Криптографические протоколы

Министерство Российской Федерации  по связи и информатизации

 

САНКТ-ПЕТЕРБУРГСКИЙ

ГОСУДАРСТВЕННЫЙ УНИВЕРСИТЕТ  ТЕЛЕКОМУНИКАЦИЙ

им. проф. М. А. БОНЧ-БРУЕВИЧА

 

 

Факультет

вечернего и  заочного обучения

 

 

 

 

Основы защиты информации в телекоммуникационных системах

 

 

 

 

Реферат на тему:

«Криптографические  протоколы.»

 

 

 

 

 

Факультет:   МТС

Группа:  М-46у

№ билета:  046096

Студент:  Потрохов А.Н.

Преподаватель:

 

 

 

 

2008 г.

Введение.

 

История криптографии насчитывает несколько  тысячелетий. Первые письменные источники относятся к 1900-м годам до н. э. Именно этим периодом датируются найденные в Египте свитки, в которых использованы видоизмененные иероглифы, по-видимому применявшиеся для конфиденциального обмена сведениями. Хрестоматийным является пример криптографии в Древней Греции, относящийся к V в. до н. э. Во время войны Спарты против Афин для передачи военных донесений использовался так называемый шифр «Сцитала». «Сцитала» представляла собой цилиндрический жезл, на который без нахлестов и разрывов наматывалась узкая полоска папируса или пергамента. Текст записывался вдоль оси «Сциталы», а затем лента снималась с жезла. В результате получались беспорядочно написанные буквы. Адресат для прочтения сообщения использовал такую же «Сциталу». Множество шифров известно из художественной литературы, например «Пляшущие человечки» Конан-Дойля, зашифрованное послание в «Золотом жуке» Эдгара По, криптограмма в «Путешествии к центру Земли» Жюля Верна. Все они были достаточно просты и не представляли особой сложности для квалифицированного человека (как следует из тех же литературных произведений). Но ручные способы шифрования, пригодные в частной переписке, были не очень удобны в условиях, когда количество секретной информации достаточно велико, например в военное время. Эта проблема вызвала к жизни шифровальные машины, наиболее известной из которых является немецкая Enigma («Загадка»), использовавшаяся фашистской Германией во Второй мировой войне. Появление шифровальных машин дало толчок и развитию компьютеров, поскольку первые из них (например, британский Colossum) создавались специально для вскрытия шифров. С развитием телекоммуникаций встал вопрос защиты не только отдельных сообщений, но и непрерывного потока передаваемых данных (например, телефонного разговора). Все это вызывало разработку и появление все новых и новых шифров.

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

1. Что такое криптографический протокол?

 

Протокол — это последовательность шагов, которые предпринимают две или большее количество сторон для совместного решения задачи. Все шаги следуют в порядке строгой очередности, и ни один из них не может быть сделан прежде, чем закончится предыдущий. Кроме того, любой протокол подразумевает участие, по крайней мере, двух сторон. В одиночку можно, например, смешать и выпить коктейль, но к протоколу это не имеет никакого отношения. Поэтому придется угостить кого-нибудь сделанным коктейлем, чтобы его приготовление и дегустация стали настоящим протоколом. И наконец протокол обязательно предназначен для достижения какой-то цели.

Протоколы имеют и другие отличительные черты:

каждый  участник протокола должен быть заранее  оповещен о шагах, которые ему  предстоит предпринять; все участники  протокола должны следовать его  правилам добровольно без принуждения; необходимо, чтобы протокол допускал только однозначное толкование, а его шаги были совершенно четко определены и не допускали возможности их неправильного понимания; протокол должен содержать описание реакции его участников на любые ситуации, возникающие в ходе реализации этого протокола — иными словами, недопустимым является положение, когда для возникшей ситуации протоколом не определено соответствующее действие.

