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密文竊取

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密文竊取（CTS）是密碼學中使用分組密碼操作模式的通用方法，該操作模式允許處理不能均勻分割成塊的消息，而不會延長密文，代價是略為複雜。

一般特性[編輯]

密文竊取是一種使用塊密碼對明文進行加密的技術，但不將信息填充為塊大小的倍數，因此密文與明文大小相同。

它通過改變信息最後兩個區塊的處理過程來實現這一目的。除最後兩個區塊外，其他所有區塊的處理都保持不變，但倒數第二個區塊的部分密文會被 "竊取"，以填充最後一個明文區塊。然後照常加密經過填充的最後一個區塊。

最後兩個區塊的最終密文由部分倒數第二個區塊（省略 "竊取 "部分）和完整的最後一個區塊組成，大小與原始明文相同。

解密時需要先解密最後一個區塊，然後將竊取的密文還原到倒數第二個區塊，然後再像往常一樣解密。

原則上，可以使用任何面向區塊的區塊密碼操作模式，但類似流密碼的模式已經可以應用於任意長度的信息，而無需填充，因此它們無法從這項技術中受益。與密文竊取相結合的常見操作模式是電子密碼本（ECB）和密碼塊鏈（CBC）。

ECB 模式的密文竊取要求明文長度超過一個區塊。一種可行的變通方法是，當明文長度為一個或更少時，使用類似流密碼的塊密碼操作模式，如 CTR、CFB 或 OFB 模式。

CBC 模式的密文竊取並不一定要求明文長度超過一個區塊。在明文長度為一個區塊或更短的情況下，初始化向量（IV）可以充當密碼文本的前一個區塊。在這種情況下，必須向接收方發送修改後的 IV。如果發送方在發送密文時不能自由選擇 IV（例如，IV 是一個派生或預先確定的值），則可能無法做到這一點，在這種情況下，CBC 模式的密文竊取只能發生在明文長度超過一個區塊的情況下。

要對未知長度的數據進行 CTS 加密或解密，必須延遲處理（和緩衝）最近的兩個數據塊，以便在數據流結束時對其進行適當處理。

密文格式[編輯]

有幾種不同的方式來排列密文以便傳輸。不同排列方式的密文位元數都相同，只是傳輸順序不同，因此選擇不影響安全性，純粹是為了方便實現。

這裡的編號取自Dworkin所描述的。第三種最流行，由Daemen和Schneier描述；Meyer描述了相關但不兼容的方案（關於位排序和密鑰使用）。

CS1[編輯]

安排密文傳輸最顯而易見的方式，不外乎是縮短倒數第二塊，後面接著完整的最後一塊。但這對接收者來說不方便，原因有二：

  1. 在任何情況下，接收方都必須首先解密最後一塊，並且
  2. 這導致最後一塊沒有按照自然邊界對齊，並將硬體複雜化。

這樣做的好處是，如果最後的明文塊恰好是塊大小的倍數，密文就與原始操作模式相同，避免了密文竊取。

CS2[編輯]

通常，更方便的方式是交換最後兩塊密文塊，因此密文結尾先是完整的最後一塊，然後是截斷的倒數第二塊。密文塊就會自然對齊。

為了保持與非竊取模式的兼容性，CS2隻在竊取密文的數量非零時交換，即原始消息不是塊大小的倍數。

這保持了自然的對齊，以及與非竊取模式的兼容性，但是需要以不同的方式處理對齊和不對齊消息大小的情況。

CS3[編輯]

最流行的替代方案是無條件交換最後兩塊密文塊。下面描述了使用該方案的順序。

竊取密文模式描述CS3[編輯]

為了加密或解密數據，對除最後兩個數據塊外的所有數據塊使用標準分組密碼操作模式。

下面的步驟描述了如何處理明文的最後兩個塊，即Pn-1和Pn，其中Pn-1的長度等於以位表示的密碼的塊大小B；最後一個塊的長度Pn是百萬位元（Mbit）；k是正在使用的密鑰。M可以範圍從1到B，所以Pn可能是一個完整的塊。CBC模式描述還使用了就在有關塊Cn-2之前的密文塊，如果明文適合在兩個塊內，則該密文塊實際上可能是IV。

對於這描述，使用以下函數和操作符：

  • Head（data，a）：返回「data」字串第一位。
  • Tail（data，a）：返回「data」字串最後一位。
  • Encrypt（k，data）：在「data」字串用加密模式的底層塊密碼，用密鑰k。
  • Decrypt（k，data）：在「data」字串的解密模式用基礎塊密碼，用密鑰k。
  • XOR或運算。等價於不用進位的按位加法。
  • | |：與運算符。合併運算符兩邊的字串。
  • 0^a：一串0位元的字串。

ECB密文竊取[編輯]

ECB模式的密文竊取在前兩塊內引入了塊間依賴關係，改變後兩塊的錯誤傳播行為。

Ecb加密步驟（見圖）[編輯]

參考文獻[編輯]

取自「https://zh.wikipedia.org/w/index.php?title=密文窃取&oldid=79439020」