RU2685982C2 - Способ генерирования секретного криптографического ключа в сети - Google Patents

Способ генерирования секретного криптографического ключа в сети Download PDF

Info

Publication number
RU2685982C2
RU2685982C2 RU2016146374A RU2016146374A RU2685982C2 RU 2685982 C2 RU2685982 C2 RU 2685982C2 RU 2016146374 A RU2016146374 A RU 2016146374A RU 2016146374 A RU2016146374 A RU 2016146374A RU 2685982 C2 RU2685982 C2 RU 2685982C2
Authority
RU
Russia
Prior art keywords
subscriber
binary
binary values
transmission
values
Prior art date
Application number
RU2016146374A
Other languages
English (en)
Other versions
RU2016146374A3 (ru
RU2016146374A (ru
Inventor
Андреас МЮЛЛЕР
Original Assignee
Роберт Бош Гмбх
Priority date (The priority date is an assumption and is not a legal conclusion. Google has not performed a legal analysis and makes no representation as to the accuracy of the date listed.)
Filing date
Publication date
Application filed by Роберт Бош Гмбх filed Critical Роберт Бош Гмбх
Publication of RU2016146374A publication Critical patent/RU2016146374A/ru
Publication of RU2016146374A3 publication Critical patent/RU2016146374A3/ru
Application granted granted Critical
Publication of RU2685982C2 publication Critical patent/RU2685982C2/ru

Links

Images

Classifications

    • H—ELECTRICITY
    • H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
    • H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
    • H04L9/00—Cryptographic mechanisms or cryptographic arrangements for secret or secure communications; Network security protocols
    • H04L9/08—Key distribution or management, e.g. generation, sharing or updating, of cryptographic keys or passwords
    • H04L9/0816—Key establishment, i.e. cryptographic processes or cryptographic protocols whereby a shared secret becomes available to two or more parties, for subsequent use
    • H04L9/0838—Key agreement, i.e. key establishment technique in which a shared key is derived by parties as a function of information contributed by, or associated with, each of these
    • G—PHYSICS
    • G09—EDUCATION; CRYPTOGRAPHY; DISPLAY; ADVERTISING; SEALS
    • G09C—CIPHERING OR DECIPHERING APPARATUS FOR CRYPTOGRAPHIC OR OTHER PURPOSES INVOLVING THE NEED FOR SECRECY
    • G09C1/00—Apparatus or methods whereby a given sequence of signs, e.g. an intelligible text, is transformed into an unintelligible sequence of signs by transposing the signs or groups of signs or by replacing them by others according to a predetermined system
    • H—ELECTRICITY
    • H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
    • H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
    • H04L63/00—Network architectures or network communication protocols for network security
    • H04L63/04—Network architectures or network communication protocols for network security for providing a confidential data exchange among entities communicating through data packet networks
    • H04L63/0428—Network architectures or network communication protocols for network security for providing a confidential data exchange among entities communicating through data packet networks wherein the data content is protected, e.g. by encrypting or encapsulating the payload
    • H04L63/0435—Network architectures or network communication protocols for network security for providing a confidential data exchange among entities communicating through data packet networks wherein the data content is protected, e.g. by encrypting or encapsulating the payload wherein the sending and receiving network entities apply symmetric encryption, i.e. same key used for encryption and decryption
    • H—ELECTRICITY
    • H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
    • H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
    • H04L63/00—Network architectures or network communication protocols for network security
    • H04L63/06—Network architectures or network communication protocols for network security for supporting key management in a packet data network
    • H—ELECTRICITY
    • H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
    • H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
    • H04L63/00—Network architectures or network communication protocols for network security
    • H04L63/16—Implementing security features at a particular protocol layer
    • H04L63/162—Implementing security features at a particular protocol layer at the data link layer
    • H—ELECTRICITY
    • H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
    • H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
    • H04L9/00—Cryptographic mechanisms or cryptographic arrangements for secret or secure communications; Network security protocols
    • H04L9/08—Key distribution or management, e.g. generation, sharing or updating, of cryptographic keys or passwords
    • H04L9/0816—Key establishment, i.e. cryptographic processes or cryptographic protocols whereby a shared secret becomes available to two or more parties, for subsequent use
    • H—ELECTRICITY
    • H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
    • H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
    • H04L9/00—Cryptographic mechanisms or cryptographic arrangements for secret or secure communications; Network security protocols
    • H04L9/08—Key distribution or management, e.g. generation, sharing or updating, of cryptographic keys or passwords
    • H04L9/0861—Generation of secret information including derivation or calculation of cryptographic keys or passwords
    • H04L9/0869—Generation of secret information including derivation or calculation of cryptographic keys or passwords involving random numbers or seeds
    • H—ELECTRICITY
    • H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
    • H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
    • H04L12/00—Data switching networks
    • H04L12/28—Data switching networks characterised by path configuration, e.g. LAN [Local Area Networks] or WAN [Wide Area Networks]
    • H04L12/40—Bus networks
    • H—ELECTRICITY
    • H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
    • H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
    • H04L12/00—Data switching networks
    • H04L12/28—Data switching networks characterised by path configuration, e.g. LAN [Local Area Networks] or WAN [Wide Area Networks]
    • H04L12/40—Bus networks
    • H04L2012/40208—Bus networks characterized by the use of a particular bus standard
    • H04L2012/40215—Controller Area Network CAN
    • H—ELECTRICITY
    • H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
    • H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
    • H04L12/00—Data switching networks
    • H04L12/28—Data switching networks characterised by path configuration, e.g. LAN [Local Area Networks] or WAN [Wide Area Networks]
    • H04L12/40—Bus networks
    • H04L2012/40208—Bus networks characterized by the use of a particular bus standard
    • H04L2012/40234—Local Interconnect Network LIN
    • H—ELECTRICITY
    • H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
    • H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
    • H04L63/00—Network architectures or network communication protocols for network security
    • H04L63/04—Network architectures or network communication protocols for network security for providing a confidential data exchange among entities communicating through data packet networks
    • H04L63/0428—Network architectures or network communication protocols for network security for providing a confidential data exchange among entities communicating through data packet networks wherein the data content is protected, e.g. by encrypting or encapsulating the payload
    • H04L63/0442—Network architectures or network communication protocols for network security for providing a confidential data exchange among entities communicating through data packet networks wherein the data content is protected, e.g. by encrypting or encapsulating the payload wherein the sending and receiving network entities apply asymmetric encryption, i.e. different keys for encryption and decryption
    • H—ELECTRICITY
    • H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
    • H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
    • H04L67/00—Network arrangements or protocols for supporting network services or applications
    • H04L67/01—Protocols
    • H04L67/12—Protocols specially adapted for proprietary or special-purpose networking environments, e.g. medical networks, sensor networks, networks in vehicles or remote metering networks
    • H—ELECTRICITY
    • H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
    • H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
    • H04L69/00—Network arrangements, protocols or services independent of the application payload and not provided for in the other groups of this subclass
    • H04L69/22—Parsing or analysis of headers

Abstract

Изобретение относится к генерированию секретного криптографического ключа в сети. Технический результат – обеспечение возможности автоматизированного установления безопасных соединений между двумя узлами. Способ генерирования секретного криптографического ключа в сети, содержащей первого и второго абонентов с общим каналом передачи между ними, причем каждый из абонентов способен выдавать в канал передачи по меньшей мере одно первое двоичное значение и второе двоичное значение, при этом первый и второй абоненты инициируют практически синхронную друг с другом передачу соответственно первой и второй абонентских последовательностей двоичных значений по каналу передачи, и первый абонент генерирует общий секретный криптографический ключ на основе информации о первой абонентской последовательности двоичных значений, а также на основе последовательности двоичных значений, возникшей вследствие наложения первой и второй абонентских последовательностей двоичных значений в канале передачи, а второй абонент генерирует общий секретный криптографический ключ на основе информации о второй абонентской последовательности двоичных значений, а также на основе последовательности двоичных значений, возникшей в канале передачи вследствие наложения первой и второй абонентских последовательностей двоичных значений. 3 н. и 16 з.п. ф-лы, 4 ил.