Криптографическим протоколом называется такой, в основе которого лежит: криптографический алгоритм. Однако целью криптографического протокола зачастую является не только сохранение информации в тайне от посторонних. Участники криптографического протокола могут быть близкими друзьями, у которых нет друг от друга секретов, а могут являться настолько непримиримыми врагами, что каждый из них отказывается сообщить другому какое сегодня число. Тем не менее, им может понадобиться поставить свои подписи под совместным договором или удостоверить свою личность. В этом случае криптография нужна, чтобы предотвратить или обнаружить подслушивание посторонними лицами, не являющимися участниками протокола, а также не допустить мошенничества. Поэтому часто требуется, чтобы криптографический протокол обеспечивал следующее: его участники не могут сделать или узнать больше того, что определено протоколом.

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

2.Основные задачи криптографии.

 

Криптография возникла как наука  о шифровании данных. Первые шифры  были изобретены еще в глубокой древности  и в течение целых тысячелетий  единственная задача, которая ставилась  перед криптографией, состояла в  обеспечении конфиденциальности.

В последние десятилетия в результате бурного развития вычислительной техники  и средств связи потребность  в защите информации резко возросла. При этом во многих прикладных областях основной задачей становится обеспечение  целостности информации, под которой понимается гарантия поступления информации из достоверного источника и в неискаженном виде. Обеспечение целостности информации -- вторая задача криптографии.

Автоматизированные системы банковских расчетов -- один из примеров прикладной области, для которой обеспечение целостности оказалось более важной задачей, чем обеспечение конфиденциальности (подробнее об этом говорится в следующей главе). К моменту разработки первых автоматизированных банковских систем криптография не могла предложить для защиты информации никаких других методов, кроме достаточно хорошо разработанных средств шифрования данных. Поэтому первые попытки обеспечения целостности в банковских системах основывались на использовании шифраторов. Однако последние известные публикации в открытой литературе, посвященные этому направлению, датированы началом 80-х. К этому моменту было осознано, что для обеспечения целостности требуются иные, чем для обеспечения конфиденциальности криптографические средства. Так возникла новая отрасль криптографии -- криптографические протоколы.

Под криптографическим протоколом обычно понимается распределенный алгоритм решения двумя или более участниками  некоторой криптографической задачи. Для криптографических протоколов характерным является изменение представлений о противнике: если при разработке криптосистем предполагается внешний противник, пытающийся получить конфиденциальную информацию, передаваемую между честными, доверяющими друг другу участниками, то в криптографических протоколах противником может быть также один или несколько участников протокола. Иными словами, криптографические протоколы предназначены прежде всего для защиты их участников от нечестных действий партнеров.

Первые криптографические протоколы (схемы электронной подписи и протоколы аутентификации) были разработаны в 70-х годах. С тех пор эта отрасль развивалась очень бурно. По крайней мере, в теоретической криптографии протоколы стали основной областью исследований. Это легко понять, анализируя труды крупнейших ежегодных криптографических конференций, таких как CRYPTO и Eurocrypt, -- отслеживается тенденция к неуклонному повышению доли докладов, посвященных криптографическим протоколам. Отметим также, что за двадцать лет количество известных типов криптографических протоколов увеличилось на порядок.

Сформулированный выше тезис о  том, что целостность информации должна обеспечиваться криптографическими протоколами, а не шифраторами, казалось бы, вступает в противоречие с практикой, в частности, с широким использованием симметричных криптосистем в банковских приложениях. Здесь, однако, следует учитывать следующее:

 

1. Многие автоматизированные банковские системы внедрялись, или, по крайней мере, проектировались достаточно давно, когда концепция криптографического протокола еще не была разработана в достаточной степени.

2. Большинство предложенных на данный момент криптографических протоколов с практической точки зрения недостаточно эффективна. Поэтому в ряде случаев приходится использовать неадекватные криптографические средства.

3. Шифраторы могут использоваться как средство обеспечения целостности информации, пересылаемой между доверяющими друг другу участниками (например, между банком и его филиалом).

