网络安全基础应用与标准第五版课后答案

第1章【思考题】1.1 OSI安全体系结构是一个框架，它提供了一种系统化的方式来定义安全需求，并描述满足这些需求的方法。

该文档定义了安全攻击、机制和服务，以及这些类别之间的关系。

1.2被动攻击与窃听或监视传输有关。

电子邮件、文件传输和客户机/服务器交换是可以监视的传输示例。

主动攻击包括修改传输的数据和试图未经授权访问计算机系统。

1.3被动攻击：发布消息内容和流量分析。

主动攻击：伪装、重播、修改消息和拒绝服务。

1.4认证：保证通信实体是其声称的实体。

访问控制：防止未经授权使用资源（即，此服务控制谁可以访问资源，在什么条件下可以进行访问，以及允许访问资源的人做什么）。

数据保密：保护数据不被未经授权的泄露。

数据完整性：确保接收到的数据与授权实体发送的数据完全一致（即不包含修改、插入、删除或重播）。

不可否认性：提供保护，以防止参与通信的实体之一拒绝参与全部或部分通信。

可用性服务：系统或系统资源的属性，根据系统的性能规范，经授权的系统实体可根据需要访问和使用（即，如果系统在用户请求时根据系统设计提供服务，则系统可用）。

【习题】1.1系统必须在主机系统和交易传输期间对个人识别号保密。

它必须保护账户记录和个人交易的完整性。

东道国制度的有效性对银行的经济福祉很重要，但对其受托责任却不重要。

个人取款机的可用性不那么令人担忧。

1.2系统对个人交易的完整性要求不高，因为偶尔丢失通话记录或账单记录不会造成持续损害。

然而，控制程序和配置记录的完整性是至关重要的。

没有这些，交换功能将被破坏，最重要的属性-可用性-将被破坏。

电话交换系统还必须保护个人通话的机密性，防止一个来电者偷听另一个来电。

1.3 a.如果系统用于发布公司专有材料，则必须确保保密性。

b.如果系统被用于法律或法规，则必须确保其完整性。

c.如果该系统用于出版日报，则必须确保其可用性。

1.4 a.在其Web服务器上管理公共信息的组织确定不存在保密性损失（即保密性要求不适用）、完整性损失的中度潜在影响和可用性损失的中度潜在影响。

B.管理极为敏感的调查信息的执法机构确定，保密损失的潜在影响高，诚信损失的潜在影响中等，可用性损失的潜在影响中等。

c.管理日常行政信息（非隐私相关信息）的金融机构确定，保密性损失的潜在影响较低，完整性损失的潜在影响较低，可用性损失的潜在影响较低。

d.承包组织内部的管理层确定：（i）对于敏感合同信息，保密损失的潜在影响是中等的，保密损失的潜在影响是完整性中等，可用性丧失的潜在影响较低；（ii）日常行政信息e、电厂管理层确定：（i）对于由监控与数据采集系统采集的传感器数据，不存在保密性丧失、完整性丧失和可用性丧失的潜在影响；以及（ii）对于系统正在处理的行政信息，保密性丧失的潜在影响很小，完整性丧失的潜在影响很小，可用性丧失的潜在影响很小。

第2章【思考题】2.1明文、加密算法、密钥、密文、解密算法。

2.2排列和替换。

2.3一把密匙。

2.4流密码是一次对数字数据流加密一位或一个字节的密码。

分组密码是将一个明文块作为一个整体来处理，并用来产生等长的密文块的密码。

2.5密码分析和暴力。

2.6在某些模式下，明文不通过加密函数，而是与加密函数的输出异或。

数学计算出，在这些情况下，对于解密，还必须使用加密函数。

2.7对于三重加密，明文块通过加密算法进行加密；然后结果再次通过同一加密算法；第二次加密的结果第三次通过同一加密算法。

通常，第二阶段使用解密算法而不是加密算法。

2.8第二阶段的解密使用没有任何加密意义。

它的唯一优点是允许3DES用户通过重复密钥来解密由旧的单个DES用户加密的数据。

【习题】2.1ab、这两个矩阵的使用顺序是相反的。

首先，密文在第二个矩阵中以列的形式排列，考虑到第二个存储字指示的顺序。

然后，考虑到第一存储字指示的顺序，从左到右、从上到下读取第二矩阵的内容并在第一矩阵的列中布局。

然后从左到右、从上到下读取明文。

c、尽管这是一种弱方法，但它可能与时间敏感信息一起使用，并且对手没有立即获得良好的密码分析（例如，战术使用）。

而且它不需要纸和铅笔，而且很容易记住。

2.2（带公式的不好翻译，我相信研究生也已经有这个英文水平可以看懂少部分）2.3a 常量确保每轮的加密/解密不同b 前两轮是这样的C 首先，让我们定义加密过程现在是解密过程。

输入是密文（L2，R2），输出是明文（L0，R0）。

解密本质上与加密相同，子密钥和增量值的应用顺序相反。

还要注意，不必使用减法，因为每个方程中都有偶数个加法。

d.2.4为了确保具有相反密钥顺序的同一算法产生正确的结果，请考虑图2.2，图2.2显示了16轮算法的加密过程从左侧向下，解密过程从右侧向上（任何轮数的结果都相同）。

