هجوم الالتقاء في المنتصف

هجوم الالتقاء في المنتصف ( MITM )، وهو هجوم نص صريح معروف، ^{[ 1 ]} هو هجوم تشفيري عام يعتمد على المفاضلة بين المساحة والوقت، ويستهدف أنظمة التشفير التي تعتمد على تنفيذ عمليات تشفير متعددة بالتتابع. يُعد هجوم MITM السبب الرئيسي لعدم استخدام خوارزمية التشفير المزدوج DES ، ولإمكانية اختراق مفتاح التشفير الثلاثي DES (168 بت) باستخدام أسلوب التجربة والخطأ، حيث يتطلب ذلك مساحة 2 ^{^56} وعملية 2 ^{^112} . ^{[ 2 ]}

وصف

عند محاولة تحسين أمان تشفير الكتلة، قد يغري البعض بتشفير البيانات عدة مرات باستخدام مفاتيح متعددة. قد يظن البعض أن هذا يُضاعف أو حتى يُحسّن أمان نظام التشفير المتعدد بمقدار n- tuple، وذلك بحسب عدد مرات تشفير البيانات، لأن البحث الشامل في جميع التوليفات الممكنة للمفاتيح (البحث الشامل البسيط) سيستغرق 2n ^{· k محاولة} إذا تم تشفير البيانات باستخدام مفاتيح طول كل منها k بت n مرة.

هجوم الوسيط (MITM) هو هجوم عام يُضعف مزايا الأمان لاستخدام التشفير المتعدد عن طريق تخزين القيم الوسيطة الناتجة عن عمليات التشفير أو فك التشفير، واستخدامها لتقليل الوقت اللازم لاختراق مفاتيح فك التشفير. وهذا ما يجعل هجوم الوسيط (MITM) هجومًا تشفيريًا عامًا يعتمد على المفاضلة بين المساحة والوقت .

يحاول هجوم الوسيط (MITM) إيجاد المفاتيح باستخدام نطاق (النص المشفر) ومجال (النص الأصلي) تركيب عدة دوال (أو تشفيرات كتلية)، بحيث يكون التعيين الأمامي عبر الدوال الأولى مطابقًا للتعيين العكسي (الصورة المعكوسة) عبر الدوال الأخيرة، أي أنهما يلتقيان حرفيًا في منتصف الدالة المركبة. على سبيل المثال، على الرغم من أن خوارزمية Double DES تشفر البيانات باستخدام مفتاحين مختلفين بطول 56 بت، إلا أنه يمكن اختراقها باستخدام 2^ ⁵⁷ عملية تشفير وفك تشفير.

يستخدم هجوم الوسيط متعدد الأبعاد (MD-MITM) مزيجًا من عدة هجمات وسيط متزامنة كما هو موضح أعلاه، حيث يحدث اللقاء في مواقع متعددة في الوظيفة المركبة.

تاريخ

اقترح ديفي وهيلمان لأول مرة هجوم الالتقاء في المنتصف على توسيع افتراضي لتشفير الكتلة في عام 1977. ^[³^] استخدم هجومهم مقايضة بين المساحة والوقت لكسر مخطط التشفير المزدوج في ضعف الوقت اللازم لكسر مخطط التشفير الفردي.

في عام 2011، قام بو تشو وغوانغ غونغ بالتحقيق في هجوم الالتقاء متعدد الأبعاد في المنتصف وقدموا هجمات جديدة على تشفيرات الكتلة GOST و KTANTAN و Hummingbird-2 . ^{[ 4 ]}

الالتقاء في المنتصف (1D-MITM)

لنفترض أن شخصًا ما يريد مهاجمة نظام تشفير بالخصائص التالية لنص عادي P ونص مشفر C :

{\begin{aligned}C&={\mathit {ENC}}_{k_{2}}({\mathit {ENC}}_{k_{1}}(P))\\P&={\mathit {DEC}}_{k_{1}}({\mathit {DEC}}_{k_{2}}(C))\\\end{aligned}}

حيث ENC هي دالة التشفير، وDEC هي دالة فك التشفير المعرفة على أنها ENC ⁻¹ (التعيين العكسي) و k ₁ و k ₂ هما مفتاحان.

