Вот, какого прироста производительности удаётся достичь при использовании AES-NI в сравнении с полностью программной реализацией алгоритма, не использующей эти команды.

Тестируемое устройство построено на базе Intel Atom Z3770 (Bay Trail) FFRD8 PR1, оно работало под управлением Android 4.4, использовалось OpenSSL native C API.

Как видно из данных, приведённых в таблице, при шифровании использование инструкций Intel AES-NI дало 5-кратный рост производительности. При дешифровке – 11-кратный рост. Нужно отметить, что использование AES-NI позволяет снизить энергопотребление примерно на 40%.

В настоящее время большинство популярных операционных систем содержат встроенную поддержку Intel AES-NI. Когда некое приложение обращается к криптографическому API, которое предоставляет система, например, к Windows CNG API или к классу Javax.crypto в Android, низкоуровневый драйвер автоматически задействует инструкции AES-NI для повышения производительности. Кроме того, многие библиотеки, например, OpenSSL 1.0.1, Intel Integrated Performance Primitives, Crypto++, оптимизированы с целью максимально эффективного использования AES-NI.

Испытания на живучесть и датчик глубины камеры Intel RealSense

Биометрическое распознавание пользователя, основанное на анализе лица, широко используется в повседневной жизни многих людей. Например – для разблокировки Android-устройств и персональных компьютеров. Так как для распознавания лица используется традиционная оптическая камера, умеющая захватывать плоские изображения, система не может отличить реального человека от фотографии. В результате взломщик может пройти процедуру авторизации, воспользовавшись распечатанным фотоснимком лица пользователя.

Камера Intel RealSense умеет захватывать информацию о глубине пространства. Это открывает очень интересные перспективы. Одна из её функций заключается в построении трёхмерных моделей людей и объектов, попадающих в объектив. Данная возможность позволяет задействовать Intel RealSense как инструмент испытания на живучесть в некоторых сценариях захвата биометрических данных, и, как результат, повысить безопасность биометрических систем. Обычная камера, входящая в состав RealSense, фотографирует лицо пользователя, а модуль трёхмерного сканирования пространства одновременно строит объёмную картину того, что находится перед камерой. Сведения о пространственных характеристиках лицевой области легко могут быть использованы для того, чтобы определить, человек ли смотрит в камеру, или, там, где должно находиться объёмное лицо, размещён плоский лист бумаги.

Трёхмерная модель лица с камеры глубины Intel RealSense F200. Очевидно, перед камерой настоящий человек.

Лист бумаги, пусть и с напечатанным фото пользователя, остаётся плоским для камеры глубины Intel RealSense F200. Очевидно, что это – подделка.

Обзор технологий

Вот краткий обзор технологий Intel, которые могут поднять безопасность биометрических систем на новый уровень.

Жёлтыми значками показаны области применения технологий Intel для повышения безопасности биометрических приложений.

Итоги

Биометрическая идентификация пользователей отличается от традиционной схемы, использующей имя и пароль. Биометрические данные человека практически невозможно изменить. Как результат, этот подход к аутентификации требует повышенного уровня безопасности систем.

Intel предлагает различные аппаратные технологии, доступные как в настольных компьютерах, оснащённых процессорами Intel, так и на мобильных устройствах. Эти технологии могут помочь разработчикам биометрических решений в создании более защищённых систем аутентификации без необходимости задействовать дополнительное аппаратное обеспечение.

Источник

Аппаратная поддержка алгоритма AES современными процессорами

Начинаем

Для начало, необходимо убедится что расширение AES-NI присутствует в нашем процессоре. Для этого существует специальная команда CPUID, которая при значение eax=0x00000001, должна выставить в регистрах биты относительно присутствующих расширений. Для расширения AES это 25 бит регистра ECX:
код проверки AES-NI:

Если бит установлен в 1, значит мы можем переходить к шифрованию.

Расширение ключа/ExpandKey

Алгоритм расширения ключа в псевдокоде выглядит так:

Для аппаратной поддержки надо использовать инструкцию AESKEYGENASSIST, которая выполнит:

Как легко заметить, инструкция не выполняет:

Эти операции придется выполнить самим, используя MMX инструкции

Шифрование/Encryption

Для реализации одного раунда шифрования используется инструкция AESENC, которая выполняет следующие действия:

Последний раунд шифрования реализуется при помощи инструкции AESENCLAST:

Отличие этой инструкции от AESENC состоит в том, что операция MixColums на последнем шаге не выполняется:

Расшифровывание/decryption

Для реализации процедуры расшифрования используется инструкция AESDEC:

