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LBlock-s算法的不可能差分分析

更新时间：2019-12-24 05:54:27 大小：1M 上传用户：zhiyao6查看TA发布的资源 标签： LBlock-s算法 下载积分：1分 评价赚积分 （如何评价?） 打赏 收藏 评论(0) 举报

资料介绍

LBlock-s算法是CAESAR竞赛候选认证加密算法LAC中的主体算法,算法结构与LBlock算法基本一致,只是密钥扩展算法采用了扩散效果更好的增强版设计.利用新密钥扩展算法中仍然存在的子密钥间的迭代关系,通过选择合适的14轮不可能差分特征,我们给出了对21轮LBlock-s算法的不可能差分分析.攻击需要猜测的子密钥比特数为72比特,需要的数据量为263个选择明文,时间复杂度约为267.61次21轮加密.利用部分匹配技术,我们也给出了直到23轮LBlock-s算法低于密钥穷举量的不可能差分分析结果.这些研究可以为LAC算法的整体分析提供参考依据.


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LBlock-s算法的不可能差分分析.pdf 1M

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4
Vol． 45 No． 4  
Apr． 2017  
第
期
电
子
学
报
2017  
4
ACTA ELECTRONICA SINICA  
年
月
LBlock-s  
算法的不可能差分分析  
1，2  
1，2  
3
， ，  
贾 平 徐 洪 来学嘉  
( 1．  
，
信息工程大学 河南郑州  
450001; 2．  
，
数学工程与先进计算国家重点实验室 河南郑州  
450001;  
3．  
，
上海交通大学计算机科学与工程系 上海  
200240)  
:
LBlock-s  
CAESAR  
LAC  
， LBlock  
中的主体算法 算法结构与 算法基本一  
摘
要
算法是  
竞赛候选认证加密算法  
，
．
，
致 只是密钥扩展算法采用了扩散效果更好的增强版设计 利用新密钥扩展算法中仍然存在的子密钥间的迭代关系  
14 21 LBlock-s ．  
算法的不可能差分分析 攻击需要猜测的子密钥  
，
通过选择合适的  
轮不可能差分特征 我们给出了对  
轮
63  
， ，  
比特 需要的数据量为 个选择明文 时间复杂度约为  
67． 61  
72  
2
2
21  
． ，  
轮加密 利用部分匹配技术 我们也给  
比特数为  
次
23  
LBlock-s  
．
算法低于密钥穷举量的不可能差分分析结果 这些研究可以为  
LAC  
出了直到  
轮
算法的整体分析提供参  
．
考依据  
关键词  
中图分类号  
URL: http: / /www． ejournal． org． cn  
:
LBlock  
; LBlock-s  
; ;  
算法 密钥扩展算法 不可能差分分析  
算法  
:
TP 309. 7; TN 918. 1  
:
A
: 0372-2112 ( 2017) 04-0966-08  
DOI: 10． 3969/j． issn． 0372-2112． 2017． 04． 028  
文献标识码  
文章编号  
电子学报  
Impossible Differential Cryptanalysis of Reduced-Round LBlock-s  
1，2  
1，2  
3
JIA Ping ，XU Hong ，LAI Xue-jia  
( 1． Information Engineering University，Zhengzhou，Henan 450001，China;  
2． State Key Laboratory of Mathematical Engineering and Advanced Computing，Zhengzhou，Henan 450001，China;  
3． Department of Computer Science ＆ Engineering，Shanghai Jiao Tong University，Shanghai 200240，China)  
Abstract: LBlock-s is the kernel block cipher of the authentication encryption algorithm LAC submitted to CAESAR  
competition． The general structure of LBlock-s is almost the same as that of LBlock，but LBlock-s adopts an improved key  
schedule algorithm with better diffusion property． Using the shifting relation of subkeys derived by the key schedule algo-  
rithm，an impossible differential cryptanalysis on 21-round LBlock-s was presented based on a 14-round impossible differen-  
67． 61  
63  