يتمثل النهج الساذج في استخدام القوة الغاشمة في مخطط التشفير هذا في فك تشفير النص المشفر باستخدام كل قيمة ممكنة لـ k ₂ ، وفك تشفير كل من المخرجات الوسيطة باستخدام كل قيمة ممكنة لـ k ₁ ، ليصبح المجموع 2 ^{| k ₁ |} × 2 ^{| k ₂ |} (أو 2 ^{| k ₁ |+| k ₂ |} ) عملية.

يستخدم هجوم "اللقاء في المنتصف" أسلوبًا أكثر كفاءة. بفك تشفير C باستخدام k ₂ ، نحصل على التكافؤ التالي:

{\begin{aligned}C&={\mathit {ENC}}_{k_{2}}({\mathit {ENC}}_{k_{1}}(P))\\{\mathit {DEC}}_{k_{2}}(C)&={\mathit {DEC}}_{k_{2}}({\mathit {ENC}}_{k_{2}}[{\mathit {ENC}}_{k_{1}}(P)])\\{\mathit {DEC}}_{k_{2}}(C)&={\mathit {ENC}}_{k_{1}}(P)\\\end{aligned}}

_{_يستطيع} المهاجم حساب ENC _{k1 ₍} P ) لجميع قيم k1 _، و DEC _k2 ( C ⁾ لجميع قيم k2 الممكنة ، بإجمالي 2 _|^{k1 | +} 2 ^|^_k2^| (أو 2 ^_|^{k1 | + 1} إذا كان k1 و k2 متساويين في الحجم). إذا تطابقت نتيجة أي من عمليات ENC _k1 ( P ) مع نتيجة من عمليات DEC _k2 ( C ) ^_، فإن زوج _k1 و k2 يُحتمل _{_أن}_{يكون المفتاح الصحيح}_. يُسمى هذا المفتاح الصحيح المحتمل مفتاحًا مرشحًا . _{_يستطيع} المهاجم تحديد المفتاح المرشح الصحيح باختباره باستخدام مجموعة اختبار ثانية من النص العادي والنص المشفر _.

يُعدّ هجوم الوسيط (MITM) أحد أسباب استبدال معيار تشفير البيانات (DES) بمعيار التشفير الثلاثي (Triple DES ) بدلاً من معيار التشفير المزدوج (Double DES). يستطيع المهاجم استخدام هجوم الوسيط لاختراق معيار التشفير المزدوج باستخدام 2^ ⁵⁷ عملية ومساحة 2^ ⁵⁶ ، مما يجعله تحسينًا طفيفًا فقط مقارنةً بمعيار التشفير الثنائي. ^{[ 4 ]} يستخدم معيار التشفير الثلاثي مفتاحًا بطول ثلاثي (168 بت)، وهو أيضًا عرضة لهجوم الوسيط في مساحة 2^ ^{56 وعملية 2^}¹¹² ، ولكنه يُعتبر آمنًا نظرًا لحجم مساحة مفاتيحه. ^{[ 2 ]}^{[ 5 ]}

خوارزمية MITM

احسب ما يلي:

${\mathit {SubCipher}}_{1}={\mathit {ENC}}_{f_{1}}(k_{f_{1}},P),\;\forall k_{f_{1}}\in K$ :
واحفظ كل ${\mathit {SubCipher}}_{1}$ بالإضافة إلى ما يقابله $k_{f_{1}}$ في المجموعة أ
${\mathit {SubCipher}}_{1}={\mathit {DEC}}_{b_{1}}(k_{b_{1}},C),\;\forall k_{b_{1}}\in K$ :
وقارن كل جديد ${\mathit {SubCipher}}_{1}$ مع المجموعة أ

عند العثور على تطابق، احتفظ به $k_{f_{1}},k_{b_{1}}$ كزوج مفتاح مرشح في جدول T. اختبر الأزواج في T على زوج جديد من $(P,C)$ للتأكد من صحة البيانات. إذا لم يعمل زوج المفاتيح على هذا الزوج الجديد، فقم بتنفيذ هجوم الوسيط مرة أخرى على زوج جديد من المفاتيح. $(P,C)$ ⁠ .

