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基本的安全協(xié)議
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2021年08月02日
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激勵理論在安全生產(chǎn)中的應(yīng)用
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安全基本理論
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1 基本的安全協(xié)議 備注:1 2 秘密分割 設(shè)想你已發(fā)明了一種新的調(diào)味料,你只能告訴最信賴的雇員各種成分準(zhǔn)確的調(diào)合,但如果他們中的一個背叛到對手方時怎么辦呢?這種情況就要求秘密分割。 (1)Trent產(chǎn)生一隨機比特串R。 (2)Trent用R異或M得到S:M ⊕ R = S (3)Trent把R給Alice,將S給Bob。 (4)重構(gòu)消息:Alice和Bob將他們的消息異或就可得到此消息R ⊕ S = M. 如何在多個人中分割一消息 ? 秘密分割的缺點是什么? 備注:2 3 3 秘密共享 是一種將秘密分割存儲的密碼技術(shù),目的是阻止秘密過于集中,以達(dá)到分散風(fēng)險和容忍入侵的目的,是信息安全和數(shù)據(jù)保密中的重要手段。 背景 重要的秘密不能都由一個人管理,勢必造成權(quán)力過于集中 比起相信一個人更容易相信多數(shù)人 機密性與強健性 秘密共享 把一個秘密消息分成n塊,分割給m個參與者 每個參與者只擁有其中的一塊 只有所有消息塊組合在一起才能恢復(fù)秘密 每一塊對其擁有者來說是沒用的. 秘密共享 備注:3 備注:3 4 s1 s2 s3 sn 1 … shares … 2 3 n-1 n sn-1 … parties … 1 2 … Key Holes… t-1 t 秘密共享 備注:4 備注:4 備注:(t,n)門限秘密共享方案 5 秘密共享 有缺陷的秘密共享方案 簡單秘密共享方案(秘密分割) 秘密 s = b1 ? b2 ? … ? bn-1 ? bn 1) 選擇隨機數(shù) b1,….,bn-1 2) 計算 bn = b1 ? b2 ? … ? bn-1 ? s password pa ss wo rd Flawed N個消息塊組合在一起才能恢復(fù)秘密 s (不健全) 備注:5 備注:5 6 門限秘密共享 方案 假設(shè) Coca-Cola公司的董事會想保護可樂的配方.該公司總裁應(yīng)該能夠在需要時拿到配方,但在緊急的情況下,12位董事會成員中的任意3位就可以揭開配方。 這可以通過一個秘密共享方案實現(xiàn) t = 3 、 n = 15,其中3股給總統(tǒng),1股給其他每個董事會成員 安全問題 機密性:抵抗任何不當(dāng)行為 強健性:對任何可能出現(xiàn)的錯誤的可靠性 備注:6 備注:6 7 (t, n) 秘密共享(t< p : 隨機素數(shù)) 為常數(shù)項, F(x) = K + a1x + a2x2 + … + ak-1xt-1 mod p 為 t-1 次任意系數(shù)的隨機多項式。 Step 2. 秘密分割:分配 F(i) (i=1,…,n) 安全共享 Pi。 Step 3. 秘密恢復(fù):當(dāng) t 共享 ?=(K1, K2,…,Kt) 其中 t 是給定的, 使用拉格朗日差值多項式方案恢復(fù)K。 備注:8 備注:8 備注:F(x)=k1*(x2-x)(x3-x)..(xt-x)/(x2-x1)(x3-x1)…(xt-x1)+…..k2 K=f(0) the coefficient matrix A is a so-called Vandermonde matrix 9 例如: (3,5) 秘密共享 K=11, p=17 構(gòu)造 2次隨機多項式 F(x) = K + a1x + a2x2 mod p a1=8, a2=7 F(x) = 11 + 8x + 7x2 mod 17 秘密分割 K1 = F(1) = 7?12 + 8 ?1 + 11 ? 9 mod 17 K2 = F(2) = 7?22 + 8 ?2 + 11 ? 4 mod 17 K3 = F(3) = 7?32 + 8 ?3 + 11 ? 13 mod 17 K4 = F(4) = 7?42 + 8 ?4 + 11 ? 2 mod 17 K5 = F(5) = 7?52 + 8 ?5 + 11 ? 5 mod 17 (K1, K2, K3, K4, K5 )=(P1,…,P5) Shamir秘密共享 備注:9 備注:9 10 解方程恢復(fù)秘密: 由 K2, K3, K4, 我們可以得到 K = 11 a ?22 + b ?2 + K ? 4 mod 17 a ?32 + b ?3 + K ? 13 mod 17 a ?42 + b ?4 + K ? 2 mod 17 解 3個變量的多項式方程 獲得 K. 利用拉格朗日插值 For ?=(K1, K2,K3) Shamir秘密共享 備注:10 備注:10 11 可驗證的秘密共享 如何知道你共享的秘密是正確的 ? Feldman的可驗證秘密共享 (VSS) 承諾系數(shù) 驗證其共享份額的正確性 f(i) 備注:11 備注:11 12 在同一平面的兩平行線相交于同一點 . 不在同一平面三非平行線在空間相交于同一點 . 更一般地,任何n維超平面相交于一個特定的點 秘密可能被編碼作為任何一個坐標(biāo)交點。 