21-round encryptions and 2 chosen plaintexts respectively，and the number of  
tial． The time and data complexities are 2  
subkey bits needed to be guessed is 72． Using partial-matching method，an impossible differential cryptanalysis on LBlock-s  
up to 23-round was also presented with time complexity less than exhaustion of all key bits． This work is useful for the secu-  
rity analysis of LAC algorithm．  
Key words: LBlock; LBlock-s; key schedule algorithm; impossible differential cryptanalysis  
［5，6］  
不可能差分分析  
是分组密码中非常有效的密  
1
引言  
， 0  
码分析方法之一 它利用出现概率为 的差分特征排除  
［1］  
LBlock-s  
CAESAR  
竞赛 候选认证加密算  
算法是  
． 2003 ，Kim  
年
错误密钥以达到降低密钥搜索量的目的  
［2］  
［3］  
LAC  
．
中的主体算法 算法整体与  
LBlock  
［7］  
法
算法  
基
．
给出了自动搜索不可能差分链的矩阵方法 利用  
等
，
本一致 采用  
Feistel-SP  
， 4 ，  
结构 基于 比特块设计 分组  
［3］  
，Wu  
LBlock  
( 0， ) / ( ，  
α β  
→
该方法  
等给出了  
算法形如  
14r  
64  
，
比特 密钥长度为  
80 ， 32  
比特 迭代轮数为  
长度为  
0) 14  
的
( ，  
轮不可能差分特征 其中 α β 恰有一个非零  
，
轮 但是密钥扩展算法采用了  
Wang Yanfeng  
Bi-  
等针对  
) ，  
并给出了对  
20  
LBlock  
．
算法的不可能差分分析  
块
轮
［4］  
clique  
．
攻击提出的扩散效果更好的增强版设计  
，
利用密钥扩展算法的特点 选择新的不可能差分特征  
，
: 2015-10-23;  
: 2016-03-01; :  
责任编辑 孙瑶  
收稿日期  
修回日期  
:
基金项目 国家自然科学基金  
( No． 61100200，No． 61170235，No． 61309017，No． 61472251，No． 61502524，No． 61521003，No． U1536101) ;  
863  
高
国家  
( No． 2015AA01A708)  
技术研究发展计划  
967  
4
: LBlock-s  
算法的不可能差分分析  
第
期
贾
平
［8，9］  
Liu、Karakoc  
LBlock  
21  
算法的  
等
随后分别给出了  
、22  
． 2014  
，Boura  
年 亚 密 会 上  
轮
轮 不 可 能 差 分 分 析  
［10］  
等
研究了利用密钥扩展算法的特点优化不可能差分  
23 LBlock  
，
分析的一般模型 并给出了直到  
轮
算法的不  
［11 ～ 16］  
． Minier  
可能差分分析  
LBlock  
等
研究了相关密钥条件下  
．
减轮  
算法的差分和不可能差分分析  
LBlock-s LBlock  
，
由于  
它也具有形如  
LBlock-s  
算法与  
算法整体结构一致  
14  
轮不可能差分特  
( 0， ) /  
(
，0)  
的
α
β
→
14r  
X
X ，  
输出  
32  
64  
P = X X ．  
比特明文 ‖  
1
‖
33  
0
．
，
算法采用了新的密钥扩展算法  
征 然而由于  
LBlock-s  
:
的密钥扩展算法如下  
，
子密钥扩散速度更快 原有的基于密钥扩展算法的不  
80  
K = ( k k …k k )  
0
，
置入寄存器 次  
将
比特密钥  
，k  
79 78  
1
．
可能差分分析结论不再成立 通过对新密钥扩展算法  
k
序为 在最左边  
79  
．
在最右边 取最左边  
0
32  
比特作为  
31  
，
的深入分析我们发现 采用新的密钥扩展算法后相邻  
K ．  
1
i = 1，2，…，31，  
按照以下步骤执行  
:
次
子密钥  
对
，
轮部分子密钥间仍然存在一些可以利用的迭代关系  
21 LBlock-s  
( 1) K ＜＜＜ 24  
，
由此可以对  
轮
算法进行不可能差分分析  
( 2) ［k k k k ］= S［k k k k ］ ［k k k k ］  
⊕
55 54 53 52  
55 54 53 52  
79 78 77 76  
72  
，
比特 需要的数据  
攻击需要猜测的子密钥比特数为  
［k k k k ］= S［k k k k ］ ［k k k k ］  
⊕
31 30 29 28  
63  
67． 61  
31 30 29 28  
75 74 73 72  
2 ，  
