序列密码

图 2-11 三级线性反馈移位寄存器示例 根据联接多项式可知，该 LFSR 的反馈函数为 f (a1, a2, a3) = a1 ⊕ a3 。假 设初始状态为(a1, a2, a3)=(1,1,1)，其状态转移图为：
图 2-12 三级 LFSR 的状态转移图 在状态转移图中，从初始状态开始，沿着箭头所指示的路径依次取出 最左边的分量便得到该 LFSR 的输出序列：1110100 1110100 ……，周期为 7(=23-1)。3 级移位寄存器的所有可能状态数为 23=8(含状态(0,0,0))，而本例 中从初始状态(1,1,1)开始可以得到所有非(0,0,0)的状态。
例. 如图为一个 4 级 LFSR，其联接多项式为 x4 + x3 + x2 + x + 1
图 2-13 四级 LFSR 1. 如取初始状态为(a1, a2, a3, a4)=(1,1,1,1)，其状态转移图为：
图 2-14 初始状态转移图一 对应的输出序列为 11110 11110……，周期为 5。 2. 如取初始状态为(a1, a2, a3, a4)=(0,0,0,1)，其状态转移图为：
2.3.1 反馈移位寄存器
如图 2-7 所示为一个反馈移位寄存器的流程图，信号从左到右。ai 表示 存储单元，取值为 0 或 1，ai 的个数 n 称为反馈移位寄存器的级。在某一时 刻，这些级的内容构成该反馈移位寄存器的一个状态，共有个 2n 个可能的 状态，每一个状态对应于与 F2 上的一个 n 维向量，用(a1, a2,…,an)表示。函 数 f 是一个 n 元布尔函数，称之为反馈函数。
图 2-8 线性反馈移位寄存器 显然，根据 LFSR 中反馈函数的系数 ci (i = 1,..., n) 取值的不同，这样的 反馈函数有 2n 种。令 ai (t) 表示 t 时刻第 i 级寄存器的内容，则第 t+1 时刻寄 存器的内容为：
ai (t + 1) = ai+1(t), i = 1,2,..., n −1 an (t + 1) = cna1(t) ⊕ cn−1a2 (t) ⊕ ... ⊕ c1an (t) 通常称多项式 cn xn + cn−1xn−1 + ... + c1x + 1 为上述 LFSR 的联接多项式。 显然 LFSR 的联接多项式与它的反馈函数是一一对应的：如果知道了 LFSR 的联接多项式，便立即可以求得该移位寄存器的反馈函数，反之亦然。
2.1 概述 （2 级标题）
第 2 章 序列密码
按照对明文消息加密方式的不同，对称密码体制一般可以分为两类：分 组密码(block cipher)和流密码(stream cipher)
z 分组密码：对于某一消息 m，使用分组密码对其执行加密操作 时一般是先对 m 进行填充得到一个长度是固定分组长度 s 的 整数倍的明文串 M；然后将 M 划分成一个个长度为 s 的分组； 最后对每个分组使用同一个密钥执行加密变换。
序列密码以其易于实现、加解密快速、无错误传播、应用协议简单等优 点，在政府、军事、外交等重要部门的保密通信以及各种移动通信系统中被 广泛使用。
本章重点
♦ 一次一密加密体制； ♦ 线性反馈移位寄存器； ♦ 基于线性反馈移位寄存器的伪随机序列生成器； ♦ 伪随机序列的安全性； ♦ m 序列； ♦ RC4、A5 算法。
2.2 流密码的结构
流密码可以进一步划分成同步流密码和自同步流密码两类。
2.2.1 同步流密码
在同步流密码中，密钥流的产生与明文消息流相互独立。同步流密码的 加密过程形如：
图 2-4 同步流密码加密结构 由于密钥流与明文串无关，所以同步流密码中的每个密文 ci 不依赖于 之前的明文 mi-1，……，m1。从而，同步流密码的一个重要优点就是无错误 传播：在传输期间一个密文字符被改变只影响该符号的恢复，不会对后继的 符号产生影响。 但是，在同步流密码中发送方和接收方必须是同步的，用同样的密钥且 该密钥操作在同样的位置时才能保证正确解密。如果在传输过程中密文字符 有插入或删除导致同步丢失，密文与密钥流将不能对齐，导致无法正确解密。 要正确还原明文，密钥流必须再次同步。 与同步流密码相反，自同步流密码有错误传播现象，但可以自行实现同 步。
序列密码
内容提要（或本章引言）
使用流密码对某一消息 m 执行加密操作时一般是先将 m 分成连续的符 号(一般为比特串)，m=m1m2m3……；然后使用密钥流 k=k1k2k3……中的第 i 个元素 ki 对明文消息的第 i 个元素 mi 执行加密变换，i=1,2,3,……；所有的 加密输出连接在一起就构成了对 m 执行加密后的密文。
第 2 章 序列密码
而明文流)参与了密钥流的生成，使得密钥流的理论分析复杂化，目前的流 密码研究结果大部分都是关于同步流密码的，因为这些流密码的密钥流的生 成独立于消息流，从而使它们的理论分析成为可能。
