Цифровые подписи с дополнительными функциональными свойствами

Этот стандарт вступил в действие с начала 1995 г.

Западных криптографов вполне устраивает q длиной примерно 160 бит. Различие в значениях параметра q является отражением стремления разработчиков отечественного стандарта к получению более безопасной подписи.

Что приводит к другому уравнению верификации.

Различие между этим алгоритмом и алгоритмом DSA заключается в том, что в DSA

s = (k^–1 (x * r + (H(m)))) mod q,

Следует также отметить, что в отечественном стандарте ЭЦП параметр q имеет длину 256 бит.

Рассматриваемые в этом разделе цифровые подписи обладают дополнительными функциональными возможностями, помимо обычных свойств аутентификации сообщения и невозможности отказа подписавшего лица от обязательств, связанных с подписанным текстом.

В большинстве случаев они объединяют базовую схему цифровой подписи, например, на основе алгоритма RSA, со специальным протоколом, обеспечивающим достижение тех дополнительных свойств, которыми базовая схема цифровой подписи не обладает.

К схемам цифровой подписи с дополнительными функциональными свойствами относятся:

- схемы слепой (blind) подписи,

- схемы неоспоримой (undeniable) подписи.

6.4 Схемы слепой подписи.

В отличие от обычных схем цифровой подписи, описанных в разделе 6.3. схемы слепой подписи (иногда называемые схемами подписи вслепую) - являются двусторонними протоколами между отправителем А и стороной В, подписывающей документ.

Основной алгоритм этих схем.

1. Отправитель А посылает порцию информации стороне В, которую В подписывает и возвращает А.

2. Используя полученную подпись, сторона А может вычислить подпись стороны В на более важном для себя сообщении m.

3. По завершении этого протокола сторона В ничего не знает ни о сообщении m, ни о подписи под этим сообщением.

Цель слепой подписи - воспрепятствовать подписывающему лицу В ознакомиться с сообщением стороны А, которое он подписывает, и с соответствующей подписью под этим сообщением.

Поэтому в дальнейшем подписанное сообщение невозможно связать со стороной А.

Пример применения слепой подписи.

Схема слепой подписи может найти применение в тех случаях, когда отправитель А (клиент банка) не хочет, чтобы подписывающая сторона В (банк) имела возможность в дальнейшем связать сообщение m и подпись s_B(m) c определенным шагом выполненного ранее протокола.

В частности, это может быть важно при организации анонимных безналичных расчетов, когда сообщение m могло бы представлять денежную сумму, которую А хочет потратить. Когда сообщение m c подписью s_B(m) предъявляется банку В для оплаты, банк В не сможет проследить, кто именно из клиентов предъявляет подписанный документ. Это позволяет пользователю А остаться анонимным.

Для построения протокола слепой подписи необходимы следующие компоненты:

Механизм обычной цифровой подписи для подписывающей стороны В. Пусть s_B(Х) обозначает подпись стороны В на документе Х.

1. Функции f (×) и g (×) (известные только отправителю) такие, что

g (s_B (f (m))) = s_m (m),

при этом f (×) - маскирующая (blinding) функция,

g (×) - демаскирующая (unblinding) функция,

f (m) - замаскированное (blinded) сообщение m.

При выборе s_B, f и g существует ряд ограничений.

Выберем в качестве алгоритма подписи s_B для стороны В схему цифровой подписи RSA (см. п.6.3) с открытым ключом (N, E) и секретным ключом D, причем

N = P * Q - произведение двух больших случайных простых чисел.

Пусть k - некоторое фиксированное целое число, взаимно простое с N, т.е. НОД (N, k) = 1.

Маскирующая функция f: Z_n ® Z_n

определяется как f (m)= m * k^E mod N,

а демаскирующая функция g: Z_n ® Z_n

определяется как g (m) = k^-1m mod N. При таком выборе f, g и s получаем:

g (s_B (f (m))) = g (s_B (m k^E mod N)) = g (m^D k mod N) = m^D mod N = s_B (m),

что соответствует требованию 2.

Согласно протоколу слепой подписи, который предложил Д.Чом, отправитель А сначала получает подпись стороны В на замаскированном сообщении m^*.

Используя эту подпись, сторона А вычисляет подпись В на заранее выбранном сообщении m, где 0 £ m £ N-1. При этом стороне В ничего неизвестно ни о значении m, ни о подписи, связанной с m.