量为 个选择明文 时间复杂度约为  
2
21  
次 轮加  
［k k k k ］=［k k k k ］ ［k k k k ］  
⊕
67 66 65 64  
67 66 65 64  
71 70 69 68  
．
密 再利用  
Boura  
23  
等的改进方案可以给出直到 轮  
［k k k k ］=［k k k k ］ ［k k k k ］  
⊕
8
51 50 49 48  
11 10  
9
51 50 49 48  
LBlock-s  
．
算法的不可能差分分析结论  
( 3) ［k k k k k ］=［k k k k k ］ ［i］  
⊕
2
54 53 52 51 50  
54 53 52 51 50  
2
LBlock-s  
算法简介  
( 4)  
32  
比 特 密 钥 作 为 子 密  
取 寄 存 器 最 左 端  
K
．
钥
i + 1  
．
先给出文中要用到的一些符号  
P，C: 64 ;  
比特明文和密文  
LBlock  
( 1 )  
原始密钥扩展算法 如算法 所示 可  
对比  
，
以发现 原密钥扩展算法中寄存器每次更新  
13  
，
个比特  
P， C: ;  
Δ 明文和密文差分  
Δ
16  
，
个比特 并且  
而新密钥扩展算法中寄存器每次更新  
K :  
r
r
;
轮的子密钥  
第
更新时与更多的密钥比特相关使得密钥比特的整体扩  
X :  
r
r
32  
，X 1 32  
为第 轮右边  
0
第
轮左边  
比特输入  
［4］  
，
散效果更好 这也是  
Wang  
LBlock  
等
在分析  
算法抵抗  
;
比特输入  
Biclique  
．
攻击能力时提出的改进方案  
X
Y: X  
Y
;
的级联  
‖
和
j
X : X  
i
j
4
( 0  
的第 个 比特块 ≤ ≤ 从左到右依次为  
i
j 7，  
1
LBlock  
的密钥扩展算法  
算法  
7，6，…，0) ;  
X ＜＜＜ i: X  
i
循环左移 个比特  
;
80  
K = ( k  
k
79 78  
…k k ) ， k  
置入寄存器 次序为 79 在最  
0
将
比特密钥  
1
，k  
0
．
在最右边 取最左边  
32  
K ．  
1
i = 1，2，…，  
对
左边  
比特作为子密钥  
［i］:  
2
i
整数 的二进制形式  
．
31，  
按照以下步骤执行  
31  
:
次
LBlock-s  
．
下面简要介绍  
算法及其密钥扩展算法  
( 1) K ＜＜＜ 29  
( 2) ［k k k ］= S ［k k k k ］  
79 78 77 76 8 79 78 77 76  
LBlock-s  
CAESAR  
LAC  
是
竞赛候选认证加密算法  
LBlock  
k
，
中的主体算法 其结构与  
，
算法基本一致 均采用  
80  
比
［k  
k k k ］= S ［k k k k ］  
75 74 73 72 9 75 74 73 72  
Feistel-SP  
，
结构 分组长度为  
64  
，
比特 密钥长度为  
( 3) ［k  
k k k k ］=［k k k k k ］ ［i］  
⊕
50 49 48 47 46 50 49 48 47 46 2  
，
32 P = X  
．
X
64  
，
比特明文  
特 迭代轮数为  
具体加密过程如下  
( 1) i = 1，2，…，32，  
轮 以  
‖
表示  
( 4)  
32  
K
．
i + 1  
取寄存器最左端  
比特密钥作为  
1
0
:
LBlock-s  
4
算法的轮函数以 比特块为基本单  
由于  
对
令
，
位 其密钥扩展算法中采用的移位数  
24 4 ，  
也是 的倍数  
X = F( X ，K  
i
)
( X ＜＜＜ 8) ．  
⊕
i － 2  
i － 1  
i － 1  
． ，  
不会打乱块内的顺序 另一方面 密钥寄存器的更新也  
( 2)  
，
交换左右两块 输出  
C = X  
X ， 64  
作为 比  
32  
‖
33  
4 ，  
基于多个 比特块的整体运算 因此若将密钥寄存器以  
．
特密文  
其中轮函数 定义为  
K ) ) ( 1) ，LBlock-s  
4
，
比特块为基本单位进行重组 则可以大大简化密钥寄  
F
: F ( X ，K ) = P ( S ( X  
⊕
i
i
i
．
存器各块间的状态更新关系  
不妨记密钥寄存器的初值为 κ  
4 S  
算法使用了相同的 比特  
参见图  
i
19  
18  
0
= (  
， ，…， )  
κ κ  
1
κ
， LBlock  
盒 而  
8 4 S ，  
算法使用了 个不同的 比特 盒 具体  
1
1
1
j
= K，  
其中 κ  
= ( k  
k k k ) ( 0  
4j + 3 4j + 2 4j + 1 4j  
j
≤ ≤  
19)  
4
为 比特  
S
［2，3］．  
盒的构造参见文献  
1
， i  
数 并记 轮 迭 代 后 密 钥 寄 存 器 的 状 态 值 为 κ  
i + 1  
=
，
解密 算法 是加 密 算法的 逆过程 已 知密 文  
C =  

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