Для получения InvKey надо выполнить операцию InvMixClomuns для ключа. Инструкция, которая это делает — AESIMC xmm1.xmm2
И для последнего раунда расшифрования используется Инструкция AESDECLAST:

Итак, аппаратное поддержка должна нам дать приличный прирост к скорости шифрования. В качестве завершения поста приведу класс на C++, реализующий операции шифрования и расшифрования в режиме ECB. После прогона теста была достигнута скорость шифрования на одном ядре i5-3740 (3.2GHz), равная 320MB/sec

Источник

AES — американский стандарт шифрования. Часть I

Эта публикация вызвана необходимостью дать возможность обучаемым изучать и моделировать процессы шифрования/расшифрования и дешифрования последнего стандарта США. Ознакомление с имеющимися публикациями в сети не соответствуют программе обучения в силу их поверхностного подхода, неполноты изложения, и отсутствия должной строгости. Например, нигде не встречается выбор и задание примитивного элемента, формирующего поле, без чего работу и подготовку специалиста, особенно криптоаналитические явления и процессы, организовать и моделировать невозможно. В этой работе используется описание, несколько отличное от оригинала AES, представленного FIPS PUB 197. Здесь описывается шифр AES, с использованием матриц над GF(2 8 ), но примечания работы сохраняются, т. е. шифр реализуется над конечным расширенным полем GF (2 8 ). На русском языке достаточно полная и доступная версия шифра изложена Зензиным О.С. и Ивановым М.А.

Математические основы стандарта шифрования AES США

AES – блочный шифр с длиной блоков равной 128 битам, и шифр поддерживает ключи длиной , равной 128, 192 или 256 бит. AES – это шифр с итерационным ключом: состоит из повторного применения раундового преобразования состояния блока State шифруемого текста. Число раундов шифра обозначается зависит от длины ключа ( для ключа 128 битов, для ключа 192 бита и для ключа 256 бит).

Шифр AES преобразует исходное состояние блока, обозначаемое символом S (State) и принадлежащее множеству матриц (то есть S є – матрица 4 × 4 байта, с ее элементами (коэффициентами) в GF (2 8 )), к другому шифрованному состоянию в .

Пример 1. Блок данных длиной в 128 = 4·32, 4 слова по 32 разряда представляется квадратной таблицей байтов из 4-х строк и 4-х столбцов. Каждая строка содержит байты из 4-х разных 32 разрядных слов, а столбец – байты одного и того же 32-разрядного слова. Весь квадрат образован 4×4 = 16 байтами, которые могут обрабатываться как самостоятельные единицы.

Представление данных, выбранное для элементов поля GF(2 8 )

. Для удобства и лучшего понимания изучаемого материала, а для уяснения деталей выполнения вычислений с карандашом в руках ниже приводятся многочисленные числовые примеры и следующая таблица 1.

Таблица 1. Соответствие десятичных, шестнадцатеричных, двоичных чисел и многочленов

В работе используются четыре представления для обозначения каждого элемента расширенного поля в GF(2 8 ), которые являются эквивалентными одно другому.

Представление данных, используемых в шифре AES

Выберем десятичное целое число, эквивалент которого будем представлять
различными формами в других системах счисления:

1. 212₁₀, десятичным видом – числом в 10-ой системе счисления.

2. <11010100>b, представление элементов сообщения двоичным вектором – элементом векторного пространства GF(2 8 ) двоичных векторов,

3. , многочленное представление – элементом поля Галуа GF [2 8 ], соответствующим двоичному вектору,

4. ₁₆, – шестнадцатеричное представление – числом в 16-системе счисления,

⊕ – операция поразрядного суммирования векторов из GF(2 8 ) по mod2 (без переноса 1 в старший разряд).
⊗ – операция умножения элементов (векторов, многочленов, чисел) из поля GF(2 8 )

Алгоритм стандарта AES и шифра RIJNDAEL оперирует с байтами информации, которые отождествляются с элементами конечного поля Галуа GF(2 8 ). Степень расширения простого поля GF(2) равна 8. Все элементы расширенного поля при представлении их многочленами имеют показатель степень не более семи (≤ 7).

Достигается такое положение приведением всех результатов действий с элементами поля по модулю неприводимого многочлена степени 8, который является формирующим многочленом для этого поля. Кроме неприводимого многочлена для построения поля необходимо задавать примитивный элемент.