4. Криптосистемы могут использоваться как примитив при построении криптографических протоколов.

 
Третья задача криптографии -- обеспечение неотслеживаемости. Она была поставлена в работах Шаума в начале 80-х годов. В то время эта концепция осталась практически незамеченной. Хотя, быть может, ситуация на самом деле обратная: идея была замечена и понята слишком хорошо и определенные силы, по причинам, которые станут понятны ниже, сделали все, чтобы не дать ей дальнейшего развития.

Необходимость разработки средств  обеспечения неотслеживаемости  лучше всего объяснена в работе Шаума Эта популярная статья, содержащая также описания некоторых простейших схем, может рассматриваться как программная по данному направлению. В самом общем виде проблема связана со все возрастающей компьютеризацией различных сфер деятельности и, главным образом, с тем, что все большее и большее количество организаций, как государственных, так и коммерческих, предоставляют доступ к ресурсам и услугам через компьютерные сети. Но при обращении в организацию, как правило, каждый клиент должен доказать свое право на получение данной услуги или на доступ к информации. Обычно это связано с тем, что услуги платные. Для доказательства своих прав клиент в ныне используемых системах должен идентифицировать себя. Во многих странах у всех граждан имеются универсальные идентификационные номера, проставленные в их удостоверениях личности. Разработчики большинства систем компьютерного доступа к услугам и ресурсам не находят ничего лучшего, чем использование этих номеров для идентификации клиентов. В результате все действия отдельного клиента могут быть отслежены по его идентификационному номеру и организация может вести досье на каждого клиента. Дальнейшее внедрение компьютерных систем в новые сферы человеческой деятельности создаст возможности для беспрецедентной тотальной слежки за всеми гражданами.

Для предотвращения подобной угрозы предлагаются два подхода. Первый предполагает наказывать тех, кто использует компьютерные системы для незаконного создания досье (во всех цивилизованных странах  такая деятельность без санкции прокурора является преступлением). Слабость этого метода очевидна, поскольку злоупотребления в компьютерных системах практически необнаружимы и недоказуемы.

Второй подход, предложенный Шаумом, состоит в использовании криптографических  средств обеспечения неотслеживаемости. Например, клиент может обратиться в некоторую организацию и получить, скажем, право на доступ к определенной информационной базе данных сроком на год. Естественно, что для получения такого права клиент должен себя идентифицировать. Под правом (credential) здесь понимается информационная строка специального вида, подписанная организацией и содержащая идентификатор клиента. Замечательное свойство предложенного Шаумом математического аппарата состоит в том, что клиент может свое право преобразовать таким образом, чтобы впоследствии обращаться к базе данных под псевдонимом, никак не связанным с его идентификационным номером. Разумеется, организация, контролирующая доступ к базе данных, может проверять законность прав клиентов. При этом клиенты могут создавать права самостоятельно (без участия выдающей их организации) лишь с пренебрежимо малой вероятностью.

Резюмируя, можно сказать, что имеются  две крайних точки зрения: тотальная  слежка и абсолютная неотслеживаемость. Последняя также должна рассматриваться как крайность, поскольку цивилизованное общество никогда не согласится с полной неотслеживаемостью действий преступников. Если здесь будет найдено приемлемое решение, то обеспечение неотслеживаемости станет основной задачей криптографии, поскольку в современном компьютеризированном обществе проблемы неотслеживаемости касаются буквально каждого.

 

 

 

3. Передача информации по “скрытому” каналу.

 

3.1 Описание алгоритма формирования цифровой подписи ГОСТ Р 34.10-2001.

В алгоритме  цифровой подписи ГОСТ Р 34.10-2001 используются следующие параметры:

− a, b – параметры эллиптической кривой

− р – модуль эллиптической кривой, р > 2255

− m – порядок группы точек эллиптической кривой

− q – простое число, порядок циклической подгруппы группы точек эллиптической кривой

                                             (m = nq, 2254 < q < 2255)

− P (xp, yp) – точка эллиптической кривой, такая что qP = 0.

