0:00:00.000,0:00:04.152
Acum că am înțeles securitatea unui text simplu ales, haideți să construim scheme de criptare

0:00:04.152,0:00:08.515
care reprezintă text simplu securizat. O primă astfel de schemă de criptare va fi denumită

0:00:08.515,0:00:12.510
înlănțuirea cifru bloc. Așadar uite cum funcționează înlănțuirea cifru bloc.

0:00:12.510,0:00:16.610
Înlănțuirea cifru bloc este o metodă de a folosi cifrul bloc pentru a obține un text simplu

0:00:16.610,0:00:20.868
securizat. În special, ne referim la un mod denumit înlănțuirea cifru bloc

0:00:20.868,0:00:25.021
cu un IV aleator. CBC înseamna înlănțuirea cifru bloc. Așadar să presupunem că avem un cifru bloc -

0:00:25.021,0:00:28.963
EB este un cifru bloc. Acum să definim CBC astfel încât să fie următoarea

0:00:28.963,0:00:33.248
schemă de criptare. Când i se cere algoritmului de criptare să cripteze

0:00:33.248,0:00:37.991
mesajul M, primul lucru pe care îl va face este să aleagă un iV aleator,

0:00:37.991,0:00:41.958
iar acesta este exact primul bloc a unui cifru bloc. Deci IV este un cifru bloc.

0:00:41.958,0:00:46.035
În cazul AES, IV ar fi de 16 biți. Iar atunci când

0:00:46.035,0:00:50.649
rulăm algoritmul, IV-ul pe care l-am ales va fi XOR

0:00:50.649,0:00:54.726
cu primul bloc al textului simplu. Rezultatul obținut va fi

0:00:54.726,0:00:58.857
criptat utilizând cifrul bloc și ceea ce se obține din primul bloc al textului cifrat.

0:00:58.857,0:01:03.041
Iar acum vine partea de înlănțuire unde vom folosi primul bloc

0:01:03.041,0:01:07.436
al textului cifrat pentru a crea un al doilea bloc de text. Astfel aplicăm XOR

0:01:07.436,0:01:11.588
celor două, iar criptarea lor devine al doilea cifru bloc.

0:01:11.588,0:01:15.535
Și tot așa în continuare. Acesta este înlănțuirea cifru bloc. Puteți vedea că

0:01:17.559,0:01:19.584
fiecare cifru bloc este înlănțuit și XOR-at în următorul text bloc

0:01:19.584,0:01:24.118
iar textul cifru final va fi esențial pentru IV - IV-ul inițial

0:01:24.118,0:01:30.024
pe care îl alegem împreună cu blocurile de text. Menționez că IV semnifica

0:01:30.024,0:01:35.795
Vector de Inițializare. Vom utiliza acest termen destul de mult.

0:01:35.795,0:01:39.717
De fiecare dată când va trebui să alegem ceva la întâmplare, la începutul

0:01:39.717,0:01:43.543
schemei de criptare vom denumi acel ceva IV, pentru vectorul de inițializare. Observați

0:01:43.543,0:01:47.322
ca cifrul text este mai lung decât textul simplu deoarece

0:01:47.322,0:01:51.149
acesta include si IV-ul cifrului text, care cuprinde randomizarea

0:01:51.149,0:01:55.450
utilizată pentru criptare. Prima întrebare este cum decriptăm

0:01:55.450,0:02:00.226
rezultatul criptării CBC. Să vă reamintesc că atunci când

0:02:00.226,0:02:04.470
criptăm primul bloc mesaj , XOR-ăm cu IV, criptăm

0:02:04.470,0:02:09.187
rezultatul și astfel obținem blocul cifru text. Să vă mai pun o întrebare

0:02:09.187,0:02:13.667
Cum decriptăm asta ? Pornind de la primul bloc cifru text cum recuperați

0:02:13.667,0:02:17.915
primul bloc original de text simplu ? Decriptarea este practic foarte asemănătoare criptării.

0:02:17.915,0:02:21.660
Am scris aici o schemă pentru decriptare, unde puteți vedea

0:02:21.660,0:02:25.961
că este același lucru, cu excepția faptului că XOR este în partea de jos, în loc să fie in partea de sus și

0:02:25.961,0:02:29.605
am taiat IV-ul, ca parte a procesului de decriptare. Astfel a rezultat

0:02:29.605,0:02:33.754
mesajul original. IV-ul a fost eliminat

0:02:33.754,0:02:38.438
prin algoritmul de decriptare. Următoarea teoremă vă va arăta

0:02:38.438,0:02:43.762
că de fapt modul de criptare CBC cu IV aleator este securizat semantic

0:02:43.762,0:02:48.956
împotriva unui atac cu text simplu. Să vă explic mai pe larg.

0:02:48.956,0:02:54.083
Dacă pornim cu PRP, cifrul bloc E, care este definit

0:02:54.083,0:02:59.079
ca parte din spațiul X, vom avea algoritmul Ecbc care preia mesajul

0:02:59.079,0:03:03.944
cu lungimea L și rezulta cifrul text cu lungimea L+1. Apoi

0:03:03.944,0:03:09.324
presupunem că avem un adversar care testeaza q texte simple. Astfel putem face afirmația

0:03:09.324,0:03:15.024
că pentru orice adversar de acest tip care atacă Ecbc

0:03:15.024,0:03:20.184
există un adversar care atacă PRP, cifrul bloc cu relația

0:03:20.184,0:03:24.926
între cei doi algoritmi. Cu alte cuvinte, avantajul algoritmului A

0:03:24.926,0:03:29.851
contra schemei de criptare este mai mic decât avantajul algoritmului B

0:03:29.851,0:03:35.080
contra PRP-ului original, la care se adaugă reziduuri.