Пусть сторона В имеет для подписи по схеме RSA открытый ключ (N, E) и секретный ключ D.

Пусть k - случайное секретное целое число, выбранное стороной А и удовлетворяющее условиям 0 £ k £ N-1 и НОД (N, k).

Протокол слепой подписи Д.Чома включает следующие шаги:

(1). Отправитель А вычисляет замаскированное сообщение m^* = m k^E mod N и посылает его стороне В.

(2). Подписывающая сторона В вычисляет подпись s^* = (m^*)^D mod N и отправляет эту подпись стороне А.

Сторона А вычисляет подпись s = k^-1 s^*mod N, которая является подписью В на сообщение m.

Нетрудно видеть, что

(m^*)^D º (mk^E)^D º m^Dk (mod N),

поэтому

k^-1 s^* º m^D k k^-1 º m^D (mod N).

Д.Чом разработал несколько алгоритмов слепой подписи для создания системы анонимных безналичных электронных расчетов eCash.

Схемы неоспоримой подписи.

Неоспоримая подпись, как и обычная цифровая подпись, зависит от подписанного документа и секретного ключа.

Однако в отличие от обычных цифровых подписей, неоспоримая подпись не может быть верифицирована без участия лица поставившего эту подпись.

Возможно, более подходящим названием для этих подписей было бы “подписи, не допускающие подлога”.

Два возможных сценария применения неоспоримой подписи.

Сценарий 1. Сторона А (клиент) хочет получить доступ в защищенную зону, контролируемую стороной В (банком). Этой защищенной зоной может быть, например, депозитарий (хранилище ценностей клиентов).

Сторона В требует от А поставить на заявке о допуске в защищенную зону подпись, время и дату до предоставления ему доступа. Если А применит неоспоримую подпись, тогда сторона В не сможет впоследствии доказать кому-либо, что А получил допуск, без непосредственного участия А в процессе верификации подписи.

Сценарий 2. Предположим, что известная корпорация А разработала пакет программного обеспечения. Чтобы гарантировать подлинность пакета и отсутствие в нем вирусов, сторона А подписывает этот пакет неоспоримой подписью и продает его стороне В.

Сторона В решает сделать копии этого пакета программного обеспечения и перепродать его третьей стороне С. При использовании стороной А неоспоримой подписи сторона С не сможет убедиться в подлинности этого пакета программного обеспечения и отсутствии в нем вирусов без участия стороны А.

Конечно, этот сценарий не препятствует стороне В поставить на пакете свою подпись, но тогда для стороны В будут утрачены все маркетинговые преимущества, связанные с использованием торговой марки корпорации А. Кроме того, будет легче раскрыть мошенническую деятельность стороны В.

Алгоритм неоспоримой цифровой подписи Д.Чома

Сначала опишем алгоритм генерации ключей, с помощью которого каждая сторона А, подписывающая документ, выбирает секретный ключ и соответствующий открытый ключ.

Каждая сторона А должна выполнить следующее:

1. Выбрать случайное простое число p = 2q + 1, где q - также простое число.

2. Выбрать генераторное число a для подгруппы порядка q в циклической группе Z_p^*:

2.1. Выбрать случайный элемент b Î Z_p^* и вычислить

a = b^(p-1)/q mod p.

2.2. Если a = 1, тогда возвратиться к шагу 2.1.

3. Выбрать случайное целое x Î {1, 2,..., q-1} и вычислить

у = a^x mod p.

4. Для стороны А открытый ключ равен (p, a, y), секретный ключ равен x.

Согласно алгоритму неоспоримой подписи Д.Чома, сторона А подписывает сообщение m, принадлежащее подгруппе порядка q в Z_p^*. Любая сторона В может проверить эту подпись при участии А.

В работе алгоритма неоспоримой подписи можно выделить два этапа:

1. генерация подписи,

2. верификация подписи.

На этапе генерации подписи сторона А вычисляет

s = m^x mod p,

где s - подпись стороны А на сообщении m.

Сообщение m с подписью s отсылается стороне В.

Этап верификации подписи выполняется стороной В с участием стороны А и включает следующие шаги:

(1) В получает подлинный открытый ключ (p, a, y) стороны А.