Ключом  подписи является число d, находящееся в диапазоне от 0 до q. Ключ проверки –

точка кривой Q, равная Q=dP.

Процесс формирования подписи состоит из нескольких шагов. На первых двух вычисляется величина e – хэш-код сообщения, взятый по модулю q. На третьем шаге генерируется псевдослучайное число k, меньшее q. Далее вычисляется точка C, равная kP. Параметру r присваивается значение координаты Х точки C. После чего, вычисляется значение

                                                  s ≡ (rd+ke) (mod q). (1)

Конкатенация  двух двоичных векторов r и s является цифровой подписью данного сообщения. Для создания скрытого канал необходимо внести изменения в этот алгоритм, направленные на добавление скрываемой информации, не потеряв возможность проверить данную подпись.

 

3.2. Алгоритмы реализации скрытого канала

Рассмотрим  два возможных алгоритма основанных на «подмене» псевдослучайного числа, генерируемого на третьем шаге. Подмена псевдослучайного числа – классический вариант созданий скрытого канала в электронной цифровой подписи. Причем возможна прямая подстановка скрываемого сообщения вместо случайного числа k, так как параметр k используется только при формировании подписи, и при проверке подписи не может быть определен без знания секретного ключа d.

3.2.1 Скрытый канал с общим секретным ключом

Для создания этого канала необходимо, чтобы и  получатель и отправитель использовали

один тот же ключ подписи d. Скрываемые данные подменяют число k, а остальные шаги формирования подписи не изменяются.

Получателю, для восстановления скрываемой информации, потребуется вычислить:

                                               k ≡ e-1 (s – rd) (mod q)                                           

Эта формула следует из соотношения (s ≡ (rd+ke) (mod q).

Серьезным достоинством данного скрытого канала является то, что для обнаружения

и «вскрытия» необходимо узнать секретный  ключ подписи, что является достаточно сложной задачей. Более того никакими методами невозможно распознать наличие скрытого сообщения без знания закрытого ключа. Недостатком является то, что необходимость знания общего ключа, который одновременно является ключом подписи, в ряде случаев неосуществима.

3.2.2 Канал с использованием двух сообщений

Для создания данного канала отправителю  потребуется сгенерировать и подписать два

различных сообщения. Для обоих  сообщений выполняются шаги аналогичные  шагам формирования подписи, с тем  изменением, что псевдослучайные  числа k в обоих сообщениях являются одинаковыми и представляют собой скрываемую информацию.

В результате выполнения алгоритма  получаем две цифровые подписи: (r || s1) – для перво-

го сообщения и (r || s2) – для второго сообщения. Параметр r в обоих сообщениях одинаков, так как он зависит только от случайного числа k, которое мы подменяем в обоих случаях скрытым сообщением.

Скрытая информация может быть восстановлена  путем решения системы уравнений:

                           s1≡(rd+ke1) (mod q), s2≡(rd+ke2) (mod q),

из которой следует выражение:

                                             k = (s2–s1) (e2–e1)–1 (mod q)

позволяющее прочитать скрытое  сообщение.

Данный канал не имеет недостатка, связанного с предварительным распространением

ключа подписи. Однако, существует ряд  серьёзных проблем. Если злоумышленник  перехватит оба подписанных сообщения, ему также как и получателю, не составит труда вычислить k, так как для определения k не надо знать дополнительных параметров, и злоумышленник находится в условиях одинаковых с получателем сообщения. Эта проблема может решиться путем предварительного шифрования скрываемой информации общим ключом. Другая, более серьезная угроза связанна с тем, что линейная система уравнений содержит два неизвестных – случайное число k и ключ подписи d. То есть, злоумышленник, перехвативший два таких сообщения, может установить секретный ключ подписи отправителя по следующему алгоритму.

1. Вычисление e – хэш-кода сообщения,  взятого по модулю q.