为了清楚起见，对于通过加密算法传输的数据，我们使用符号LEi和REi；对于通过解密算法传输的数据，使用LDi和RDi。

该图表明，在每一轮中，解密过程的中间值等于加密过程的相应值，并且值的两半被交换。

换句话说，让第i个加密轮的输出为LEi | | REi（Li与Ri连接）。

然后，第（16–i）轮解密的对应输入是RDi | | LDi。

让我们通过这个图来演示前面断言的有效性。

为了简化图表，它被展开，而不是显示每次迭代结束时发生的交换。

但请注意，加密过程第i阶段结束时的中间结果是通过连接LEi和REi形成的2w比特量，解密过程第i阶段结束时的中间结果是通过连接LDi和RDi形成的2w比特量。

在加密过程的最后一次迭代之后，输出的两半被交换，因此密文是RE16 | | LE16。

那一轮的输出是密文。

现在把这个密文作为同一算法的输入。

第一轮的输入是RE16 | LE16，等于加密过程第十六轮输出的32位交换。

现在我们要证明，第一轮解密过程的输出等于第十六轮加密过程的输入的32位交换。

首先，考虑加密过程。

我们看到：因此，我们得到LD1=RE15和RD1=LE15。

因此，第一轮解密过程的输出是LE15 | | RE15，即32-的位交换输入到第十六轮加密。

如图所示，这种对应关系贯穿16次迭代。

我们可以把这个过程概括起来。

对于加密算法的第i次迭代：因此，我们将第i次迭代的输入描述为输出的函数，这些方程证实了下图右侧所示的赋值。

最后，我们看到最后一轮解密过程的输出是RE0 | | LE0。

32位交换恢复原始明文，证明了Feistel解密过程的有效性。

2.5由于关键时刻表，第9轮至第16轮中使用的圆函数是第1轮至第8轮中使用的圆函数的镜像。

从这个事实我们可以看出加密和解密是相同的。

我们得到一个密文c。

设m'=c。

要求oracle加密m'。

oracle加密返回的密文将是c的解密。

2.6对于1≤i≤128，取ci属于{0，1}的128次方作为在位置i中包含1的字符串，然后在其他位置零。

获取这128个密文的解密。

设m1，m2。

. . ，m128是相应的明文。

现在，给定任何不包含所有零的密文c，有一个唯一的c I的非空子集，我们可以一起异或得到c。

. . ，128}表示此子集。

观察因此，我们通过计算得到c的明文，让0成为全部为零字符串。

注意。

由此我们得到E（0）=E（00＝E（0）E（0）＝0。

因此，c=0的明文是m=0。

因此，我们可以解密每个c{0，1}128。

符号部分如下2.7-aPair Probability00 (0.5 –∂)2 = 0.25 –∂ +∂201 (0.5 –∂) ⨯ (0.5 + ∂)= 0.25 –∂210 (0.5 + ∂) ⨯ (0.5 –∂)= 0.25 –∂211 (0.5 + ∂)2 = 0.25 + ∂ +∂2的概率为0.5。

c、任何特定对被丢弃的概率等于该对为00或11的概率，即0.5+2∂2，因此产生x输出位的输入位的预期数量为x/（0.25–∂的平方）。

d、该算法产生一个完全可预测的序列，精确地交替1和0。

2.82.9使用长度为255字节的密钥。

前两个字节是零，即K[0]=K[1]=0。

此后，我们得到：K[2]=255；K[3]=254；…K[255]=2。

2.102.11a 取v | | c的前80位，得到初始化向量，v、由于v，c，k是已知的，所以可以通过计算RC4（v | | k）⨁c来恢复（即解密）消息。

b、如果对手发现vi=vj代表不同的i，j，那么他/她知道相同的密钥流被用来加密mi和mj。

在这种情况下，消息mi和mj可能容易受到在（a）部分中执行的密码分析类型的攻击。

c、由于密钥是固定的，密钥流随随机选择的80位v的选择而变化。

因此，大约之后发送条消息，我们期望相同的v，因此同一个密钥流，要多次使用。

d、密钥k应该在发送240条消息之前更改。

2.12a否。

例如，假设C1已损坏。

输出块P3仅依赖于输入块C2和C3。

B P1中的错误影响C1。

但由于C1是C2计算的输入，C2受到影响。

这种影响是无限期的，因此所有密文块都会受到影响。

然而，在接收端，解密算法为除了错误块之外的块恢复正确的明文。

你可以通过写出解密的方程式来说明这一点。

因此，错误只影响相应的解密明文块。

2.13在CBC加密中，每个前向密码操作（第一个除外）的输入块取决于前一个前向密码操作的结果，因此前向密码操作不能并行执行。

然而，在CBC解密中，逆密码函数的输入块（即密文块）立即可用，以便可以并行地执行多个逆密码操作。

2.14如果在密文块Ci的传输中发生错误，则该错误传播到恢复的明文块Pi和Pi+1。

2.15解密后，最后一个块的最后一个字节用于确定必须去除的填充量。

因此必须至少有一个字节的填充。

2.16假设最后一个明文块只有L字节长，其中L<2瓦/8。

加密序列如下（RFC 2040中的描述有错误；此处的描述正确）：看英文版2.17a假设最后一个块（PN）有j位。

在加密最后一个完整块（PN–1）之后，再次加密密文（CN–1），选择加密密文的最左边j位，并与短块异或以生成输出密文。

b虽然攻击者无法恢复最后一个明文块，但他可以通过更改密文中的各个位来系统地更改它。

如果明文的最后几位包含基本信息，这是一个弱点。

2.18九个明文字符受到影响。

与密文字符相对应的明文字符明显改变。

此外，修改后的密文字符进入移位寄存器，直到处理完接下来的八个字符后才被删除。

第3章【思考题】3.1消息加密，消息验证码，哈希函数。

3.2身份验证器，是待验证数据和密钥的密码功能。

3.41.H可以可应用于任何大小的数据块。

2.H可以产生固定长度的输出。

3.H（x）对于任何给定的x都相对容易计算，使得硬件和软件实现都很实用。

4.对于任何给定值h，在计算上不可能找到x，使得h（x）=h。

这在文献中有时被称为单向性质。

5.对于任何给定的块x，在计算上不可能找到y≠x 当（y）=H（x）。