Description

Область техники, к которой относится изобретение
Настоящее изобретение относится к способу генерирования в сети секрета, например секретного криптографического ключа, в частности к способу генерирования общего секретного ключа в двух абонентах сети. К сетям также обычно относят двухточечные соединения, которые в контексте изобретения подпадают под понятие "сеть". Оба абонента при этом осуществляют связь, т.е. обмен данными, иначе говоря - взаимодействуют друг с другом, посредством совместно используемой среды передачи. При этом последовательности логических двоичных значений, т.е. битов (или в обобщенном случае - последовательности значений), передаются физически с использованием соответствующих методов передачи в виде сигналов или последовательностей сигналов. Соответствующей системой передачи данных может быть, например, шина CAN (локальная контроллерная сеть). В ней предусмотрена передача доминантных и рецессивных битов, т.е. соответственно, доминантных и рецессивных сигналов, причем доминантный сигнал или бит абонента сети преобладает над рецессивными сигналами или битами. Соответствующее рецессивному сигналу состояние устанавливается в среде передачи только тогда, когда все участвующие абоненты собираются послать рецессивный сигнал, т.е. когда все одновременно передающие абоненты передают рецессивный уровень сигнала.
Уровень техники
Во все более сетевом мире особую важность приобретает безопасность связи между различными устройствами, которая во многих областях применения становится предпосылкой для признания соответствующих приложений, а значит, и для их коммерческого успеха. В зависимости от конкретного применения, при обеспечении безопасности связи преследуются различные цели, например соблюдение конфиденциальности передаваемых данных, взаимная аутентификация участвующих в работе сети узлов или обеспечение целостности данных.
Для достижения этих связанных с защитой связи целей обычно используются соответствующие криптографические методы, которые в целом можно разделить на две разные категории: во-первых - методы симметричного шифрования, при реализации которых отправитель и получатель обладают одним и тем криптографическим ключом, а во-вторых - методы асимметричного шифрования, при реализации которых отправитель зашифровывает передаваемые данные открытым (т.е. возможно известным и потенциальному злоумышленнику) ключом получателя, но расшифрование может осуществляться только соответствующим закрытым ключом, который в идеале известен только получателю.
Методы асимметричного шифрования имеют, среди прочего, тот недостаток, что им, как правило, свойственна очень высокая вычислительная сложность. По этой причине такие методы лишь условно подходят для узлов с ограниченными ресурсами, таких, например, как датчики, исполнительные механизмы и т.п., которые обычно располагают относительно малой вычислительной мощностью и объемом памяти и должны работать с высокой энергоэффективностью, например, в силу того, что они питаются от аккумуляторной батареи или аккумулируют энергию из окружающей среды. Кроме того, располагаемая пропускная способность для передачи данных часто весьма ограничена, что делает малопривлекательным обмен асимметричными ключами длиной 2048 бит или более.
В случае же методов симметричного шифрования необходимо гарантировать, чтобы и получатель, и отправитель обладали одним и тем же ключом. При этом соответствующее управление ключами обычно представляет собой очень сложную задачу. Например, в сфере мобильной связи ключи вводятся в мобильный телефон посредством SIM-карт (карт-модулей идентификации абонента), и тогда соответствующая сеть может назначить уникальному идентификатору SIM-карты соответствующий ключ. В случае беспроводных локальных сетей используемый ключ обычно вводят на соответствующем устройстве сети вручную (как правило, путем ввода пароля). Однако такое управление ключами быстро становится очень сложным и нерациональным в случае очень большого числа узлов, например, в сети датчиков или других системах межмашинной связи, в том числе, например, в используемых в транспортных средствах сетях передачи данных на основе протокола CAN. Кроме того, изменение используемых ключей часто вообще невозможно или крайне затруднительно.
Способы защиты от манипуляции данными от датчиков, а также обеспечения аутентификации транзакций, например, в автомобильной сети, с помощью обычных методов шифрования раскрыты, например, в публикациях DE 102009002396 А1 и DE 102009045133 А1.
Кроме того, с некоторых пор исследуются и разрабатываются новые подходы под общим названием "безопасность физического уровня", позволяющие автоматически генерировать ключи для методов симметричного шифрования на основе физических свойств каналов передачи данных между узлами, участвующими в обмене данными. При этом используется взаимность и случайность, присущая этим каналам передачи данных. Однако в некоторых системах, в частности проводных или оптических, такой подход часто применим лишь условно, поскольку соответствующие каналы обычно имеют довольно ограниченную изменчивость параметров во времени, так что злоумышленник, например, построив модель, может сделать относительно достоверные выводы о параметрах канала между отправителем и получателем.
Раскрытие изобретения
Предлагаемые способы генерирования секретного криптографического ключа, охарактеризованные в независимых пунктах формулы изобретения, не требуют ручного вмешательства и таким образом обеспечивают возможность автоматизированного установления безопасных связей или соединений между двумя узлами. Кроме того, предлагаемые способы обладают весьма небольшой сложностью, в частности, что касается требуемой аппаратной конфигурации, например необходимых ресурсов памяти и вычислительной мощности, и характеризуются малым потреблением энергии и малыми затратами времени.
Кроме того, предлагаемые способы обеспечивают очень высокие скорости генерирования ключей при одновременно очень малой вероятности появления ошибок.
При этом предлагаемые способы исходят из того, что абоненты в сети осуществляют связь, т.е. взаимодействуют друг с другом, по одному каналу связи. При этом они передают, в частности, последовательности логических значений (в частности, битовые последовательности, если речь идет о двоичной логике, т.е. двоичных значениях) с помощью физических сигналов в канале передачи. Даже если в канале передачи происходят возможные наложения сигналов, т.е. наложения на физическом уровне, ниже в описании рассматривается преимущественно логический уровень. Таким образом, рассматриваются передаваемые последовательности логических, прежде всего двоичных, значений, а также их логическое наложение. Ниже по тексту описания вместо термина "двоичное значение" сокращенно используется в том же смысле термин "значение", а последовательность двоичных значений также называется битовой последовательностью.
Соответственно, абоненты сети могут выдавать в канал связи первые сигналы (например, соответствующие логической единице) и вторые сигналы (например, соответствующие логическому нулю) и обнаруживать в канале связи результирующие сигналы. В этом случае, если два абонента передадут (практически) одновременно соответствующие последовательности сигналов, эти абоненты смогут обнаружить в канале связи результат наложения сигналов. Тогда эффективный сигнал в канале связи, являющийся результатом (практически) одновременной передачи двух (независимых) сигналов, можно, в свою очередь, соотнести с определенным логическим значением или несколькими логическими значениями.
При этом синхронность передачи должна быть такой, чтобы в среде передачи происходило наложение отдельных входящих в последовательность сигналов, в частности, чтобы сигнал, соответствующий n-ому логическому значению, или двоичному разряду (биту), первого абонента, по меньшей мере частично накладывался на сигнал, соответствующий n-ому логическому значению, или двоичному разряду, второго абонента. Для этого указанное наложение должно быть в каждом случае достаточно длительным, чтобы
абоненты могли его зарегистрировать, т.е. определить соответствующее значение наложения.
При этом результат наложения можно определить с использованием механизмов арбитража или через физическое наложение сигналов. Под использованием механизма арбитража понимается, например, случай, когда тот или иной узел желает послать рецессивный уровень, но обнаруживает на шине доминантный уровень и потому передачу не выполняет. В этом случае физического наложения двух сигналов не происходит, а в канале передачи виден только доминантный сигнал.
Затем на основании результирующей, т.е. возникшей вследствие наложения, последовательности значений и собственной последовательности значений абоненты могут сгенерировать ключ, который остается тайным для находящегося вне сети злоумышленника. Причина этого состоит в том, что находящийся вне сети злоумышленник, способный подслушивать, например, эффективные суммарные сигналы в совместно используемой среде передачи, видит только результат наложения последовательностей значений, но не имеет информации об индивидуальных последовательностях значений абонентов. Таким образом, абоненты владеют дополнительной информацией, которую они, в отличие от злоумышленника, могут использовать для генерирования секретного ключа.
Применение предлагаемого способа является особенно рациональным в сети, в которой имеется доминантное значение (физически: доминантный сигнал), которое преобладает в канале, если только один абонент выдаст его в канал передачи, и рецессивное значение (физически: рецессивный сигнал), проявляющееся в канале передачи только тогда, когда рецессивное значение передают оба абонента, или все абоненты. Благодаря четко заданным таким образом правилам наложения значений абоненты подобной сети могут особенно просто выводить из последовательностей, возникающих вследствие наложения, информацию для генерирования ключей. В качестве альтернативы, передачу по меньшей мере одним из абонентов рецессивного значения можно заменить тем, что в этом месте последовательности значений или в качестве одного из по меньшей мере двух возможных значений не передается вообще ничего.
Абонентские последовательности значений, выдаваемые абонентами в канал передачи практически одновременно, формируются заранее в самих соответствующих абонентах с помощью генератора случайных или псевдослучайных значений. Поскольку последовательность, возникающая в канале передачи вследствие наложения этих последовательностей, может быть доступна потенциальному злоумышленнику, для обеспечения безопасности последующей связи особенно выгодно, чтобы злоумышленнику было как можно труднее сделать вывод об индивидуальных последовательностях значений абонентов, для чего эти последовательности целесообразно генерировать в абонентах локально, а также случайным или, по крайней мере, псевдослучайным образом.