تعقيدات MITM

إذا كان حجم المفتاح k ، فإن هذا الهجوم يستخدم فقط 2 ^{k + 1} عمليات تشفير (وفك تشفير) و O (2 ^k ) ذاكرة لتخزين نتائج العمليات الحسابية الأمامية في جدول بحث ، على عكس الهجوم الساذج، الذي يحتاج إلى 2 ^{2· k} عمليات تشفير ولكن مساحة O (1).

تقنية MITM متعددة الأبعاد (MD-MITM)

على الرغم من أن هجوم 1D-MITM قد يكون فعالاً، فقد طُوِّر هجوم أكثر تعقيداً يُعرف بهجوم الالتقاء في المنتصف متعدد الأبعاد (MD-MITM) . يُفضَّل استخدام هذا الهجوم عندما تكون البيانات مُشفَّرة باستخدام أكثر من تشفيرين بمفاتيح مختلفة. فبدلاً من الالتقاء في المنتصف (موضع واحد في التسلسل)، يحاول هجوم MD-MITM الوصول إلى عدة حالات وسيطة محددة باستخدام عمليات الحساب الأمامي والخلفي في عدة مواضع في الشفرة. ^{[ 4 ]}

افترض أن الهجوم يجب أن يتم على تشفير الكتلة، حيث يتم تعريف التشفير وفك التشفير كما كان من قبل:

C={\mathit {ENC}}_{k_{n}}({\mathit {ENC}}_{k_{n-1}}(...({\mathit {ENC}}_{k_{1}}(P))...))

P={\mathit {DEC}}_{k_{1}}({\mathit {DEC}}_{k_{2}}(...({\mathit {DEC}}_{k_{n}}(C))...))

أي أن النص الصريح P يتم تشفيره عدة مرات باستخدام تكرار نفس خوارزمية التشفير الكتلي.

استُخدمت تقنية MD-MITM في تحليل التشفير، من بين العديد من التقنيات الأخرى، لتشفير GOST ، حيث ثبت أن تقنية 3D-MITM قد قللت بشكل كبير من التعقيد الزمني للهجوم عليها. ^{[ 4 ]}

خوارزمية MD-MITM

احسب ما يلي:

${\mathit {SubCipher}}_{1}={\mathit {ENC}}_{f_{1}}(k_{f_{1}},P)\qquad \forall k_{f_{1}}\in K$: واحفظ كل ${\mathit {SubCipher}}_{1}$ بالإضافة إلى ما يقابله $k_{f_{1}}$ في مجموعة $H_{1}$ .

${\mathit {SubCipher}}_{n+1}={\mathit {DEC}}_{b_{n+1}}(k_{b_{n+1}},C)\qquad \forall k_{b_{n+1}}\in K$: واحفظ كل ${\mathit {SubCipher}}_{n+1}$ بالإضافة إلى ما يقابله $k_{b_{n+1}}$ في مجموعة $H_{n+1}$ .

لكل تخمين ممكن بشأن الحالة الوسيطة $s_{1}$ احسب ما يلي:

${\mathit {SubCipher}}_{1}={\mathit {DEC}}_{b_{1}}(k_{b_{1}},s_{1})\qquad \forall k_{b_{1}}\in K$: ولكل مباراة بين هذا ${\mathit {SubCipher}}_{1}$ والمجموعة $H_{1}$ ، يحفظ $k_{b_{1}}$ و $k_{f_{1}}$ في مجموعة جديدة $T_{1}$ .

