一种针对祖冲之算法的猜测决定攻击

一种针对祖冲之算法的猜测决定攻击
赵跃华;刘文山;韩牟
【摘要】为了分析ZUC算法在抵御猜测决定攻击方面的安全性,针对ZUC算法在比特重组以及非线性函数中独特的16比特半字的运算,提出基于16比特半字的猜测决定攻击.该攻击方法首先将ZUC中的状态转换运算变换为半位的运算,将线性反馈移位寄存器中的每个状态分为上下半位,然后通过使用Viterbi-like算法计算出猜测决定攻击的基本点,根据已知的基本点状态和变换后的半位运算,决定出其他未知的状态,从而实现对内部状态的恢复.结果表明,这种猜测决定攻击计算复杂度为2398,所需数据量为6个32比特密钥字,该结果优于已有的针对ZUC的猜测决定攻击.
【期刊名称】《江苏大学学报（自然科学版）》
【年(卷),期】2015(036)005
【总页数】5页(P578-582)
【关键词】3GPP;ZUC;猜测决定攻击;密码分析;流密码;Viterbi-like算法
【作者】赵跃华;刘文山;韩牟
【作者单位】江苏大学计算机科学与通信工程学院,江苏镇江212013;江苏大学计算机科学与通信工程学院,江苏镇江212013;江苏大学计算机科学与通信工程学院,江苏镇江212013
【正文语种】中文
【中图分类】TP309
ZUC算法即祖冲之算法［1］，是3GPP（3rd generation partnership project，第3代合作伙伴计划）机密性算法EEA3和完整性算法EIA3的核心［2］，是中
国自主设计的加密算法，目前已成为国内TD-LTE（time-division long term evolution，分时长期演进）行业标准，主要用于移动通信系统空中传输信道的信
息加密和身份认证，以确保用户通信安全.如适用于车载网的通信［3］，实现车载通信的隐私保护等.ZUC算法于2011年9月正式被3GPPSA全会通过，成为继SNOW 3G和AES（advanced encryption standard，高级加密标准）之后的
3GPP LTE第3套加密标准核心算法.
算法标准组ETSI SAGE和2个专业团队分别对ZUC进行了内部和外部评估，认为ZUC算法健壮.随后中国科学院数据保护与通信安全研究中心（date assurance and communication security research center，DACAS）公开ZUC v1.4，算
法进入公开评估阶段.Wu Hongjun等［4］发现ZUC v1.4安全漏洞，DACAS发布新的ZUC v1.5.目前，针对ZUC v1.5安全分析的成果较少，其中周春芳等针对
其构造了一条24轮的选择IV差分传递链［5］.丁林等基于求解特征非线性方程，提出对ZUC的猜测决定攻击，计算复杂度为2403，所需密钥为9个比特字［5］.杜红红等［6］针对初始化2轮的ZUC v1.5算法进行猜测决定攻击，证明了初始
化33轮的必要性.
文中利用猜测决定攻击的方法对ZUC算法进行分析，攻击的基本思路是，针对ZUC独特的16比特半字的运算，将基于32比特的非线性函数转化为基于16比
特半字的非线性函数，利用一种对流密码通用的猜测攻击方法进行猜测攻击.
ZUC是一个同步流密码算法，密钥规模为128比特.ZUC逻辑上采用3层结构，
即线性反馈移位寄存器（linear feedback shift register，LFSR）、比特重组
（bit Reorganization，BR）和非线性函数F，其整体结构如图1所示［7］.
1.1 线性反馈移位寄存器（LFSR）
LFSR由16个31位的寄存器（s0，s1，…，s15）组成，每一个都是定义在素域GF（231-1）上.其中寄存器内部状态更新方式如下：
1）st+16=215st+15+217st+13+221st+10+220st+4+（1+28）stmod （231-1）.
2）如果st+16=0，设定st+16=231-1.
3）（s1，s2，…，s15，s16）→（s0，s1，…，s14，s15）.
1.2 比特重组（BR）
比特重组是一个过渡层，其主要从LFSR中抽取128比特内容组成4个32比特的字X0，X1，X2，X3，以供下层非线性函数F和密钥输出使用，重组方式如下：其中SH，SL分别表示S的高16位和低16位.