В предпочтительном варианте осуществления изобретения абоненты передают подпоследовательности значений, представляющие собой первую часть и вторую часть абонентской последовательности значений, причем вторая часть соответствует инвертированной первой части. Если для злоумышленника обе этих части в наложении (по меньшей мере на логическом уровне) выглядят одинаковыми в тех местах, в которых оба абонента передают разные значения, то абоненты извлекают из этого дополнительную информацию о подпоследовательностях значений другого абонента. Эта дополнительная информация, в свою очередь, может использоваться для генерирования ключей и может сделать этот процесс более надежным. При этом не является существенным то, примыкают ли подпоследовательности значений друг к другу непосредственно. В последовательностях могут существовать разрывы, например, между подпоследовательностями значений, соответствующими неинвертированной и инвертированной частям последовательности значений, если только оба абонента возобновляют передачу после такого разрыва (практически) одновременно друг с другом. Таким образом, подпоследовательности значений могут передаваться как в отдельных сообщениях, так и одном сообщении (например, первые 32 бита - первоначальная подпоследовательность, вторые 32 бита - инвертированная подпоследовательность). Дополнительную информацию, получаемую из передачи таких инвертированных относительно друг друга последовательностей значений, абоненты могут извлекать путем логического комбинирования обеих частей последовательности, возникшей вследствие наложения, т.е. подпоследовательностей значений наложения, в частности путем комбинирования с помощью функции логического "ИЛИ".
В этом предпочтительном варианте осуществления изобретения абоненты могут удалять те места своих абонентских последовательностей значений, в которых значение идентично значению в том же месте абонентской последовательности значений другого абонента, тем самым получая соответствующие сокращенные последовательности значений. Необходимую для этого информацию абоненты могут выводить из дополнительной информации, предоставляемой переданными инвертированными подпоследовательностями значений. Удаляемые таким образом места соответствуют информации, которую злоумышленник может при необходимости относительно легко вывести из последовательности, возникшей вследствие наложения (по крайней мере, если он знает схему передачи сообщений абонентами), т.е. информации, которая понизила бы надежность ключа, сгенерированного на основании последовательности значений. Инвертировав сокращенную таким образом последовательность значений, один из абонентов может получить последовательность значений, соответствующую сокращенной последовательности значений другого абонента. Теперь абоненты могут взять эту общую секретную последовательность значений за основу для генерирования общего секретного ключа.
Описываемые способы особенно хорошо подходят для реализации в шинной системе CAN, TTCAN (синхровременной протокол на основе CAN) или CAN-FD (протокол CAN с гибкой скоростью передачи данных). В таких системах рецессивный уровень шины вытесняется доминантным. Таким образом, наложение значений или сигналов абонентов происходит по установленным правилам, которые абоненты могут использовать для вывода информации из полученного при наложении значения или сигнала и переданного ими значения или сигнала. Хорошо подходят для применения этих способов и другие системы передачи данных, такие как LIN и I2C.
В качестве альтернативы, предлагаемый способ также может применяться в сети с амплитудной манипуляцией. В этом случае наложение также определяется тем, что абоненты могут выбирать между сигналами "передача" и "нет передачи", причем сигнал наложения соответствует сигналу "передача", если передачу ведут один абонент или оба абонента, и соответствует сигналу "нет передачи", если оба абонента не ведут передачу.
Если оба абонента показывают характеристики своей передачи, например, различные амплитуды сигналов или различные моменты начала передачи сигналов, то злоумышленник при помощи чувствительных измерений в канале передачи при известных условиях может вывести информацию об отдельных последовательностях значений соответствующих абонентов. Поскольку эта информация является основой для секретного ключа, в еще одном предпочтительном варианте осуществления предлагаемого в изобретении способа преследуется цель затруднить злоумышленнику вывод такой информации. Для этого по меньшей мере один из абонентов во время передачи изменяет параметры передачи. Например, при передаче последовательности значений от одного значения к другому может выбираться иная амплитуда, или в пределах последовательности значений от одного значения к другому может изменяться момент начала или конца передачи. При этом речь может идти, например, о нерегулярном (случайном) изменении. Таким образом, для злоумышленника затрудняется вывод информации из характеристик передачи индивидуальных абонентских последовательностей значений.
Хотя способ был описан для двух абонентов в сети, секретный ключ может быть сгенерирован уже одним абонентом сети на основе его собственной последовательности сигналов и результата ее наложения на последовательность сигналов второго абонента. Сеть или абонент сети выполнены с возможностью осуществления всех шагов соответствующего способа за счет наличия у них соответствующих электронных ресурсов памяти и вычислительных ресурсов. В машиночитаемом носителе данных такого абонента или в распределенных ресурсах памяти сети также может храниться компьютерная программа, обеспечивающая осуществление всех шагов соответствующего способа при ее выполнении в абоненте или в сети.
Краткое описание чертежей
Ниже изобретение подробнее описывается на примерах его осуществления со ссылкой на прилагаемые чертежи, на которых показано:
на фиг. 1 - схема рассматриваемой в качестве примера системы передачи данных, в которой может быть осуществлено изобретение,
на фиг. 2 - схема линейной шины как примера системы передачи данных, в которой может быть осуществлено изобретение,
на фиг. 3 - схематическое представление рассматриваемых в качестве примера последовательностей сигналов двух абонентов сети, а также последовательности значений, возникающей в канале передачи между абонентами вследствие наложения указанных последовательностей сигналов, и
на фиг. 4 - блок-схема рассматриваемого в качестве примера способа генерирования ключей между двумя абонентами сети.
Описание примеров осуществления изобретения
Настоящее изобретение относится к способу генерирования секрета, например, (секретных) симметричных криптографических ключей, между двумя узлами системы передачи данных (абоненты сети), осуществляющими связь, т.е. взаимодействующими друг с другом, посредством совместно используемой среды (канал передачи сети). При этом генерирование и согласование секрета, в частности криптографических ключей, основывается на открытом обмене данными между двумя абонентами, однако третьему лицу, который может прослушивать канал связи и рассматривается в качестве злоумышленника, невозможно либо очень сложно сделать выводы о сгенерированном ключе. Таким образом, изобретение обеспечивает возможность полностью автоматизированного и безопасного создания соответствующих симметричных криптографических ключей между двумя разными абонентами сети, чтобы затем на их основе реализовать определенные функции обеспечения безопасности, например, шифрование данных. Как подробнее описывается ниже, для этого сначала создается общий секрет, который может использоваться для генерирования ключей. В принципе же такой общий секрет может использоваться и в иных целях, нежели для криптографических ключей в более узком смысле, например в качестве одноразового кода.
Изобретение подходит для множества проводных или беспроводных, а также оптических сетей или систем связи (передачи данных), в частности и таких, в которых разные абоненты осуществляют связь друг с другом по линейной шине, а доступ к такой шине как среде передачи реализован с помощью побитового арбитража шины. Этот принцип положен в основу функционирования, например, широко распространенной шины CAN. Соответственно этому, к возможным областям применения изобретения относятся, в частности, также сети транспортных средств, а также сети систем автоматизации, работающие на основе протокола CAN.
В настоящем изобретении предложен подход, обеспечивающий возможность автоматизированного генерирования симметричных криптографических ключей в узле сети или, в особенности, между двумя узлами сети. При этом генерирование ключей осуществляется с использованием свойств соответствующего уровня передачи. Однако в отличие от получивших распространение подходов концепции "безопасности физического уровня", для генерирования ключей не анализируются физические параметры канала передачи, такие как мощность передачи и т.д. Напротив, для этого между участвующими узлами предусмотрен открытый обмен данными, который, благодаря свойствам системы передачи данных и/или используемого метода модуляции, не позволяет возможному злоумышленнику, прослушивающему канал, делать выводы вообще или делать выводы в достаточной мере о согласованном между сторонами ключе.
Ниже рассматривается система, условно представленная на фиг. 1. При этом различные абоненты 1, 2 и 3 могут осуществлять связь, т.е. взаимодействовать или обмениваться данными, между собой посредством так называемой совместно используемой среды передачи ("разделяемая среда") 10. В предпочтительном варианте осуществления изобретения эта совместно используемая среда передачи соответствует линейной шине (проводной или оптической) 30, пример которой представлен на фиг. 2. Сеть 20 на фиг. 2 состоит именно из такой линейной шины 30 как совместно используемой среды передачи (например, проводного канала передачи), абонентов, т.е. узлов 21, 22 и 23, а также (опциональных) оконечных нагрузок 31 и 32 шины.
Далее при рассмотрении связи между различными узлами 21, 22 и 23 принимается допущение, что она характеризуется проведением различия между доминантными и рецессивными значениями. В данном примере в качестве возможного значения принимаются биты нуль ("0") и единица ("1"). При этом доминантный бит (например, логический бит "0") способен как бы вытеснять, или перезаписывать, одновременно переданный рецессивный бит (например, логический бит "1").
Примером такого метода передачи является так называемая амплитудная манипуляция, при которой различают ровно два состояния передачи: в одном случае (значение "вкл." или "0") передается некоторый сигнал, например, в виде простого несущего сигнала, а в другом случае (значение "выкл." или "1") сигнал не передается. При этом состояние "вкл." является доминантным, а состояние "выкл." - рецессивным.