${\mathit {SubCipher}}_{2}={\mathit {ENC}}_{f_{2}}(k_{f_{2}},s_{1})\qquad \forall k_{f_{2}}\in K$: واحفظ كل ${\mathit {SubCipher}}_{2}$ بالإضافة إلى ما يقابله $k_{f_{2}}$ في مجموعة $H_{2}$ .

لكل تخمين ممكن بشأن حالة وسيطة

s_{2}

احسب ما يلي:

${\mathit {SubCipher}}_{2}={\mathit {DEC}}_{b_{2}}(k_{b_{2}},s_{2})\qquad \forall k_{b_{2}}\in K$
ولكل مباراة بين هذا ${\mathit {SubCipher}}_{2}$ والمجموعة $H_{2}$ تحقق أيضًا مما إذا
يتوافق مع $T_{1}$ ثم احفظ مجموعة المفاتيح الفرعية معًا في مجموعة جديدة $T_{2}$ .
لكل تخمين ممكن بشأن حالة وسيطة $s_{n}$ احسب ما يلي:

${\mathit {SubCipher}}_{n}={\mathit {DEC}}_{b_{n}}(k_{b_{n}},s_{n})\qquad \forall k_{b_{n}}\in K$ ولكل مباراة بين هذا ${\mathit {SubCipher}}_{n}$ والمجموعة $H_{n}$ تحقق أيضًا مما إذا كان يتطابق مع $T_{n-1}$ ، يحفظ $k_{b_{n}}$ و $k_{f_{n}}$ في مجموعة جديدة $T_{n}$ .
${\mathit {SubCipher}}_{n+1}={\mathit {ENC}}_{f_{n}+1}(k_{f_{n}+1},s_{n})\qquad \forall k_{f_{n+1}}\in K$ ولكل مباراة بين هذا ${\mathit {SubCipher}}_{n+1}$ والمجموعة $H_{n+1}$ تحقق أيضًا مما إذا كان يتطابق مع $T_{n}$ إذا كان الأمر كذلك، فـ:

استخدم مجموعة المفاتيح الفرعية التي تم العثور عليها $(k_{f_{1}},k_{b_{1}},k_{f_{2}},k_{b_{2}},...,k_{f_{n+1}},k_{b_{n+1}})$ على زوج آخر من النص العادي/النص المشفر للتحقق من صحة المفتاح.

لاحظ العنصر المتداخل في الخوارزمية. يتم تخمين كل قيمة ممكنة لـ s <sub> _j</sub> لكل تخمين سابق لـ s _{<sub>j -1</sub>} . يشكل هذا عنصرًا من التعقيد الأسي في التعقيد الزمني الإجمالي لهجوم MD-MITM هذا.

تعقيد MD-MITM

التعقيد الزمني لهذا الهجوم بدون استخدام القوة الغاشمة هو $2^{|k_{f_{1}}|}+2^{|k_{b_{n+1}}|}+2^{|s_{1}|}$ ⋅ $(2^{|k_{b_{1}}|}+2^{|k_{f_{2}}|}+2^{|s_{2}|}$ ⋅ $(2^{|k_{b_{2}}|}+2^{|k_{f_{3}}|}+\cdots ))$

فيما يتعلق بتعقيد الذاكرة، من السهل ملاحظة ذلك $T_{2},T_{3},...,T_{n}$ أصغر بكثير من جدول القيم المرشحة الذي تم إنشاؤه أولاً: $T_{1}$ مع ازدياد قيمة i، تزداد القيم المرشحة الموجودة في $T_{i}$ يجب استيفاء المزيد من الشروط، وبالتالي سينتقل عدد أقل من المرشحين إلى الوجهة النهائية. $T_{n}$ .

ثم يكون الحد الأعلى لتعقيد الذاكرة لـ MD-MITM هو

2^{|k_{f_{1}}|}+2^{|k_{b_{n+1}}|}+2^{|k|-|s_{n}|}\cdots

حيث يشير $k$ إلى طول المفتاح الكامل (المدمج).