2.3 线性反馈移位寄存器
如前所述，序列密码的安全强度取决于密钥流生成器生成的密钥流的安 全性(周期、游程分布、线性复杂度等，详见 2.4 节)。有多种产生同步密钥 流生成器的方法，最普遍的是使用一种称为线性反馈移位寄存器(linear feedback shift register, LFSR)的设备。采用 LFSR 作为基本部件的主要 原因是：LFSR 的结构非常适合硬件实现；LFSR 的结构便于使用代数方法进 行理论分析；产生的序列的周期可以很大；产生的序列具有良好的统计特性。
2.3.3 LFSR 示例
例. 如图所示为一 4 级线性反馈移位寄存器，状态转移关系为： ai (t + 1) = ai+1(t), i = 1,2,3 a4 (t + 1) = a1(t) ⊕ a4 (t)
第 2 章 序列密码
图 2-9 四级线性反馈移位寄存器示例 假设初始状态为(a1, a2, a3,a4)=(0,1,1,0)，则可根据反馈函数计算出该线 性反馈移位寄存器在各时刻的所有状态，如表所示。
t
a4
a34
a3
a2
a1
0
0
1
1
0
1
0
0
1
1
2
1
0
0
1
3
0
1
0
0
4
0
0
1
0
5
0
0
0
1
6
1
0
0
0
7
1
1
0
0
8
1
1
1
0
9
1
1
1
1
10
0
1
1
1
11
1
0
1
1
12
0
1
0
1
13
1
0
1
0
14
1
1
0
1
15
0
1
1
0
由计算过程可见，在 t=15 时刻该寄存器的状态恢复至 t=0 时刻的状态，
因此之后的状态将开始重复。这个移位寄存器输出的序列就是
图 2-1 简单的流密码加密结构 对应的解密运算即为：
第 2 章 序列密码
图 2-2 简单的流密码解密结构 由于实现 XOR 逻辑运算非常简单，因此这样的加解密操作将是快速有效的。 如果这里的密钥流是完全随机的(random)、与明文相同长度的比特串，对应 的密码被称为一次一密体制(one-time pad)。显然，此时明文串与密文串之间 就是相互独立的。不知道密钥的攻击者即便守候在公开信道上从而得到密文 串，他也无法获得关于明文的任何信息。事实上，Shannon 曾证明了“一次 一密的密码体制是不可破解的(unbreakable)”。
与分组密码相比，序列密码受政治的影响很大，目前应用领域主要还是 在军事、外交等部门。虽然也有公开设计和研究成果发表，但作为密码学的 一个分支，流密码的大多设计与分析成果还是保密的。目前可以公开见到、 较有影响的流密码方案包括 A5、SEAL、RC4、PIKE 等。
本章主要讨论流密码加密体制，关于分组密码的知识将在下一章给出。 容易想到，使用流密码对消息 m 执行加密时，最简单的做法就是让密钥流 中的第 i 个比特与明文串中的对应比特直接做 XOR 运算，即
2.2.2 自同步流密码
第 2 章 序列密码
在自同步流密码中，密钥流的产生与之前已经产生的若干密文有关，其 加密过程形如：
图 2-5 自同步序列密码加密结构 其中密钥流 ki 的生成过程形如：
图 2-6 同步流密码的密钥流生成 用函数表示为：
σ i+1 = F (σ i , ci−1,..., ci−k ) zi = G(σ i , k) ci = E(zi , mi ) 其中， σ i 是密钥流生成器的内部状态(初始状态记作 σ 0 )； F 是状态转移函 数；G 是生成密钥流的函数；E 是自同步流密码的加密变换，它是 zi 与 mi 的 函数。 由此可见，如果自同步流密码中某一符号出现传输错误，则将影响到它 之后 k 个符号的解密运算，亦即，自同步流密码有错误传播现象。等到该错 误移出寄存器后寄存器才能恢复同步，因而一个错误至多影响 k 个符号。在 k 个密文字符之后，这种影响将消除，密钥流自行实现同步。由于密文流(从
011001000111101 011001000111101 ……，序列的周期为 15，也称该移位寄 存器的周期为 15(=24-1)。
为了从直观上描述这一 LFSR 的状态转移情况，可以使用一些方框以
及联接这些方框的箭头组成的图形，即为状态转移图。
第 2 章 序列密码
图 2-10 状态转移图 例. 如图所示是一个联接多项式为 x3 + x + 1 的线性反馈移位寄存器。
z 流密码(也称序列密码)：使用流密码对某一消息 m 执行加密操 作时一般是先将 m 分成连续的符号(一般为比特串)， m=m1m2m3……；然后使用密钥流 k=k1k2k3……中的第 i 个元素 ki 对明文消息的第 i 个元素 mi 执行加密变换，i=1,2,3,……；所 有的加密输出连接在一起就构成了对 m 执行加密后的密文。