Еще одним примером соответствующей системы передачи данных, поддерживающим такое проведение различия между доминантными и рецессивными битами, является система (проводная или оптическая), основанная на побитовом арбитраже шины, например, используемая в шине CAN. При этом основная идея также заключается в том, что, если, например, два узла хотят одновременно передать сигнал, причем один узел передает единицу, а другой - нуль, "победит" нуль (т.е. доминантный бит), т.е. уровень сигнала, который можно будет измерить на шине, будет соответствовать логическому нулю. В протоколе CAN этот механизм используется, в частности, для разрешения возможных коллизий. При этом сообщения с более высоким приоритетом, т.е. с более ранним, доминантным уровнем сигнала, передаются в первую очередь за счет того, что каждый узел при передаче своего CAN-идентификатора одновременно, бит за битом, следит за уровнем шины. Если сам узел передает рецессивный бит, но на шине обнаруживается доминантный бит, соответствующий узел отменяет свою попытку передать сообщение в пользу сообщения с более высоким приоритетом (с более ранним доминантным битом).
Проведение различия между доминантными и рецессивными битами позволяет рассматривать совместно используемую среду передачи как своего рода бинарный оператор, комбинирующий друг с другом разные входные биты (т.е. любые одновременно передаваемые биты) с помощью функции логического "И".
На фиг. 3, например, показано, что первый абонент (Т1) приготовил битовую последовательность 0, 1, 1, 0, 1 для ее отправки по каналу передачи между моментами времени t0 и t5. Второй абонент (Т2) приготовил битовую последовательность 0, 1, 0, 1, 1 для ее отправки по каналу передачи между моментами времени t0 и t5. В случае описанных выше свойств системы передачи данных и при допущении, что в данном примере уровень бита "0" соответствует доминантному биту, на шине (В) будет видна битовая последовательность 0, 1, 0, 0, 1. Лишь между моментами времени t1 и t2, а также между моментами времени t4 и t5 как первый абонент (Т1), так и второй абонент (Т2) предусматривают для передачи рецессивный бит "1", так что только в этих промежутках результатом логической комбинации "И" будет уровень бита "1" на шине (В).
Используя эти свойства метода передачи в системе связи, теперь можно генерировать ключи между двумя абонентами соответствующей сети, для чего абоненты обнаруживают результат наложения битовых последовательностей обоих абонентов в среде передачи и на основе этой информации в сочетании с информацией о собственно посланной битовой последовательности генерируют общий (симметричный) секретный ключ.
Ниже со ссылкой на фиг. 4 в качестве примера осуществления изобретения рассматривается особенно предпочтительный вариант его реализации.
Процесс генерирования симметричной пары ключей запускается на шаге 41 участвующими узлами, в данном примере - двумя узлами (первый абонент и второй абонент). Для этого, например, может быть послано специальное сообщение или специальный заголовок сообщения.
На шаге 42 как первый абонент, так и второй абонент сначала генерируют локально (т.е. внутри себя и независимо друг от друга) битовую последовательность. Предпочтительно, чтобы эта битовая последовательность была по меньшей мере два раза, в частности - по меньшей мере в три раза, длиннее общего ключа, который требуется сгенерировать в результате осуществления способа. Битовую последовательность предпочтительно генерировать в виде случайной или псевдослучайной последовательности битов, например, с помощью подходящего генератора случайных или псевдослучайных чисел.
Пример локальных битовых последовательностей длиной 20 битов:
- Битовая последовательность, сгенерированная первым абонентом:
Figure 00000001
- Битовая последовательность, сгенерированная вторым абонентом:
Figure 00000002
На шаге 43 первый абонент и второй абонент передают (практически) синхронно друг с другом сгенерированные ими битовые последовательности посредством совместно используемой среды передачи (с применением метода передачи, в котором имеются доминантные и рецессивные биты, как поясняется выше). При этом существуют различные возможности синхронизации соответствующих передач. Так, например, либо первый абонент, либо второй абонент сначала может послать соответственно другому узлу подходящее синхронизирующее сообщение и спустя определенное время после полной передачи этого сообщения начать передачу собственно битовых последовательностей. Вместе с тем, также возможен вариант, в котором одним из двух узлов передается только соответствующий заголовок сообщения (например, заголовок кадра CAN, состоящий из поля арбитража и поля управления), а затем, во время соответствующей фазы передачи полезных данных, одновременно оба узла (практически) синхронно передают сгенерированные ими битовые последовательности. В одном варианте способа битовые последовательности, сгенерированные на шаге 42 одним абонентом, могут передаваться на шаге 43 с их распределением по нескольким сообщениям, например, если это обусловливается (максимальными) размерами соответствующих сообщений. В этом варианте другой абонент, в свою очередь, передает битовые последовательности, распределенные по соответствующему числу сообщений соответствующего размера, также (практически) синхронно с сообщениями от первого абонента.
В совместно используемой среде передачи обе битовые последовательности накладываются друг на друга, причем в силу описанного выше свойства системы с проведением различия между доминантными и рецессивными битами наложение отдельных битов первого абонента и второго абонента дает результат, который в названном примере фактически соответствует результату комбинирования с помощью логического "И". Таким образом, в канале передачи возникает соответствующие наложение битов, которое может быть обнаружено, например, прослушивающим канал третьим абонентом.
Пример битовой последовательности, возникшей вследствие наложения приведенных выше локальных битовых последовательностей:
- Эффективная битовая последовательность в канале передачи:
Figure 00000003
Как первый абонент, так и второй абонент, передавая свои битовые последовательности на шаге 43, обнаруживают на параллельном шаге 44 эффективные (возникающие при наложении) битовые последовательности Seff в совместно используемой среде передачи. Для примера, в котором используется шина CAN, эти действия обычно и так выполняются в существующих системах в фазе арбитража.
Для систем с амплитудной манипуляцией (беспроводных, проводных или оптических) эти действия соответственно также возможны. При этом для практической реализуемости изобретения выгодно, в частности, то, что в такой системе состояние "вкл." является доминантным, а состояние "выкл." - рецессивным (как пояснялось выше). Следовательно, узел и без измерения знает, что эффективное состояние в "разделяемой", т.е. совместно используемой, среде является доминантным, если этот узел сам послал доминантный бит. Если же узел послал рецессивный бит, ему сложно сразу определить состояние в совместно используемой среде передачи, однако в этом случае он может определить то, как выглядит эта среда, при помощи подходящего измерения. Поскольку в этом случае узел сам ничего не передает, при этом не возникает проблем с так называемой самоинтерференцией, которая в частном случае беспроводных систем потребовала бы выполнения сложной эхокомпенсации.
На следующем шаге 45 как первый абонент, так и второй абонент передают, опять же (практически) синхронно, свои первоначальные битовые последовательности ST1 и ST2, но в этот раз передают их инвертированными. При этом синхронизация соответствующих передач снова может быть реализована точно таким же образом, как это описано выше. Затем в совместно используемой среде передачи обе эти последовательности снова комбинируются друг с другом с помощью логического "И". При этом первый и второй абоненты снова определяют в совместно используемой среде передачи эффективные битовые последовательности Seff, возникшие вследствие наложения.
Пример описанных выше битовых последовательностей:
- Инвертированная битовая последовательность первого абонента:
Figure 00000004
- Инвертированная битовая последовательность второго абонента:
Figure 00000005
- Эффективная битовая последовательность, возникшая вследствие наложения в канале:
Figure 00000006
Передавая свои битовые последовательности, теперь инвертированные, как первый абонент, так и второй абонент опять же определяют в совместно используемой среде передачи эффективные битовые последовательности, возникшие вследствие наложения. В этот момент времени оба узла (первый абонент и второй абонент), а также возможный злоумышленник (например, третий абонент), прослушивающий связь в совместно используемой среде передачи, знают эффективные битовые последовательности Seff и Seff', возникшие вследствие наложения. Однако, в отличие от злоумышленника, или третьего абонента, первый абонент еще знает свою первоначально сгенерированную локальную битовую последовательность ST1, а второй абонент - свою первоначально сгенерированную локальную битовую последовательность ST2. Но первый абонент при этом не знает первоначально сгенерированной локальной битовой последовательности второго абонента, а второй абонент не знает первоначально сгенерированной локальной битовой последовательности первого абонента. Обнаружение битовой последовательности, возникшей вследствие наложения, выполняется на шаге 46 опять же во время передачи.
В качестве альтернативы этому примеру осуществления изобретения, первый абонент и второй абонент также могут посылать свои инвертированные локальные битовые последовательности сразу, т.е. непосредственно вместе со своими первоначальными локальными битовыми последовательностями, и в этом случае шаги 45 и 46 выполняются вместе с шагами 43 и 44. При этом первоначальная и инвертированная битовые последовательности могут передаваться в одном сообщении или в виде битовых подпоследовательностей в отдельных сообщениях.
На шаге 47 первый абонент и второй абонент локально (т.е. внутри себя) комбинируют эффективные битовые последовательности, возникшие вследствие наложения (Seff и Seff'), в частности с помощью функции логического "ИЛИ".
Пример описанных выше битовых последовательностей:
Figure 00000007
Теперь отдельные биты в битовой последовательности (Sges), полученной в результате комбинирования с помощью функции логического "ИЛИ", указывают, являются ли соответствующие (т.е. находящиеся в соответствующих разрядах) биты последовательностей ST1 и ST2 одинаковыми или разными. Если, например, n-ый бит в последовательности Sges имеет значение "0", это означает, что этот n-ый бит в последовательности ST1 является инверсным (обратным) соответствующему биту в последовательности ST2. Аналогичным образом, если n-ый бит в последовательности Sges имеет значение "1", то соответствующие биты в последовательностях SAlice и SBob одинаковы.