В рассматриваемом алгоритме примитивный элемент задан (его порядок должен быть равен порядку мультипликативной группы поля), а многочлен фиксирован и имеет вид φ(x). Не располагая этими характеристикам, работать со стандартом не получится

или 1 <1b>в 16-ричной форме.
Шестнадцатеричная запись неприводимого многочлена 1 <1b>использует 9 разрядов и многочлен φ(x) не принадлежит полю GF(2 8 ).
Таблица П1 представления элементов поля GF(2 8 ) (в конце текста в Приложении).
В таблице П1 размещены все элементы поля в порядке возрастания показателя степени примитивного элемента (α = 00000011₂ = 3₁₀), мультипликативный порядок которого равен 255.

Рассмотрим примеры выполнения арифметических операций над элементами поля при различных представлениях этих элементов. Любой байт исходного текста (элемент поля) формально можно представить строкой символов , коэффициентов двоичного вектора в виде:

Пример 2. Элемент расширенного поля GF(2 8 ) задан в виде двоичного вектора:

Описание многочленом этого элемента имеет вид:

Если доопределить значения ai двоичными значениями, i = 0(1)7, например, так = <11000001>₂, то получим многочлен

так как

Шестнадцатеричное представление этого элемента α₁₆ = <с1>=<11000001>, а десятичное

α₁₀ = = 128 + 64 + 1 = 193₁₀.

Суммирование элементов поля GF(2 8 )

Сложение в рассматриваемом поле представляет операцию поразрядного суммирования значений разрядов слагаемых без переноса единицы в старший разряд. Это операция исключающего ИЛИ (EXOR – EXLUSIV OR) часто обозначается просто XOR. В модулярной арифметике такое сложение называется суммированием по модулю два (mod2).

Пример 3. Выберем в качестве операндов многочлены


Двоичное представление суммы многочленов по модулю два имеет вид
[A(x)⊕B(x)]mod2 = <11000001>⊕ <00001101>= <11001100>;

Представление многочленами

Заметим, что при сложении операндов степень многочлена результата не
увеличивается, и необходимость приведения его по модулю неприводимого многочлена поля φ(x) не возникает. Коэффициенты результата приводятся по модулю два, т. е. все четные коэффициенты обращаются в нуль.

В полях характеристики 2 действия сложения и вычитания операндов равнозначны. Для каждого элемента поля в аддитивной группе обратным к нему (противоположным) является он сам. Так, для элемента (а) противоположным является (-а), так как а + (-а) = 0. Нулевой элемент (единица аддитивной группы поля, нейтральный элемент) в шестнадцатеричном виде – это <00>₁₆.

Умножение элементов поля GF(2 8 )

Операция обычного умножения операндов (в отличие от модулярного ⊗) обозначается точкой между операндами, или знак умножения вообще опускается, когда не возникает опасности разночтения. Операнды в двоичном представлении умножаются по обычным правилам «столбиком». Будем перемножать те же, что и ранее операнды.

Пример 4. Умножение операндов в двоичном представлении
А(х)· В(х) = ·<0d>

Остаток от деления получает вид двоичного, многочленного и 16-ричного представлений (как элемент поля)
R(x) = 01011 1010₂ = = ₁₆. Старший разряд остатка равен нулю и не учитывается.
Степенное представление здесь не приводим, но по таблице П1 его можно найти.

Остаток от деления на неприводимый многочлен φ(x) в его двоичном представлении результата умножения операндов принимаем в качестве произведения операндов как элементов поля GF(2 8 ).

Выполним умножение операндов в представлении многочленами.

Пример 5. Умножение операндов элементов поля в многочленном представлении
А(х) ⊗ В(х) = ⊗ <0d>
A(x) ⊗ B(x) = (moddφ(x),2) =
=(x 10 +(moddφ(x),2) =
=(x 10 +(moddφ(x),2).

Здесь символ (moddφ (x),2) обозначает приведение по двойному модулю: многочлен по модулю φ(x), а его коэффициенты по модулю два, т.е. четные коэффициенты обнуляются. Получившаяся степень (deg(A(x)⊗ B(x)) =10) результата произведения выводит (этот многочлен — результат) за пределы поля. Чтобы результат принадлежал полю, его приводят (редуцируют, делят) по модулю неприводимого многочлена. Выполним такое деление обычным способом (уголком)

Пример 6. Необходимость деления многочленов возникает при
их умножении А(х)⊗В(х)/ φ(x).(Операции деления в поле нет, когда надо что-то поделить, это что-то умножают на обратный элемент делителя в поле)

– остаток отделения на φ(x) принадлежит полю GF(2 8 ), и его принимаем в качестве окончательного результата модулярного умножения.

Наряду с обычным (классическим) рассмотрением операции умножения элементов в двоичном поле существует более удобная схема. Именно такая схема и реализована в стандарте AES.