Blakley秘密共享 備注:12 備注:12 13 門限密碼 閾值加密方案 一個消息是使用公鑰加密 為了解密密文,需要超過閾值的共享份額合作來解密 門限簽名方案 為了簽名,需要超過閾值的共享份額合作來簽名 . 簽字可以使用公鑰驗證 公布公鑰,但相應(yīng)的私鑰在多方共享 . 備注:13 備注:13 14 時間戳服務(wù) 在很多情況中,人們需要證明某個文件在某個時期存在。版權(quán)或?qū)@麪幎思词钦l有產(chǎn)生爭議的工作的最早的副本,誰就將贏得官司。對于紙上的文件,公證人可以對文件簽名,律師可以保護副本。如果產(chǎn)生了爭端,公證人或律師可以證明某封信產(chǎn)生于某個時間。 在數(shù)字世界中,事情要復(fù)雜得多。沒有辦法檢查竄改簽名的數(shù)字文件。他們可以無止境地復(fù)制和修改而無人發(fā)現(xiàn)。 備注:14 15 時間戳服務(wù) 仲裁解決方法 Alice將文件的副本傳送給Trent Trent將他收到文件的日期和時間記錄下來,并妥善保存文件的副本 存在問題 沒有保密性 數(shù)據(jù)庫本身將是巨大的 存在潛在錯誤。傳送錯誤或Trent的中央計算機中某些地方的電磁炸彈引爆 可能有些運行時間標(biāo)記業(yè)務(wù)的人并不像Trent那樣誠實 備注:15 16 時間戳服務(wù) 改進(jìn)的仲裁解決方法 Alice產(chǎn)生文件的單向Hash值。 Alice將Hash值傳送給Trent。 Trent將接收到Hash值的日期和時間附在Hash值后,并對結(jié)果進(jìn)行數(shù)字簽名。 Trent將簽名的散列和時間標(biāo)記送回給Alice。 存在問題 可能有些運行時間標(biāo)記業(yè)務(wù)的人并不像Trent那樣誠實 備注:16 17 時間戳服務(wù) 鏈接協(xié)議:將Alice的時間標(biāo)記同以前由Trent產(chǎn)生的時間標(biāo)記鏈接起來。由于Trent預(yù)先不知道他所接收的不同時間標(biāo)記的順序,Alice的時間標(biāo)記一定發(fā)生在前一個時間標(biāo)記之后。并且由于后面來的請求是與Alice的時間標(biāo)記鏈接,那么她必須出現(xiàn)在前面。Alice的請求正好夾在兩個時間之間。 如果有人對Alice的時間標(biāo)記提出疑問,她只需要和她的前后文件的發(fā)起者I n - 1和I n + 1接觸就行了 備注:17 18 時間戳服務(wù) 分布式協(xié)議:人死后,時間標(biāo)記就會丟失。在時間標(biāo)記和質(zhì)詢之間很多事情都可能發(fā)生,以至Alice不可能得到I n - 1的時間標(biāo)記的副本,這個問題可以通過把前面10個人的時間標(biāo)記嵌入Alice的時間標(biāo)記中得到緩解,并且將后面10個人的標(biāo)識都發(fā)給Alice。這樣Alice就會有更大的機會找到那些仍有他們的時間標(biāo)記的人。 備注:18 閾下信道 閾下信道是指在基于公鑰密碼技術(shù)的數(shù)字簽名、認(rèn)證等應(yīng)用密碼體制的輸出密碼數(shù)據(jù)中建立起來的一種隱蔽信道,除指定的接收者外,任何其他人均不知道密碼數(shù)據(jù)中是否有閾下消息存在。 19 20 閾下信道 假設(shè)Alice和Bob被捕入獄。他將去男牢房,而她則進(jìn)女牢房??词豔alter愿意讓Alice和Bob交換消息,但他不允許他們加密。Walter認(rèn)為他們可能會商討一個逃跑計劃,因此,他想能夠閱讀他們說的每個細(xì)節(jié)。 Alice和Bob建立一個閾下信道,即完全在Walter視野內(nèi)的建立的一個秘密通信信道。通過交換完全無害的簽名的消息,他們可以來回傳送秘密信息,并騙過Walter,即使Walter正在監(jiān)視所有的通信。 備注:20 21 閾下信道 簡易的閾下信道(缺點是無密鑰) 可以是句子中單詞的數(shù)目。 句子中奇數(shù)個單詞對應(yīng)“1”,而偶數(shù)個單詞對應(yīng)“0”。 可以是一幅畫。如一棵蘋果樹,蘋果的個數(shù)代表一定的約定 Gustavus Simmons發(fā)明了傳統(tǒng)數(shù)字簽名算法中閾下信道的概念。Walter看到來回傳遞的簽名的無害消息,但他完全看不到通過閾下信道傳遞的信息。 備注:21 22 使用閾下信道的基本過程 (1)Alice產(chǎn)生一個無害消息,最好隨機; (2)用與Bob共享的秘密密鑰,Alice對這個無害信息這樣簽名,她在簽名中隱藏她的閾下信息; (3)Alice通過Walter發(fā)送簽名消息給Bob; (4)Walter讀這份無害的消息并檢查簽名,沒發(fā)現(xiàn)什么問題,他將這份簽了名的消息傳遞給Bob; (5)Bob檢查這份無害消息的簽名,確認(rèn)消息來自于Alice; (6)Bob忽略無害的消息,而用他與Alice共享的秘密密鑰,提取閾下消息。 備注:22 23 閾下信道的用途 閾下信道的最顯見的應(yīng)用是在間諜網(wǎng)中。 用一個閾下信道,Alice可以在受到威脅時安全地對文件簽名。她可以在簽名文件時嵌入閾下消息,說“我被脅迫”。別的應(yīng)用則更為微妙,公司可以簽名文件,嵌入閾下信息,允許它們在文檔整個文檔有效期內(nèi)被跟蹤。政府可以“標(biāo)記”數(shù)字貨幣。惡意的簽名程序可能泄露其簽名中的秘密信息。其可能性是無窮的。 備注:23 24 EIGamal簽名方案的閾下信道 公鑰:p:素數(shù), g
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