Затем на шаге 48 первый абонент и второй абонент на основании битовой последовательности Sges, полученной в результате комбинирования с помощью функции логического "ИЛИ", удаляют из своих первоначальных битовых последовательностей ST1 и ST2 все биты, которые в этих двух последовательностях одинаковы. В результате получаются соответственно сокращенные битовые последовательности.
Пример описанных выше битовых последовательностей:
- Сокращенная битовая последовательность первого абонента:
Figure 00000008
- Сокращенная битовая последовательность второго абонента:
Figure 00000009
Полученные таким образом сокращенные битовые последовательности ST1,V и ST2,V инверсны друг другу. Следовательно, один из двух абонентов, инвертировав свою сокращенную битовую последовательность, может определить именно ту сокращенную битовую последовательность, что имеется у другого абонента.
Далее, первый абонент и второй абонент локально выполняют на шаге 49 подготовку (предварительную обработку) сокращенной битовой последовательности, имеющейся в их общем распоряжении, т.е. известной обоим абонентам, чтобы сгенерировать собственно требуемый ключ требуемой длины N. При этом для выполнения указанной подготовки также существует множество возможностей. Одна возможность предусматривает выбор N битов из сокращенной битовой последовательности, имеющейся в общем распоряжении абонентов, причем должно быть четко определено, какие именно N битов должны выбираться: например, можно выбирать всегда просто первые N битов последовательности. Также в отношении сокращенной битовой последовательности, имеющейся в общем распоряжении абонентов, может выполняться вычисление хэш-функции, дающее N-разрядное, т.е. имеющее длину N бит, хэш-значение. Вообще подготовка последовательности может выполняться с помощью любой линейной и нелинейной функции, которая в приложении к сокращенной битовой последовательности, имеющейся в общем распоряжении абонентов, выдает N-разрядную битовую последовательность. В первом и втором абонентах механизмы генерирования ключей на основе сокращенной битовой последовательности, имеющейся в общем распоряжении абонентов, предпочтительно одинаковы и соответственно выполняются одинаковым образом.
После генерирования ключей при необходимости может быть проведена проверка на предмет того, что ключи, сгенерированные первым и вторым абонентами, действительно одинаковы. Для этого, например, в отношении сгенерированных ключей могут вычисляться контрольные суммы, которыми обмениваются первый и второй абоненты. Если выявлено несовпадение двух контрольных сумм, это явно указывает на неудачное завершение какой-то операции. В этом случае описанный способ генерирования ключей может быть выполнен повторно.
В предпочтительном варианте способа генерирования ключей сначала можно за несколько разных прогонов сгенерировать целый ряд имеющихся у первого и второго абонентов сокращенных битовых последовательностей, которые затем комбинируются в одну большую последовательность, прежде чем из битовых последовательностей будет сформирован собственно ключ. При необходимости может быть предусмотрено адаптивное выполнение этого процесса. Например, если после одного прогона описанной процедуры длина общей сокращенной битовой последовательности окажется, например, меньше требуемой длины N ключа, то, например, перед собственно формированием ключа можно сгенерировать на повторном прогоне, например, дополнительные биты.
Теперь сгенерированная пара симметричных ключей может использоваться первым и вторым абонентами в сочетании с существующими (симметричными) криптографическими методами, например, для шифрования данных.
Цель комбинирования двух подпоследовательностей значений наложения, в частности с помощью функции логического "ИЛИ", заключается в том, чтобы обеспечить возможность удаления тех битов, которые пассивный злоумышленник, наблюдающий за передачей данных, также сможет без проблем определить на основе своих наблюдений. Альтернативой этому решению может быть сохранение этих битов, но тогда сначала нужно генерировать значительно больше битов, чем необходимо (т.е. при необходимости генерирования, например, 128-битного секрета или ключа сначала нужно сгенерировать 300 битов), после чего число битов может быть сокращено, например, с помощью хэш-функции и т.п., до требуемой длины.
Возможный злоумышленник (например, третий абонент) может подслушивать открытую передачу данных между первым абонентом и вторым абонентом, а значит, может узнать, как это описано выше, эффективные битовые последовательности (Seff и Seff'), возникшие вследствие наложения. Однако таким образом злоумышленник узнает только то, какие биты в локально сгенерированных битовых последовательностях первого и второго абонентов одинаковы, а какие - нет. В случае одинаковых битов злоумышленник даже может определить, идет ли речь о единицах или нулях. Для полного же знания получаемой в результате сокращенной битовой последовательности (а значит, и основы для генерирования ключей) у него нет информации о неодинаковых битах. Чтобы еще более затруднить совершение злоумышленником возможных атак, предпочтительный вариант осуществления изобретения дополнительно предусматривает удаление одинаковых значений битов в первоначальных битовых последовательностях, локально сгенерированных первым и вторым абонентами. Таким образом, третий абонент будет обладать только информацией, которую невозможно использовать для генерирования ключа. Хотя он и будет знать, что соответственно сокращенные битовые последовательности образованы битами, различающимися для локальных битовых последовательностей первого абонента и второго абонента, он не узнает, какие биты послал первый абонент, а какие - второй абонент.
Помимо информации о суммарной битовой последовательности, возникшей вследствие наложения, у первого абонента и второго абонента также есть информация о битовых последовательностях, локально сгенерированных и посланных каждым из них. Благодаря этому информационному преимуществу перед третьим абонентом, отслеживающим лишь открытую передачу данных, ключи, сгенерированные в первом и втором абонентах, несмотря на открытую передачу данных, в основном остаются секретными.
Злоумышленник (например, третий абонент), также может целенаправленно попытаться воспрепятствовать согласованию криптографического ключа между первым абонентом и вторым абонентом, передавая для этого помеховые сигналы. Подобная ситуация, например, может быть распознана первым абонентом или вторым абонентом, если генерирование ключа (неоднократно) завершилось неудачей. В этом случае первый абонент или второй абонент могут инициировать отмену генерирования ключей и при необходимости выдать сообщение об ошибке.
В реальных системах передачи данных, прибегнув к точным измерениям в совместно используемой среде передачи, можно делать выводы об индивидуальных битовых последовательностях ST1 и ST2 первого и второго абонентов. Ввиду разностей времен прохождения сигналов, злоумышленник (например, третий абонент), несмотря на (практически) синхронное ведение передачи, может принять сначала последовательность ST1, затем через короткое время последовательность ST2 или наложение/комбинацию с последовательностью ST1 и затем ST2). Так злоумышленник может делать дополнительные выводы об обеих последовательностях. Однако для этого понадобилась бы, в зависимости от протяженности и вида совместно используемой среды передачи, очень точная, а значит, и дорогая аппаратура. Например, при допущении распространения волн со скоростью света, на участке шины CAN длиной 4 м максимальная разность времен прохождения сигналов составляет примерно 13 нс.
Чтобы еще более затруднить такие атаки, в предпочтительном варианте описанных выше способов генерирования ключей в качестве меры противодействия предлагается, чтобы по меньшей мере один из двух абонентов, в частности оба абонента, слегка изменяли моменты передачи своих отдельных сигналов или отдельных битов в битовых последовательностях. Такое изменение моментов передачи может выполняться, например, стохастически. Создание такого джиттера (дрожания) существенно затрудняет возможному злоумышленнику, способному прослушивать открытую передачу в канале передачи между первым и вторым абонентами, выводы о различных моментах начала и окончания передачи соответствующих абонентов. Под легким изменением моментов передачи понимается изменение, при котором гарантируется то, что в предусмотренные моменты считывания сигналов результаты наложения, используемые в описанном способе генерирования ключей, будут четко выражены. Также можно изменять длительность передачи определенных сигналов или битов.
Выводы о происхождении определенных сигналов злоумышленник (третий абонент) может делать при передаче данных и по различным, характерным для соответствующего абонента амплитудам сигналов, проходящих между первым и вторым абонентами, таким образом получая информацию о битовых последовательностях, локально генерируемых первым и вторым абонентами. В еще одном предпочтительном варианте с той же целью можно слегка изменять амплитуды передаваемых сигналов (в рамках допустимых отклонений). Это затрудняет соотнесение злоумышленником (третьим абонентом) сигналов с одним из первого и второго абонентов по различным амплитудам сигналов, проходящих между первым и вторым абонентами.
Предлагаемые способы отражают подход к генерированию симметричных криптографических ключей между двумя узлами, предполагающий использование свойств уровня передачи битов. Этот подход подходит, в частности, для проводных и оптических систем передачи данных (систем связи) при условии, что они поддерживают амплитудную манипуляцию или побитовый арбитраж шины (как, например, сетевые протоколы CAN, TTCAN, CAN-FD, LIN, I2C). Вместе с тем, данный подход может найти применение и в беспроводных (построенных на основе радиосвязи) системах связи, предпочтительно с очень малым расстоянием между отправителем и получателем и возможным действием в пределах прямой видимости.
В принципе, для осуществления изобретения подходят любые системы передачи данных, позволяющие различать доминантные и рецессивные биты (как этот описано выше). Таким образом, описанные способы могут использоваться во множестве беспроводных, проводных и оптических систем передачи данных. При этом описанный подход представляет особый интерес для систем межмашинной связи, т.е. для передачи данных между различными датчиками, исполнительными механизмами и т.д., которые, как правило, располагают весьма ограниченными ресурсами и которые могут не настраиваться вручную в условиях эксплуатации при оправданных затратах.
К другим возможным областям использования изобретения относятся, например, бытовая автоматизация и автоматизация зданий, телемедицина, системы коммуникаций Car-to-X или техника промышленной автоматизации. Использование изобретения также представляет особый интерес в отношении перспективных микро- и нанодатчиков с радиоинтерфейсом, а также в любых областях применения шины CAN, в частности в сетях транспортных средств или технике автоматизации.