يعتمد تعقيد البيانات على احتمالية تمرير مفتاح خاطئ (الحصول على نتيجة إيجابية خاطئة)، وهو $1/2^{|l|}$ حيث يمثل $l$ الحالة الوسيطة في المرحلة الأولى من هجوم الوسيط. غالبًا ما يكون حجم الحالة الوسيطة مساويًا لحجم الكتلة! وبالنظر أيضًا إلى عدد المفاتيح المتبقية للاختبار بعد المرحلة الأولى من هجوم الوسيط، فإنه $2^{|k|}/2^{|l|}$ .

لذلك، بعد المرحلة الأولى من عملية الاختراق، هناك $2^{|k|-b}\cdot 2^{-b}=2^{|k|-2b}$ ، أين $|b|$ حجم الكتلة.

في كل مرة يتم فيها اختبار القيمة النهائية المرشحة للمفاتيح على زوج جديد من النص العادي/النص المشفر، يتم ضرب عدد المفاتيح التي ستنجح في احتمال نجاح المفتاح، وهو $1/2^{|b|}$ .

جزء من اختبار القوة الغاشمة (اختبار المفتاح المرشح على جديد ) $(P,C)$ -أزواج ، لها تعقيد زمني $2^{|k|-b}+2^{|k|-2b}+2^{|k|-3b}+2^{|k|-4b}\cdots$ ، من الواضح أنه مع زيادة مضاعفات b في الأس، يميل العدد إلى الصفر.

إن الاستنتاج المتعلق بتعقيد البيانات مقيد، وفقًا لمنطق مماثل، بما يدور حوله. $\lceil |k|/n\rceil$ ⁠ $(P,C)$ -أزواج .

فيما يلي مثال محدد لكيفية تركيب جهاز 2D-MITM:

مثال عام على هجوم الوسيط ثنائي الأبعاد

هذا وصف عام لكيفية تركيب 2D-MITM على تشفير التشفير الكتلي.

في هجوم الوسيط ثنائي الأبعاد (2D-MITM)، تتمثل الطريقة في الوصول إلى حالتين وسيطتين داخل عملية التشفير المتعددة للنص الأصلي. انظر الشكل أدناه:

خوارزمية 2D-MITM

احسب ما يلي:

${\mathit {SubCipher}}_{1}={\mathit {ENC}}_{f_{1}}(k_{f_{1}},P)\qquad \forall k_{f_{1}}\in K$: واحفظ كل ${\mathit {SubCipher}}_{1}$ بالإضافة إلى ما يقابله $k_{f_{1}}$ في المجموعة أ
${\mathit {SubCipher}}_{2}={\mathit {DEC}}_{b_{2}}(k_{b_{2}},C)\qquad \forall k_{b_{2}}\in K$: واحفظ كل ${\mathit {SubCipher}}_{2}$ بالإضافة إلى ما يقابله $k_{b_{2}}$ في المجموعة ب.

لكل تخمين ممكن بشأن حالة وسيطة s بين ${\mathit {SubCipher}}_{1}$ و ${\mathit {SubCipher}}_{2}$ احسب ما يلي:

${\mathit {SubCipher}}_{1}={\mathit {DEC}}_{b_{1}}(k_{b_{1}},s)\qquad \forall k_{b_{1}}\in K$
ولكل مباراة بين هذا ${\mathit {SubCipher}}_{1}$ والمجموعة أ، احفظ $k_{b_{1}}$ و $k_{f_{1}}$ في مجموعة جديدة T.
${\mathit {SubCipher}}_{2}={\mathit {ENC}}_{f_{2}}(k_{f_{2}},s)\qquad \forall k_{f_{2}}\in K$
ولكل مباراة بين هذا ${\mathit {SubCipher}}_{2}$ والمجموعة B، تحقق أيضًا مما إذا كانت تتطابق مع T لـ
إذا كان هذا هو الحال، فإذن:

استخدم مجموعة المفاتيح الفرعية التي تم العثور عليها $(k_{f_{1}},k_{b_{1}},k_{f_{2}},k_{b_{2}})$ على زوج آخر من النص العادي/النص المشفر للتحقق من صحة المفتاح.