Исследование возможности  создания скрытых каналов 19

2. Вычисление

v = r–1(mod q)

3. Вычисление

z1 = s1v (mod q), z2 = –ke1v (mod q).

4. Вычисление секретного ключа  d

d = z1 + z2 (mod q)= r–1 (s1–ke1) (mod q)

Таким образом трудоемкость операции нахождения секретного ключа сравнима с трудоемкостью проверки подписи, так как при проверке подписи  надо выполнить следующий набор  шагов:

1. Вычисление e – хэш-кода сообщения, взятого по модулю q.

2. Вычислить

v = e–1 (mod q).

3. Вычислить значения

z1 ≡ sv (mod q), z2 ≡ –rv (mod q).

4. Вычислить точку эллиптической  кривой

С = z1 P + z1 Q

Однако данная опасность хорошо известна из алгоритмов разделения секрета и решается

техническими методами передачи сообщений.

 

 

 

 

4.Криптосистема RSA.

В отличие от симметричного кодирования, при котором процедура расшифровки  легко восстанавливается по процедуре  шифрования и обратно, в схеме  кодирования с открытым ключом невозможно вычислить процедуру расшифровки, зная процедуру шифрования. Более точно, время работы алгоритма, вычисляющего процедуру расшифровки, настолько велико, что его нельзя выполнить на любых современных компьютерах, равно как и на любых компьютерах будущего. Такие схемы кодирования называют асимметричными.

Итак, имеем два отображения:

E: S --> T

D: T --> S

где S -- множество всевозможных незашифрованных  сообщений, T -- множество зашифрованных  сообщений. Буква "E" -- первая буква  слова "Encoding", буква "D" -- первая буква слова "Decoding". Отображение

E: s |--> t

переводит исходное сообщение s в зашифрованное  сообщение t, отображение 

D: t |--> s

переводит зашифрованное сообщение t обратно в s. Тот факт, что D является декодирующей процедурой, на математическом языке означает, что композиция отображений DE является тождественным отображением: для всякого s справедливо

D(E(s)) = s

или

DE = 1 (тождественное отображение  в S)

Все это справедливо для любой  схемы асимметричного кодирования. Перейдем непосредственно к схеме RSA, названной так по первым буквам фамилий ее авторов -- Rumley, Shamir, Adleman. Отметим сразу, что схема RSA обладает двумя дополнительными очень полезными свойствами.

1. Множество исходных сообщений  S совпадает с множеством закодированных сообщений T; в качестве этого множества используется кольцо вычетов по модулю m, где m -- произведение двух больших простых чисел (десятичная запись m имеет длину не меньше 200).

2. Не только DE = 1, но и ED = 1! Таким  образом, D и E -- два взаимно обратных отображения. Это позволяет владельцу секретной процедуры декодирования D применять ее для кодирования. При этом все могут раскодировать это сообщение, используя открытую процедуру E, но только владелец секретной процедуры D может послать его. Такая "обратная" схема применения открытого ключа позволяет удостоверить отправителя сообщения. В практических применениях (для аутентификации отправителя) обратная схема даже более важна, чем прямая.

Итак, в схеме RSA в качестве множества  исходных и зашифрованных сообщений используется кольцо вычетов Zm, где

m = p * q

-- произведение двух больших  простых чисел (длина десятичной  записи каждого из чисел p и  q не меньше 100). Всякое сообщение  представляется в виде элемента Zm. (Любое сообщение -- это последовательность битов, которую можно рассмотреть как большое целое число. Если длина сообщения больше, чем длина двоичной записи m, то оно разбивается на блоки, и каждый блок шифруется отдельно).

Число m открытое, однако разложение m на множители -- секретное. Разложение позволяет вычислить функцию Эйлера (следствие 3):

phi(m) = (p - 1) * (q - 1)

Нетрудно показать, что знание функции  Эйлера дает возможность разложить  число на множители, так что сложность  задачи взламывания открытого ключа  равна сложности задачи разложения на множители. Математики верят, что это действительно сложная задача, хотя никаких удовлетворительных оценок снизу в настоящее время не получено. (И вряд ли это NP-полная задача.)