Рассмотрим сущность этого способа умножения

Пример 7. Другой способ умножения в конечном поле. Пусть задан произвольный многочлен седьмой степени

и значения его коэффициентов .

Умножим его на и получим . Этот результат не принадлежит полю GF(2 8 ) степень его многочлена больше 7 и его необходимо привести по модулю φ(x) = 1<1b>, после чего такое произведение станет элементом поля GF(2 8 ).

С этой целью определяют значение , если то результат уже принадлежит полю, если же , то достаточно вместо деления выполнить лишь вычитание A(x)x – φ(x) или операцию XOR для произведения A(x)x с φ(x).

В этом случае при записи A(x) в сдвиговом регистре умножению на x полинома A(x), т.е. соответствует сдвиг полинома A(x) на один разряд в сторону старших разрядов (влево, т.е. увеличение вдвое) и, если требуется, применяется операция XOR с неприводимым многочленом поля 1<1b>₁₆ =φ(x).

Детализируем все действия. Элемент х в поле GF(2 8 ) имеет представление
x = <02>₁₆=(00000010)₂.
⊗<11>=⊗<10>⊕⊗<01>= α 178 · α 100 ⊕α 178 · α 0 =⊕, так как α 178 · α 100 =α (178+100-255) =α 23 =

Тогда умножение на него приводит просто к сдвигу первого операнда на 1 разряд влево.
⊗ <02>= xtime = 11000001⊗ 00000010= 110000010 — 9-ти разрядное двоичное число. Этот результат выходит за пределы нашего поля. Его возвращают вычитанием неприводимого многочлена поля φ(х), преобразуя в элемент поля. Итоговый результат 10011001 = <99>

⊗ <04>= xtime(99) = 10011001⊗ 00000010 =100110010 — 9-ти разрядное двоичное число. Этот результат выходит за пределы нашего поля. Его возвращают вычитанием неприводимого многочлена поля φ(х), преобразуя в элемент поля. Итоговый результат 00101001 = <29>

Очередной шаг процедуры
⊗ <08>= xtime(29) = 00101001⊗ 00000010 = 0101 0010 = <52>.
Здесь результат не суммируем с φ(x), так как коэффициент .

И еще один шаг
⊗ <10>= xtime(52) = 01010010⊗00000010 = 10100100 = ₁₆.
Здесь также не суммируем с φ(x), так как коэффициент .
Таким образом, найдено значение первого слагаемого в сумме для исходного
выражения, где второе слагаемое равно ₁₆.
Теперь находим окончательно
⊗ <11>= ⊗ <10>⊕ ⊗ <01>= ⊕ =10100100⊕ 11000001 = <65>или

проверка обычным умножением (степенное представление)
A(x)∙ B(x) = ∙ <11>= α 178 ∙α 4 = α 182
(по таблицам находим в строке для α1 182 ) α 182 соответствует <65>₁₆.

Еще большего эффекта при производстве вычислений можно достигнуть, если укрупнить элементы, с которыми выполняются манипуляции. Так в криптоалгоритме RIJNDAEL используются 32-разрядные (4-х-байтовые) слова. Составляющие байт разряды не анализируются по отдельности. Такой подход позволяет 4-байтовому слову в соответствие поставить многочлен А(х) степени не более трех, и коэффициенты которого лежат в поле GF(2 8 ).

Операция умножения таких слов
и
,
где єGF(2 8 ), i = 0(1)3, выполняется по модулю многочлена степени не более четырех. Взятие результата произведения по модулю неприводимого многочлена степени 4 обеспечивает всегда получение результата произведения, как элемента поля.

В качестве такого многочлена выбран многочлен . Он имеет наиболее простую запись, и для него справедливо
.
Последнее свойство оказывается очень полезным при вычислениях.
Для рассматриваемых многочленов операция сложения выполняется аналогично (XOR поразрядное по mod2)
.

Умножение многочленов.
.
Коэффициенты определяются из соотношений
,
,
,
,
,
,
.

Окончательно результатом D(x) умножения ⊗ двух многочленов по модулю будет
, где
,
,
,
,
или более кратко в векторно – матричной записи,

выполним умножение В(х) на х по , учитывая свойства многочлена. Такому умножению, как и ранее, соответствует циклический сдвиг байтов в пределах слова в направлении старшего байта. Так как
, то
x∙(b_3 b_2 b_1 b_0)$» data-tex=»inline»/>
реализуется циклический сдвиг байтов.

Источник

• ← Поддерживаемые ссылки что это
• Поддерживаемый беспроводной адаптер intel не обнаружен что делать →