1.3 非线性函数F
非线性函数F有2个32位的存储单元R1，R2，输入为X0，X1，X2，输出为32位的W.F的更新方式如下：
其中，S表示S盒变换，且有
1.4 密钥产生
经过33轮的初始化过程后，进入密钥流生成过程，每个时刻产生一个密钥字Z，产生方式如下：
比特重组生成X0，X1，X2，X3
猜测决定攻击（guess and determine attack）是针对流密码的一类攻击方法［8］.猜测决定攻击的基本思想是攻击者可以通过猜测流密码算法中部分记忆单元的数值，然后利用该部分记忆单元的数值和得到的密钥流以较少的复杂度计算出流密码算法中其他记忆单元的值.攻击者往往会运行算法一定拍数，将算法输出和已知的真实密钥流进行对比，以检验猜测部分的正确性.如果不正确，则重复上面猜测确定过程，直到正确恢复出算法的内部状态.自从Hawkes和Rose提出针对
SNOW1.0的猜测决定攻击后，猜测决定攻击逐渐成为一种针对面向字的流密码的有效攻击方法.近期出现了一些具有代表性的研究成果，如对Loiss，SOSEMUNK，SNOW 3G的猜测决定攻击［9-11］.
文中利用ZUC算法的独特结构，提出一种半比特字节的猜测决定攻击方法，进而
恢复出ZUC算法的内部状态.
根据ZUC独特的半比特位的重组运算，对内部状态更新的公式进行变换，具体如下.
1）LFSR内部状态更新.
变换后：
其中c1t表示1比特进位，满足如下关系：
2）非线性函数F内部状态更新.
变换后：
其中c2t表示1比特进位，满足如下关系：
变换后：
3）内部状态的状态更新.
4）密钥流生成变换.
变换后：
其中c3t表示1比特进位，满足如下关系：
针对ZUC算法的猜测决定攻击的过程如下.
1）根据Viterbi-like算法，将公式2），（3），（5），（6），（8），（9）
作为基本式，找到猜测的基本点，即内部状态st，H，st+1，H，st+2，st+3，L，st+4，st+6，L，st+15，st+16，st+17，H，st+18，L，st+19，H，R1t，
R1t+1，R1t+2，R1t+4，然后猜测c10，c11，c15，c20，c21，c23.
2）根据已猜测的内部状态，决定st，st+1，st+2，…，st+15，R1t，R2t，决定
过程见表1.
至此，得到连续的ZUC的内部状态（s0，s1，s2，…，s15，），R10，R20.
本次对ZUC的猜测决定攻击中猜测的内部状态有s0，H，s1，H，s2，s3，L，
s4，s6，L，s14，s15，s16，s17，H，s18，L，s19，H，R10，R11，R12，
R14，c10，c11，c15，c20，c21，c23（共401比特），此时的猜测量为2401.通过验证步骤7得到的s6，H的最低比特与步骤8猜测的s6，L最高比特是否相等.对于正确的猜测，该验证式一定相等，对于错误的猜测，相等的可能性为0.5，所以猜测量可以降低一半，为2400；同理，步骤4的S11，L与步骤18的s11，H，步骤17的s20，L与步骤21的s20，H也存在这样的关系，所以猜测量可以降为2398.因此，该攻击的计算复杂度为2398，攻击所需的数据量Z0，Z1，Z2，Z4，Z5，Z6共6个32比特字节.
目前针对ZUC的分析结果主要是猜测决定攻击和选择IV差分攻击，下面就文中
的分析结果与已有的分析结果进行比较，见表2.
从表2可以看出，文中的猜测结果优于目前已有的猜测决定攻击.
文中利用猜测决定攻击方法对ZUC算法进行了分析，在分析过程中，利用ZUC
独特的算法结构，提出半比特字节的猜测决定攻击，根据Viterbi-like算法，找出猜测的基本点，进而恢复全部的内部状态.分析得最终结果：计算复杂度为2398，所需数据量为6个32比特密钥字.
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