Claims (19)

1. Способ генерирования секретного криптографического ключа в сети, содержащей по меньшей мере первого и второго абонентов с общим каналом передачи между ними, причем каждый из абонентов способен выдавать в канал передачи по меньшей мере одно первое двоичное значение и второе двоичное значение, отличающийся тем, что первый и второй абоненты инициируют практически синхронную друг с другом передачу соответственно первой и второй абонентских последовательностей двоичных значений по каналу передачи и первый абонент генерирует общий секретный криптографический ключ на основе информации о первой абонентской последовательности двоичных значений, а также на основе последовательности двоичных значений, возникшей вследствие наложения первой и второй абонентских последовательностей двоичных значений в канале передачи, а второй абонент генерирует общий секретный криптографический ключ на основе информации о второй абонентской последовательности двоичных значений, а также на основе последовательности двоичных значений, возникшей в канале передачи вследствие наложения первой и второй абонентских последовательностей двоичных значений.
2. Способ по п. 1, отличающийся тем, что в канале передачи устанавливается состояние, соответствующее первому двоичному значению, если как первый абонент, так и второй абонент инициируют передачу по каналу передачи первого двоичного значения, и устанавливается состояние, соответствующее второму двоичному значению, если первый абонент, или второй абонент, или оба абонента инициирует(-ют) передачу по каналу передачи второго двоичного значения.
3. Способ по п. 1, отличающийся тем, что первую и вторую абонентские последовательности двоичных значений генерируют, соответственно, в первом и втором абонентах локально, в частности с помощью генератора случайных или псевдослучайных значений.
4. Способ по п. 2, отличающийся тем, что первую и вторую абонентские последовательности двоичных значений генерируют соответственно в первом и втором абонентах локально, в частности, с помощью генератора случайных или псевдослучайных значений.
5. Способ по одному из пп. 1-4, отличающийся тем, что каждая из первой и второй абонентских последовательностей двоичных значений содержит первую подпоследовательность двоичных значений и вторую подпоследовательность двоичных значений, причем вторая подпоследовательность двоичных значений следует из первой подпоследовательности двоичных значений за счет замены первых двоичных значений на вторые двоичные значения и замены вторых двоичных значений на первые двоичные значения.
6. Способ по п. 5, отличающийся тем, что последовательность двоичных значений, возникшая вследствие наложения, содержит первую подпоследовательность двоичных значений наложения, образованную наложением первых подпоследовательностей двоичных значений, и вторую подпоследовательность двоичных значений наложения, образованную наложением вторых подпоследовательностей двоичных значений, причем первый абонент и второй абонент комбинируют первую подпоследовательность двоичных значений наложения со второй подпоследовательностью двоичных значений наложения, в частности, с помощью функции логического "ИЛИ".
7. Способ по п. 6, отличающийся тем, что каждый из первого и второго абонентов определяет из результата комбинирования подпоследовательностей двоичных значений наложения то, в каких местах его абонентская последовательность двоичных значений имеет значение, идентичное значению в том же месте абонентской последовательности двоичных значений другого абонента, причем первый абонент и второй абонент удаляют эти места с получением соответствующих сокращенных последовательностей двоичных значений.
8. Способ по п. 7, отличающийся тем, что первый абонент инвертирует свою сокращенную последовательность двоичных значений и тем самым получает сокращенную последовательность двоичных значений второго абонента, причем первый абонент на основании своей инвертированной сокращенной последовательности двоичных значений и второй абонент на основании своей инвертированной сокращенной последовательности двоичных значений генерируют общий секретный криптографический ключ.
9. Способ по одному из пп. 1-4, 6-8, отличающийся тем, что сеть представляет собой шинную систему CAN, TTCAN, CAN-FD, LIN или I2C, причем первое двоичное значение представляет собой рецессивный уровень шины, а второе двоичное значение - доминантный уровень шины.
10. Способ по п. 5, отличающийся тем, что сеть представляет собой шинную систему CAN, TTCAN, CAN-FD, LIN или I2C, причем первое двоичное значение представляет собой рецессивный уровень шины, а второе двоичное значение - доминантный уровень шины.
11. Способ по одному из пп. 1-4, 6-8, 10, отличающийся тем, что для передачи данных в сети предусмотрена амплитудная манипуляция.
12. Способ по п. 5, отличающийся тем, что для передачи данных в сети предусмотрена амплитудная манипуляция.
13. Способ по п. 9, отличающийся тем, что для передачи данных в сети предусмотрена амплитудная манипуляция.
14. Способ по одному из пп. 1-4, 6-8, 10, 12, 13, отличающийся тем, что первый абонент, второй абонент или оба абонента во время передачи своих абонентских последовательностей двоичных значений изменяет(-ют) параметры передачи, в частности длительность передачи сигналов, моменты начала передачи сигналов, амплитуды передаваемых сигналов или комбинацию указанных параметров.
15. Способ по п. 5, отличающийся тем, что первый абонент, второй абонент или оба абонента во время передачи своих абонентских последовательностей двоичных значений изменяет(-ют) параметры передачи, в частности длительность передачи сигналов, моменты начала передачи сигналов, амплитуды передаваемых сигналов или комбинацию указанных параметров.
16. Способ по п. 9, отличающийся тем, что первый абонент, второй абонент или оба абонента во время передачи своих абонентских последовательностей двоичных значений изменяет(-ют) параметры передачи, в частности длительность передачи сигналов, моменты начала передачи сигналов, амплитуды передаваемых сигналов или комбинацию указанных параметров.
17. Способ по п. 11, отличающийся тем, что первый абонент, второй абонент или оба абонента во время передачи своих абонентских последовательностей двоичных значений изменяет(-ют) параметры передачи, в частности длительность передачи сигналов, моменты начала передачи сигналов, амплитуды передаваемых сигналов или комбинацию указанных параметров.
18. Способ генерирования секретного криптографического ключа в первом абоненте сети, способном по каналу передачи принимать информацию от по меньшей мере второго абонента сети, а также передавать информацию второму абоненту, причем первый абонент выполнен с возможностью выдачи в канал передачи по меньшей мере одного первого двоичного значения и второго двоичного значения и с возможностью обнаружения этих значений в канале передачи, отличающийся тем, что первый абонент инициирует передачу по каналу передачи первой абонентской последовательности двоичных значений, практически синхронную с передачей вторым абонентом второй абонентской последовательности двоичных значений по этому каналу передачи, и первый абонент генерирует секретный криптографический ключ на основе информации о первой абонентской последовательности двоичных значений, а также на основе последовательности двоичных значений, возникшей в канале передачи вследствие наложения первой и второй абонентских последовательностей двоичных значений.
19. Машиночитаемый носитель данных с хранящейся в нем компьютерной программой, при выполнении которой осуществляются все шаги способа по одному из пп. 1-18.
RU2016146374A 2014-04-28 2015-04-21 Способ генерирования секретного криптографического ключа в сети RU2685982C2 (ru)