 
Построение кодирующей процедуры E

Сгенерируем случайный элемент e в кольце вычетов по модулю phi(m), такой, что он обратим в этом кольце (т.е. взаимно прост с phi(m)). Пара (m, e) является открытым ключом. Отображение E состоит в возведении в степень e в кольце вычетов по модулю m.

E: s |--> s^e (mod m)

Для практического вычисления применяется  алгоритм быстрого возведения в степень.

Построение декодирующей процедуры D

Для элемента e вычисляется обратный элемент d в кольце вычетов по модулю phi(m).

e * d == 1 (mod phi(m))

Это легко делается с помощью расширенного алгоритма Евклида. Пара (m, d) является секретным ключом. Отображение D состоит в возведении в степень d в кольце вычетов по модулю m.

D: t |--> t^d (mod m)

Покажем, что отображение D является левым обратным к E, т.е. для всякого  ссобщения s выполняется равенство D(E(s)) = s. Имеем

D(E(s)) == D(s^e) == (s^e)^d == s^(e*d) (mod m)

Так как e*d == 1 (mod phi(m)), имеем 

e*d = 1 + h * phi(m)

По следствию 4,

s^(e*d) = s^(1 + h*phi(m)) == s (mod m)

Итак, DE = 1. Аналогично доказывается, что ED = 1.

Суммируем все вышесказанное.

Рассматривается множество сообщений Zm, где m -- произведение двух больших  простых чисел: m = p*q. Число m является открытым, но его разложение на множители -- секретным. Знание разложения позволяет  вычислить функцию Эйлера phi(m) = (p-1)*(q-1). Случайным образом выбирается обратимый элемент e в кольце вычетов по модулю phi(m). Для него вычисляется (с помощью расширенного алгоритма Евклида) обратный элемент d в кольце вычетов по модулю phi(m). Отображение E задается парой (m, e) и состоит в возведении в степень e по модулю m:

E(s) = s^e (mod m)

Отображение D задается парой (m, d) и  состоит в возведении в степень d по модулю m:

D(t) = t^d (mod m)

Эти два отображения взаимно  обратны. Пара (m, e) является открытым ключом (public key), пара (m, d) является секретным ключом (private key).

Пример. Рассмотрим пример с небольшими числами, чтобы только проиллюстрировать  схему RSA. В реальных приложениях  используют большие целые числа, порядка 200-400 десятичных цифр.

Пусть m = 11*13 = 143. Вычислим функцию Эйлера phi(m) = 10*12 = 120. Выберем e = 113, тогда d = 17 -- обратный к e элемент в кольце Z₁₂₀.

Действительно,

113 * 17 = 1921 = 120 * 16 + 1

Пара (143, 113) составляет открытый ключ, пара (143, 17) -- секретный ключ. Отображение E состоит в возведении в степень 113 по модулю 143, отображение D -- в степень 17 по модулю 143. Рассмотрим произвольное сообщение s = 123. Тогда

E(123) == 123^113 (mod 143) == 41

Таким образом, 41 -- это закодированное сообщение. Применим к нему декодирующую процедуру:

D(41) == 41^17 (mod 143) == 123

Мы получили исходное сообщение.

Вопрос 6.

Принцип шифрования аналоговых сообщений (маскираторы). 

Ответ.

 

Средства защиты традиционной телефонии:

• маскираторы (разбиение спектра сигнала на несколько областей, поворот некоторых из них вокруг несущих частот и перемешивание, защита не очень надежная);
• скремблеры (спектр сигнала, в соответствии со специальным алгоритмом, делится на частотно-временные сегменты, после чего эти части перемешиваются по криптографическому ключу, защита более серьезная);
• генераторы шума (генерируется «белый шум» с одного конца линии, с другого пользователь говорит что-то секретное, а шумогенератор вычитает шум из сигнала).