تعقيد 2D-MITM

التعقيد الزمني لهذا الهجوم بدون استخدام القوة الغاشمة هو

2^{|k_{f_{1}}|}+2^{|k_{b_{2}}|}+2^{|s|}\cdot \left(2^{|k_{b_{1}}|}+2^{|k_{f_{2}}|}\right)

حيث يرمز |⋅| إلى الطول.

يتم تقييد استهلاك الذاكرة الرئيسية من خلال بناء المجموعتين A و B حيث تكون T أصغر بكثير من المجموعات الأخرى.

للاطلاع على تعقيد البيانات، انظر القسم الفرعي الخاص بالتعقيد في MD-MITM .

انظر أيضاً

مراجع

↑ "Crypto-IT" .
1 2 مور، ستيفان (16 نوفمبر 2010). "هجمات الالتقاء في المنتصف" (ملف PDF) : 2.{{cite journal}}يتطلب الاستشهاد بالمجلة ( مساعدة )|journal=
↑ ^ ديفي، ويتفيلد؛ هيلمان، مارتن إي. (يونيو 1977). "تحليل تشفيري شامل لمعيار تشفير بيانات المكتب الوطني للمعايير" (ملف PDF) . مجلة الكمبيوتر . 10 (6): 74-84 . doi : 10.1109/CM.1977.217750 . S2CID 2412454 .
1 2 3 4 تشو، بو؛ غونغ، غوانغ (2014). "هجوم الالتقاء متعدد الأبعاد في المنتصف وتطبيقاته على KATAN32/48/64" . التشفير والاتصالات . 6 (4): 313-333 . doi : 10.1007/s12095-014-0102-9 – عبر Springer Link.
↑ بلوندو، سيلين. "المحاضرة 3: تشفير الكتل" (ملف PDF) . CS-E4320 التشفير وأمن البيانات . مؤرشف من الأصل (ملف PDF) بتاريخ 23 فبراير 2018. تم الاطلاع عليه بتاريخ 22 فبراير 2018 .

[1] "Crypto-IT" .

[:0-2] 1 2 مور، ستيفان (16 نوفمبر 2010). "هجمات الالتقاء في المنتصف" (ملف PDF) : 2.{{cite journal}}يتطلب الاستشهاد بالمجلة ( مساعدة )|journal=

[3] ديفي، ويتفيلد؛ هيلمان، مارتن إي. (يونيو 1977). "تحليل تشفيري شامل لمعيار تشفير بيانات المكتب الوطني للمعايير" (ملف PDF) . مجلة الكمبيوتر . 10 (6): 74-84 . doi : 10.1109/CM.1977.217750 . S2CID 2412454 .

[ZhuGuang2011-4] 1 2 3 4 تشو، بو؛ غونغ، غوانغ (2014). "هجوم الالتقاء متعدد الأبعاد في المنتصف وتطبيقاته على KATAN32/48/64" . التشفير والاتصالات . 6 (4): 313-333 . doi : 10.1007/s12095-014-0102-9 – عبر Springer Link.

[:1-5] بلوندو، سيلين. "المحاضرة 3: تشفير الكتل" (ملف PDF) . CS-E4320 التشفير وأمن البيانات . مؤرشف من الأصل (ملف PDF) بتاريخ 23 فبراير 2018. تم الاطلاع عليه بتاريخ 22 فبراير 2018 .

[ 1 ]

[

[ 4 ]

اللغة	العربية (RTL)
روابط موسوعية	20 رابطاً
المصدر الأصلي	ويكيبيديا ↗