Applications Claiming Priority (5)

Application Number Priority Date Filing Date Title
DE102014207936.5 2014-04-28
DE102014207936 2014-04-28
DE102015207220.7 2015-04-21
DE102015207220.7A DE102015207220A1 (de) 2014-04-28 2015-04-21 Verfahren zur Erzeugung eines Geheimnisses oder eines Schlüssels in einem Netzwerk
PCT/EP2015/058598 WO2015165775A1 (de) 2014-04-28 2015-04-21 Verfahren zur erzeugung eines geheimnisses oder eines schlüssels in einem netzwerk

Publications (3)

Publication Number Publication Date
RU2016146374A RU2016146374A (ru) 2018-05-28
RU2016146374A3 RU2016146374A3 (ru) 2018-10-29
RU2685982C2 true RU2685982C2 (ru) 2019-04-23

Family

ID=52595321

Family Applications (1)

Application Number Title Priority Date Filing Date
RU2016146374A RU2685982C2 (ru) 2014-04-28 2015-04-21 Способ генерирования секретного криптографического ключа в сети

Country Status (8)

Country Link
US (1) US10027476B2 (ru)
EP (1) EP3138258B1 (ru)
JP (1) JP6378365B2 (ru)
KR (1) KR102312565B1 (ru)
CN (1) CN106233661B (ru)
DE (1) DE102015207220A1 (ru)
RU (1) RU2685982C2 (ru)
WO (1) WO2015165775A1 (ru)

Families Citing this family (48)

* Cited by examiner, † Cited by third party
Publication number Priority date Publication date Assignee Title
EP3056706A1 (en) 2015-02-16 2016-08-17 Honeywell International Inc. An approach for aftertreatment system modeling and model identification
DE102015220038A1 (de) 2015-05-22 2016-11-24 Robert Bosch Gmbh Verfahren zur Erzeugung eines Geheimnisses oder Schlüssels in einem Netzwerk
DE102015209496A1 (de) 2015-05-22 2016-11-24 Robert Bosch Gmbh Verfahren zur Erzeugung eines Geheimnisses oder Schlüssels in einem Netzwerk
EP3326323B1 (en) 2015-07-17 2021-05-12 Robert Bosch GmbH Method and system for shared key and message authentication over an insecure shared communication medium
EP3734375B1 (en) 2015-07-31 2023-04-05 Garrett Transportation I Inc. Quadratic program solver for mpc using variable ordering
US10272779B2 (en) 2015-08-05 2019-04-30 Garrett Transportation I Inc. System and approach for dynamic vehicle speed optimization
FR3040115B1 (fr) * 2015-08-13 2017-08-11 Commissariat Energie Atomique Procede de generation de cle secrete de groupe basee sur la couche physique radio et terminal sans-fil associe
US9756024B2 (en) 2015-09-18 2017-09-05 Trillium Incorporated Computer-implemented cryptographic method for improving a computer network, and terminal, system and computer-readable medium for the same
DE102015220024A1 (de) 2015-10-15 2017-04-20 Robert Bosch Gmbh Verfahren zur Erzeugung eines Geheimnisses oder Schlüssels in einem Netzwerk
DE102015220048A1 (de) 2015-10-15 2017-04-20 Robert Bosch Gmbh Verfahren zur Erzeugung eines Geheimnisses oder Schlüssels in einem Netzwerk
DE102015220004A1 (de) 2015-10-15 2017-04-20 Robert Bosch Gmbh Verfahren zur Generierung eines Geheimnisses oder Schlüssels in einem Netzwerk
DE102015220008A1 (de) 2015-10-15 2017-04-20 Robert Bosch Gmbh Verfahren zur Generierung eines Geheimnisses in einem Netzwerk mit wenigstens zwei Übertragungskanälen
DE102015220010A1 (de) 2015-10-15 2017-04-20 Robert Bosch Gmbh Sendemodul zur Verwendung bei der Generierung eines Geheimnisses auf Basis von dominanten und rezessiven Signalen
DE102015220081A1 (de) 2015-10-15 2017-04-20 Robert Bosch Gmbh Verfahren zur Erzeugung eines Schlüssels in einer Schaltungsanordnung
DE102015220083A1 (de) 2015-10-15 2017-04-20 Robert Bosch Gmbh Schaltungsanordnung zur Erzeugung eines Geheimnisses oder Schlüssels in einem Netzwerk
DE102015219999A1 (de) 2015-10-15 2017-04-20 Robert Bosch Gmbh Verfahren zur Generierung eines Geheimnisses in einem Netzwerk mit mindestens zwei an ein Übertragungsmedium angeschlossenen Teilnehmern
DE102015220055A1 (de) 2015-10-15 2017-04-20 Robert Bosch Gmbh Verfahren zur Erzeugung eines Geheimnisses oder Schlüssels in einem Netzwerk
DE102015220003A1 (de) 2015-10-15 2017-04-20 Robert Bosch Gmbh Netzwerkgatewayüberbrückung
DE102015220053A1 (de) 2015-10-15 2017-04-20 Robert Bosch Gmbh Verfahren zur Generierung eines Schlüssels in einem Netzwerk und zu Aktivierung einer Absicherung einer Kommunikation in dem Netzwerk auf Basis des Schlüssels
DE102015220019A1 (de) 2015-10-15 2017-04-20 Robert Bosch Gmbh Verfahren zur Generierung eines Geheimnisses in einem Netzwerk mit wenigstens zwei durch eine Vermittlungsstelle getrennten Teilnehmern
DE102015220009A1 (de) 2015-10-15 2017-04-20 Robert Bosch Gmbh Schaltungsanordnung zur Generierung eines Geheimnisses in einem Netzwerk
DE102015220045A1 (de) 2015-10-15 2017-04-20 Robert Bosch Gmbh Verfahren zur Erzeugung eines Geheimnisses oder Schlüssels in einem Netzwerk
DE102015220026A1 (de) 2015-10-15 2017-04-20 Robert Bosch Gmbh Verfahren zur Erzeugung eines Geheimnisses für eine Einmalverschlüsselung in einem Netzwerk
DE102015220057A1 (de) 2015-10-15 2017-04-20 Robert Bosch Gmbh Schaltungsanordnung zur Erzeugung eines Geheimnisses oder Schlüssels in einem Netzwerk
DE102015220014A1 (de) 2015-10-15 2017-04-20 Robert Bosch Gmbh Verfahren zur Generierung eines Geheimnisses in einem Netzwerk
US10728249B2 (en) 2016-04-26 2020-07-28 Garrett Transporation I Inc. Approach for securing a vehicle access port
US10124750B2 (en) 2016-04-26 2018-11-13 Honeywell International Inc. Vehicle security module system
US10036338B2 (en) 2016-04-26 2018-07-31 Honeywell International Inc. Condition-based powertrain control system
DE102016208452A1 (de) 2016-05-17 2017-11-23 Robert Bosch Gmbh Verfahren zur Erzeugung eines Geheimnisses oder eines Schlüssels in einem Netzwerk
DE102016208444A1 (de) 2016-05-17 2017-11-23 Robert Bosch Gmbh Verfahren zur Erzeugung eines Geheimnisses oder eines Schlüssels in einem Netzwerk
DE102016208449A1 (de) 2016-05-17 2017-11-23 Robert Bosch Gmbh Verfahren zur Erzeugung eines Geheimnisses oder eines Schlüssels in einem Netzwerk
DE102016208448A1 (de) 2016-05-17 2017-11-23 Robert Bosch Gmbh Verfahren zur Erzeugung eines Geheimnisses oder eines Schlüssels in einem Netzwerk
DE102016208445A1 (de) 2016-05-17 2017-11-23 Robert Bosch Gmbh Verfahren zur Erzeugung eines Geheimnisses oder eines Schlüssels in einem Netzwerk
DE102016208451A1 (de) 2016-05-17 2017-11-23 Robert Bosch Gmbh Verfahren zur Erzeugung eines Geheimnisses oder eines Schlüssels in einem Netzwerk
DE102016208453A1 (de) * 2016-05-17 2017-12-07 Robert Bosch Gmbh Verfahren zur Erzeugung eines Geheimnisses oder eines Schlüssels in einem Netzwerk
DE102016208442A1 (de) 2016-05-17 2017-11-23 Robert Bosch Gmbh Verfahren zur Erzeugung eines Geheimnisses oder eines Schlüssels in einem Netzwerk
DE102016211769A1 (de) 2016-06-29 2018-01-04 Robert Bosch Gmbh Mikrocontroller für einen Feldbus
DE102016215800A1 (de) 2016-08-23 2018-03-01 Robert Bosch Gmbh Verfahren zum Betreiben eines Teilnehmers eines Datennetzwerks
EP3548729B1 (en) 2016-11-29 2023-02-22 Garrett Transportation I Inc. An inferential flow sensor
DE102017202052A1 (de) 2017-02-09 2018-08-09 Robert Bosch Gmbh Verfahren und Vorrichtung zum Vereinbaren eines gemeinsamen Schlüssels zwischen einem ersten Knoten und einem zweiten Knoten eines Rechnernetzes
DE102017202239A1 (de) * 2017-02-13 2018-08-16 Robert Bosch Gmbh Verfahren und Vorrichtung zum Vereinbaren eines gemeinsamen Schlüssels zwischen einem ersten Knoten und einem zweiten Knoten eines Rechnernetzes
KR102269220B1 (ko) * 2017-03-08 2021-06-28 로베르트 보쉬 게엠베하 계측 제어기 통신망(can)을 통한 키 합의에 대한 전압 기반 공격들을 완화하기 위한 방법
CN111247769B (zh) * 2017-08-29 2023-04-28 罗伯特·博世有限公司 用于使用不安全共享通信介质的具有前向保密性的线性密钥协定的方法和系统
US11057213B2 (en) 2017-10-13 2021-07-06 Garrett Transportation I, Inc. Authentication system for electronic control unit on a bus
CN107749845B (zh) * 2017-10-20 2019-08-09 成都信息工程大学 基于区块链技术的can总线报文的抗攻击方法及系统
CN111971986B (zh) * 2018-04-05 2024-03-26 瑞典爱立信有限公司 配置无线电资源
CN110730067B (zh) * 2019-09-06 2021-10-19 深圳开源互联网安全技术有限公司 密钥生成方法、装置、计算机可读存储介质及终端设备
CN113992474B (zh) * 2021-12-29 2022-04-01 北京万维盈创科技发展有限公司 一种基于总线的码分多址编码方法