 

Частотные преобразования

При частотной инверсии преобразование спектра речевого сигнала эквивалентно повороту частотной полосы сигнала вокруг некоторой средней частоты (F_и). Принцип данного преобразования сигнала показан на рис. 1: а) - исходный спектр сигнала, б) - спектр сигнала после инверсии.

Рис. 1. Принцип работы частотного инвертора речевого сигнала.

 

Несколько более сложный по сравнению  с частотной инверсией способ преобразования сигнала обеспечивает скремблер с разбиением полосы речевого сигнала на поддиапазоны с частотной инверсией сигнала в каждом поддиапазоне (полосно-сдвиговый инвертор). Обычно используется разбиение полосы на 2 поддиапазона. Принцип такого частотного преобразования для 2-х поддиапазонов показан на рис. 2, где а) - исходный спектр сигнала; б) - спектр сигнала после преобразования, F_р - частота разбиения спектра сигнала; F_и1, F_и2 - частоты инверсии 1-го и 2-го поддиапазонов.

Рис. 2. Принцип работы полосно-сдвигового инвертора речевого сигнала при разбиении спектра сигнала на 2 поддиапазона.

Полосовые скремблеры используют способ разбиения полосы речевого сигнала на несколько поддиапазонов с частотными перестановками этих поддиапазонов. Принцип работы полосового скремблера с разбиением спектра сигнала на 4 полосы показан на рис. 3.

Рис. 3. Принцип работы 4-х полосового скремблера.

Полосовой скремблер может быть реализован на основе быстрого преобразования Фурье (БПФ). В таком скремблере на передающей стороне производится прямое БПФ, частотная перестановка полос, а затем - обратное БПФ. На приемной стороне осуществляются аналогичные преобразования с обратной частотной перестановкой полос. В скремблерах с БПФ возможно достичь высокой степени защиты информации за счет увеличения количества перемешиваемых полос, однако на практике этот метод скремблирования в подвижной радиосвязи применяется редко в связи со сложностями технической реализации. Кроме этого, скремблеры с БПФ вносят в канал связи временную задержку.

Временные преобразования

Простейшим видом временного преобразования является временная инверсия, при которой исходный сигнал делится на последовательность временных сегментов и каждый из них передается инверсно во времени - с конца к началу. Принцип работы временного инвертора показан на рис. 4.

Рис. 4. Принцип работы временного инвертора.

В скремблере с временными перестановками речевой сигнал делится на временные кадры, каждый из которых в свою очередь подразделяется на сегменты, а затем сегменты речевого сигнала подвергаются перестановке. Принцип работы такого скремблера с фиксированным окном и числом временных сегментов в кадре, равном 6, показан на рис. 5.

Рис. 5. Принцип работы скремблера с временными перестановками.

Роллинговые скремблеры

Все рассмотренные выше скремблеры предполагают фиксированные параметры  преобразования сигнала (фиксированные  ключи) в течение передачи речевого сообщения и поэтому называются статическими.

Дополнительное повышение уровня закрытия информации может быть обеспечено изменением параметров преобразования сигнала во времени. Такие скремблеры называются динамическими, а в современной практике их принято обозначать термином роллинговые скремблеры (от англ. rolling).

Динамические скремблеры, как правило, существенно дороже скремблеров  с фиксированными параметрами преобразования сигнала, сильнее влияют на характеристики радиосредств и требуют начальной  синхронизации. Однако их применение действительно затрудняет возможности перехвата переговоров, в особенности в реальном масштабе времени.

Это объясняется тем, что изменение  ключевых параметров во времени теоретически делает возможным резкое увеличение количества ключей, под которыми для роллинговых скремблеров обычно понимают некоторое значение, определяющее порядок изменения параметров преобразования сигнала. Например, ключом может быть начальное значение генератора псевдослучайной последовательности, в соответствии с которой меняется определенный ключевой параметр.