(2) В выбирает два случайных секретных целых числа

a, b Î {1, 2,..., q-1}.

(3) B вычисляет z = s^a y^b mod p и отправляет значение z стороне А.

(4) А вычисляет w = (z)^1/x mod p, где хх^-1 º 1 (mod q), и отправляет значение w стороне В.

(5) В вычисляет w’ = m^a a^b mod p и признает подпись s подлинной, если и только если w = w’.

Убедимся, что проверка подписи s работает:

w º (z)^1/x º (s^a y^b)^1/x º (m^xaa^xb)^1/x º m^aa^b º w’mod p.

Можно показать, что с высокой степенью вероятности злоумышленник не сможет заставить В принять фальшивую подпись. Предположим, что s представляет собой подделку подписи стороны А на сообщении m, т.е. s ¹ m^x mod p. Тогда вероятность принятия стороной этой подписи в данном алгоритме составляет только 1/q, причем эта вероятность не зависит от вычислительных ресурсов злоумышленника.

Подписавшая сторона А при некоторых обстоятельствах могла бы попытаться отказаться от своей подлинной подписи одним из трех способов:

(а) отказаться от участия в протоколе верификации;

(б) некорректно выполнить протокол верификации;

(в) объявить подпись фальшивой, даже если протокол верификации оказался успешным.

Отречение от подписи способом (а) рассматривалось бы как очевидная попытка неправомерного отказа.

Против способов (б) и (в) бороться труднее, здесь требуется специальный протокол дезавуирования. Этот протокол определяет, пытается ли подписавшая сторона А дезавуировать правильную подпись s или эта подпись является фальшивой.

В этом протоколе по существу дважды применяется протокол верификации и затем производится проверка с целью убедиться, что сторона А выполняет этот протокол корректно.

Протокол дезавуирования для схемы неоспоримой подписи Д.Чома включает следующие шаги:

(1) В принимает от стороны А сообщение m с подписью s и получает подлинный открытый ключ (p, a, y) стороны А.

(2) В выбирает случайные секретные целые числа

a, b Î {1, 2,..., q-1}, вычисляет z = s^a y^b mod p и отправляет значение z стороне А.

(3) А вычисляет w = (z)^1/x mod p, где xx^-1 º 1(mod q), и отправляет значение w стороне В.

(4) Если w = m^a a^b mod p, тогда В признает подпись s подлинной и протокол прекращается.

(5) В выбирает случайные секретные целые числа

a’, b’ Î {1, 2,..., q-1}, вычисляет z’= s^a’y^b’mod p и отправляет значение z’ стороне А.

(6) А вычисляет w’= (z’)^1/x mod p и отправляет значение w’ стороне В.

(7) Если w’ = m^a’ a^b’ mod p, тогда В принимает подпись s и протокол останавливается.

(8) В вычисляет c = (wa^-b)^a’ mod p, c’= (w’a^-b’)^a mod p. Если

с = c’, тогда В заключает, что подпись s фальшивая; в противном случае, В делает вывод, что подпись s подлинная, а сторона А пытается дезавуировать подпись s.

Нетрудно убедиться в том, что этот протокол достигает поставленной цели.

Пусть m - сообщение и предположим, что s - подпись стороны А под сообщением m.

Если подпись s фальшивая, т.е. s ¹ m^x mod p и если стороны А и В следуют протоколу должным образом, тогда w = w’ (и поэтому справедливо заключение В, что подпись s фальшивая).

Пусть s на самом деле является подписью стороны А под сообщением m, т.е. s = m^x mod p. Предположим, что В точно следует протоколу, а А не следует. Тогда вероятность того, что w = w’ (и А преуспевает в дезавуировании подписи), составляет только 1/q.

Следует отметить, что третья сторона С никогда не должна принимать в качестве доказательства подлинности подписи s запись стороной В протокола верификации, поскольку сторона В может выдумать успешную запись шага 2 и последующих шагов протокола верификации без участия подписывающей стороны А.

Неоспоримая подпись может быть верифицирована только путем непосредственного взаимодействия с подписывающей стороной А.

Разработан также алгоритм для обратимой неоспоримой подписи которая может быть верифицирована, дезавуирована, а также преобразована в обычную цифровую подпись. Этот алгоритм основан на использовании алгоритма цифровой подписи Эль Гамаля.

Дата добавления: 2014-01-04