Citations (4)

* Cited by examiner, † Cited by third party
Publication number Priority date Publication date Assignee Title
US20070036353A1 (en) * 2005-05-31 2007-02-15 Interdigital Technology Corporation Authentication and encryption methods using shared secret randomness in a joint channel
US20090103726A1 (en) * 2007-10-18 2009-04-23 Nabeel Ahmed Dual-mode variable key length cryptography system
RU2010116954A (ru) * 2010-04-29 2011-11-10 Александр Владимирович Шарамок (RU) Способ формирования сеансового криптографического ключа
DE102012215326A1 (de) * 2012-08-29 2014-03-06 Robert Bosch Gmbh Verfahren und Vorrichtung zur Ermittlung eines kryptografischen Schlüssels in einem Netzwerk

Family Cites Families (9)

* Cited by examiner, † Cited by third party
Publication number Priority date Publication date Assignee Title
US20050195975A1 (en) * 2003-01-21 2005-09-08 Kevin Kawakita Digital media distribution cryptography using media ticket smart cards
JP2008109466A (ja) * 2006-10-26 2008-05-08 Yokohama National Univ 秘密鍵共有方法および装置
CN101287277B (zh) * 2007-04-13 2012-07-25 华为技术有限公司 一种为无线个域网中的用户终端提供业务的方法及系统
JP4535119B2 (ja) * 2007-11-20 2010-09-01 沖電気工業株式会社 共通鍵生成システム、共通鍵生成方法及びそれを用いるノード
DE102009002396A1 (de) 2009-04-15 2010-10-21 Robert Bosch Gmbh Verfahren zum Manipulationsschutz eines Sensors und von Sensordaten des Sensors und einen Sensor hierzu
DE102009045133A1 (de) 2009-09-29 2011-03-31 Robert Bosch Gmbh Verfahren zum Manipulationsschutz von Sensordaten und Sensor hierzu
CN101873212B (zh) * 2010-06-09 2012-04-18 中国农业大学 门限秘密信息分配、还原装置及方法
JP2013051607A (ja) 2011-08-31 2013-03-14 Canon Inc データ処理装置、方法および制御プログラム
US20130132548A1 (en) * 2011-11-17 2013-05-23 Flight Focus Pte. Ltd. Aircraft computer system for executing inflight entertainment and electronic flight bag applications

Patent Citations (4)

* Cited by examiner, † Cited by third party
Publication number Priority date Publication date Assignee Title
US20070036353A1 (en) * 2005-05-31 2007-02-15 Interdigital Technology Corporation Authentication and encryption methods using shared secret randomness in a joint channel
US20090103726A1 (en) * 2007-10-18 2009-04-23 Nabeel Ahmed Dual-mode variable key length cryptography system
RU2010116954A (ru) * 2010-04-29 2011-11-10 Александр Владимирович Шарамок (RU) Способ формирования сеансового криптографического ключа
DE102012215326A1 (de) * 2012-08-29 2014-03-06 Robert Bosch Gmbh Verfahren und Vorrichtung zur Ermittlung eines kryptografischen Schlüssels in einem Netzwerk

Also Published As

Publication number Publication date
WO2015165775A1 (de) 2015-11-05
DE102015207220A1 (de) 2015-10-29
JP2017514404A (ja) 2017-06-01
EP3138258A1 (de) 2017-03-08
CN106233661A (zh) 2016-12-14
US20170048063A1 (en) 2017-02-16
KR20160143864A (ko) 2016-12-14
KR102312565B1 (ko) 2021-10-14
US10027476B2 (en) 2018-07-17
RU2016146374A3 (ru) 2018-10-29
RU2016146374A (ru) 2018-05-28
EP3138258B1 (de) 2018-07-11
CN106233661B (zh) 2019-11-05
JP6378365B2 (ja) 2018-08-22

Similar Documents

Publication Publication Date Title
RU2685982C2 (ru) Способ генерирования секретного криптографического ключа в сети
CN103685217B (zh) 用于在网络中求得密码密钥的方法和设备
KR102559684B1 (ko) 계측 제어기 통신망을 위한 그룹 키 합의를 위해 부채널 누설을 최소화하기 위한 방법들
CN110336774A (zh) 混合加密解密方法、设备及系统
Jain et al. Physical layer group key agreement for automotive controller area networks
WO2005117330A2 (en) Key bank systems and methods for qkd
Mueller et al. Plug-and-secure communication for CAN
US10833851B2 (en) Methods and systems for linear key agreement with forward secrecy using an insecure shared communication medium
CN107836095B (zh) 用于在网络中产生秘密或密钥的方法
WO2022155803A1 (zh) 数据加密的方法、数据传输的方法、相关装置以及设备
US10841085B2 (en) Method for generating a secret or a key in a network
Alkanhal et al. A Distributed Lightweight PUF-Based Mutual Authentication Protocol for IoV
KR101619695B1 (ko) 분자통신에서의 보안 채널 이용 방법 및 장치
Soderi et al. SENECAN: secure KEy DistributioN OvEr CAN through watermarking and jamming
CN108141358B (zh) 用于在电路装置中产生密钥的方法
CN114172635A (zh) 基于量子分发的双速业务混叠通信方法
Kumar et al. A security model for intelligent vehicles and smart traffic infrastructure
Marchesani et al. A middleware approach to provide security in IEEE 802.15. 4 wireless sensor networks
CN107395339A (zh) 用于在网络中生成秘密或密钥的方法
RU2730554C1 (ru) Способ выявления атаки на квантовые состояния в квантовом канале связи
Alkanhal et al. A Distributed Lightweight PUF-Based Mutual Authentication Protocol for IoV. IoT 2024, 5, 1–19
Zhu et al. A security control scheme based on quantum keys for IoT terminals
Soothar Three Party Authentication Scheme for RFID Systems in IoT
CN116827556A (zh) 一种基于挑战应答机制密码学的身份验证方法、系统、设备及介质
Kim et al. On the Use of m-Ary Challenges for RFID Distance Bounding Protocol