Эта шифровка в ASCII-символах, т.е. в элементах по модулю 256, представленных в шестнадцатиричной записи. Известно, что она была получена с помощью схемы «Ангстрем-3» при Т=16 и известна подстановка П:

Что известно об открытом тексте? Это военная телеграмма, в которой содержится какой-то приказ. Начало телеграммы – стандартное: «Совершенно секретно. Приказ №», или в шестнадцатиричной записи соответствующих ASCII-символов

D1 EE E2 E5 F0 F8 E5 ED ED EE 20 F1 E5 EA F0 E5 F2 ED EE 2E 20 CF F0 E8 EA E0 E7 20 B9

Приступим к взлому, т.е. к определению неизвестного ключа х₁,х₂,…х₁₆, записанного во втором регистре сдвига.

Давайте сначала выпишем уравнения зашифрования, реализуемые этой схемой. Если (y₁,y₂,…,y₈) – блок, записанный в первом регистре сдвига «Ангстрем-3», то за один такт работы схемы он перейдет в блок (y₂,y₃,…,y₉), где y₉ = П(y₁+y₂+y₈+x₁), х₁ – первый байт неизвестного ключа. В общем случае, если последовательность всех заполнений первого регистра сдвига обозначить как у₁,у₂,….,у₂₃,у₂₄, где (y₁,y₂,…,y₈) – блок открытого текста, (y₁₇,y₁₈,…,y₂₄) – блок шифртекста, то для любого i>=9 будет справедливо:

y_i = П(y_i-8+y_i-7+y_i-1+x_i-8)

Преобразование блока (y_i, y_i+1,…y_i+7) в блок (y_i+1,y_i+2,…,y_i+8) за один такт обозначим как б_xi. Очевидно, что это взаимно-однозначное преобразование, поскольку П – подстановка:

б_xi (y_i, y_i+1,…y_i+7) = (y_i+1,y_i+2,…, П(y_i+y_i+1+y_i+7+x_i))

б_xi – это подстановка на множестве Z/2⁶⁴. Тогда все преобразование, осуществляемое схемой «Ангстрем-3», будет выглядеть как произведение подстановок:

б_{х1,х2,…,х16} = б_x1б_x2…б_x16

Рассмотрим преобразование Ф(у₁,у₂,…у₈) = (П (у₁), П (у₂),…, П (у₈)). Заметим, что

Ф^-1(у₁,у₂,…у₈) = (П^-1 (у₁), П^-1 (у₂),…, П^-1 (у₈)).

Имеем

Ф^-1б_{х1,х2,…,х16} Ф = Ф^-1б_x1б_x2…б_x16 Ф = Ф^-1б_x1ФФ^-1б_x2ФФ^-1_…ФФ^-1б_x16 Ф = ф_х1ф_х2…ф_х16 = ф_{х1,х2,…х16},

где ф_хi = Ф^-1б_xiФ

Если блок открытого текста (y₁,y₂,…,y₈) переходит в блок шифртекста (y₁₇,y₁₈,…,y₂₄) с помощью преобразования б_{х1,х2,…,х16}, т.е.

б_{х1,х2,…,х16}(y₁,y₂,…,y₈) = (y₁₇,y₁₈,…,y₂₄),

то

Ф^-1б_{х1,х2,…,х16}(y₁,y₂,…,y₈) = Ф^-1 (y₁₇,y₁₈,…,y₂₄) = (П^-1 (у₁₇), П^-1 (у₁₈),…, П^-1 (у₂₄)).

Тогда

(П^-1(у₁₇), П^-1(у₁₈),…, П^-1(у₂₄)) = Ф^-1б_{х1,х2,…,х16} ФФ^-1 (y₁,y₂,…,y₈) = Ф^-1б_{х1,х2,…,х16}Ф (П^-1 (у₁), П^-1 (у₂),…, П^-1 (у₈))

Итак, вот она, первая зацепка для анализа «Ангстрем-3»: заменяем позначно все буквы шифрованного и известного открытого текста по подстановке П^-1 и дальше используем вместо б_xi преобразования ф_хi. А теперь давайте посмотрим на эти преобразования повнимательнее.

ф_хi (y_i, y_i+1,…y_i+7)= Ф^-1б_xiФ(y_i, y_i+1,…y_i+7) = Ф^-1б_xi(П (y_i), П (y_i+1),… П (y_i+7)) =

Ф^-1(П(y_i+1), П(y_i+2),….,П(П(y_i)+П(y_i+1)+П(y_i+7)+х_i) = (y_i+1, y_i+2,…., П (y_i)+П (y_i+1)+П (y_i+7)+х_i)

Жизнь прекрасна и удивительна! Какие уравнения получились!

у_i+8 = П (y_i)+П (y_i+1)+П (y_i+7)+х_i

Возьмем-ка теперь парочку блоков открытого текста (y₁,y₂,…,y₈) (z₁,z₂,…,z₈) и соответствующие им блоки шифртекста (y₁₇,y₁₈,…,y₂₄) (z₁₇,z₁₈,…,z₂₄) и выпишем уравнения одни под другими…

у_i+8 = П (y_i)+П (y_i+1)+П (y_i+7)+х_i

z_i+8 = П (z_i)+П (z_i+1)+П (z_i+7)+х_i

Это же криптографический Клондайк! Вычитаем одно уравнение из другого и ключ пропадает!

u_i+8 = v_i+v_i+1+v_i+7 (1)

где u_i = y_i-z_i, v_i = П(y_i)- П(z_i).

Из (1) имеем:

v_i = u_i+8 –v_i+1-v_i+7 (2)

Линейное уравнение – мечта криптографа! Тут только надо найти все такие решения, при которых для каждой пары (u_i,v_i) соответствующий элемент р_ui,vi в матрице Р(П) был бы ненулевым. Поехали!

При Т=16 из (1) и (2) имеем:

u₁,u₂,…u₈, v₁,v₂,…v₈ – известны – это открытый текст

u₁₇,u₁₈,…u₂₄, v₁₇,v₁₈,…v₂₄ – известны – это шифртекст

Из (2) последовательно находим:

v₁₆ = u₂₄-v₁₇-v₂₃

v₁₅ = u₂₃-v₁₆-v₂₂

…………

v₉ = u₁₇-v₁₀-v₁₆

а затем уже из (1) – все u_i. Система (1) полностью решена!

Дальше – раздолье. Ключ опробуем позначно. Для первого байта ключа x₁ оставляем допустимыми только те значения, при которых пара (y₉,z₉) является решением системы

y₉-z₉ = u₉

П(y₉)- П(z₉) = v₉

Если таких значений будет несколько, то возьмем еще одну пару и истинным будут только те значения, которые содержатся в пересечении этих множеств и так поштучно определяем весь ключ.

Вот теперь пора и почитать, что там наша доблестная армия нашифровала. Военный приказ будем взламывать по-военному четко: делай раз, делай два, делай три.

1. Берем первые 24 знака известного нам открытого текста, соответствующие им знаки шифртекста и составляем две пары переходов из открытого текста в шифрованный.

Первая пара

Вторая пара

2. Все байты в этих парах заменяем по подстановке П^-1.

3. Для каждой из этих двух пар составляем и решаем систему линейных уравнений (1).

Первая пара