12 cifrasimetrica

Seguridad Informática y Criptografía
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Libre Distribución
Ultima actualización del archivo: 01/03/06
Este archivo tiene: 119 diapositivas
Dr. Jorge Ramió Aguirre
Universidad Politécnica de Madrid
Curso de Seguridad Informática y Criptografía © JRA
v 4.1
Capítulo 12
Cifrado Simétrico en Bloque
Este archivo forma parte de un curso completo sobre Seguridad Informática y Criptografía. Se autoriza el
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Departamento de Publicaciones de la Escuela Universitaria de Informática de la Universidad Politécnica de
Madrid, España.

© Jorge Ramió Aguirre Madrid (España) 2006
Capítulo 12: Cifrado Simétrico en Bloque Página 2
MENSAJE (N bits)
BLOQUE A BLOQUE B
⊕
⊕ ⊕
FUNCIÓN f
N/2N/2
ki
Xi
A ⊕ Xi B ⊕ Xi
⊕
⊕ ⊕
FUNCIÓN f
ki
Xi
A B
A ⊕ Xi B ⊕ Xi
Puesto que Y ⊕ Xi ⊕ Xi = Y
Cifrado y descifrado genérico en bloque

• Dado un bloque de N bits (típico 64) éste
se dividirá en dos mitades.
• Existirá una función unidireccional F
(muy difícil de invertir).
• Se realizan operaciones con la clave ki
sólo con una mitad del bloque, y se
permutan en cada vuelta las dos mitades,
operación que se repite durante n vueltas.
Horst Feistel: inventor (IBM) del algoritmo LUCIFER a comienzos de
los años 70. El algoritmo fue utilizado por el Reino Unido. En 1974 se
propone a la NSA como estándar y en ese año dará origen al DES.
Cifrado tipo Feistel
http://en.wikipedia.org/wiki/Feistel_network

El algoritmo usará bloques de tamaño 8 caracteres. Tendrá dos
vueltas y en cada vuelta realizará una operación de sustitución
S y una permutación P sobre la 1ª mitad.
Sustitución: Ci = (Mi +1 ) mod 27
Permutación: Ci = ∏3241 (el carácter 1º pasa a la 4ª posición
en el criptograma, el 4º a la 3ª, el 2º a la 2ª y el 3º a la 1ª)
Un ejemplo básico de cifrado tipo Feistel
Mensaje: M = STAR WARS, LA MISIÓN CONTINÚA

M = STAR WARS, LA MISIÓN CONTINÚA
M1 = STAR WARS LAMI SION CONT INUA
S1 = TUBS WARS MBNJ SION DPÑU INUA
P1 = BUST WARS NBJM SION ÑPUD INUA
M2 = WARS BUST SION NBJM INUA ÑPUD
S2 = XBST BUST TJPÑ NBJM JÑVB ÑPUD
P2 = SBTX BUST PJÑT NBJM VÑBJ ÑPUD
M = STAR WARS, LA MISIÓN CONTINÚA
M1 = STAR WARS LAMI SION CONT INUA
S1 = TUBS WARS MBNJ SION DPÑU INUA
P1 = BUST WARS NBJM SION ÑPUD INUA
M2 = WARS BUST SION NBJM INUA ÑPUD
S2 = XBST BUST TJPÑ NBJM JÑVB ÑPUD
P2 = SBTX BUST PJÑT NBJM VÑBJ ÑPUD
Primera
vuelta
Segunda
vuelta
Cifrado tipo Feistel en cuerpo n = 27
Si: +1 mod 27
Pi: ∏3241
C = SBTX BUST PJÑT NBJM VÑBJ ÑPUD
Aunque le parezca increíble, el DES hará prácticamente lo mismo
trabajando con bits y con funciones un poco más “complejas”.

Algoritmo Bloque (bits) Clave (bits) Vueltas
Lucifer 128 128 16
DES 64 56 16
Loki 64 64 16
RC2 64 variable --
CAST 64 64 8
Blowfish 64 variable 16
IDEA 64 128 8
Cifradores de bloque más conocidos
Skipjack 64 80 32
Rijndael 128 128 o más flexible 


Características de estos algoritmos (1)
• Lucifer: algoritmo original tipo Feistel usado a comienzos de
los años 70 por en el Reino Unido y que posteriormente dará
lugar al DES.
• DES: algoritmo tipo Feistel que se convirtió en estándar
durante casi treinta años. Hoy es vulnerable por su pequeña
longitud de clave y ha dejado de ser estándar mundial.
• Loki: algoritmo australiano similar al DES, también de tipo
Feistel.
• RC2: algoritmo propuesto por Ron Rivest y que se incluye en
navegadores de Internet desde 1999.
• CAST: algoritmo canadiense tipo Feistel que se ofrece como
uno de los algoritmos de cifra en últimas versiones de PGP.

Características de estos algoritmos (2)
• Blowfish: algoritmo de tipo Feistel propuesto por Bruce
Schneier.
• IDEA: algoritmo europeo usado principalmente en el correo
electrónico PGP.
• Skipjack: propuesta de nuevo estándar en USA a finales de
los 90 para comunicaciones oficiales (tiene puerta trasera).
• Rijndael: nuevo estándar mundial desde finales de 2001,
conocido como AES, Advanced Encryption Standard.
Encontrará las especificaciones de éstos y otros algoritmos de
cifra simétrica y asimétrica en la siguiente página web.
http://www.quadibloc.com/crypto/intro.htm

Algoritmo Bloque (bits) Clave (bits) Vueltas
Twofish 128 variable variable
Khufu 64 512 16, 24, 32
Khafre 64 128 más vueltas
Gost 64 256 32
RC5 variable variable variable
SAFER 64 64 64 8
Akelarre variable variable variable
FEAL 64 64 32
Otros cifradores de bloque
De éstos, los más conocidos son Twofish -uno de los candidatos a
AES- y que lo encontraremos en últimas versiones de PGP y RC5.

• Twofish: Propuesto por Bruce Schneir después de Blowfish, de
tipo Feistel, diseño simple, sin claves débiles y multiplataforma.
• Khufu: algoritmo propuesto por Ralph Merkle con una clave
generada con un sistema de “cajas” S.
• Khafre: algoritmo propuesto por Ralph Merkle en el que la
clave ya no depende de las cajas S.
• Gost: algoritmo similar al DES con cajas S secretas propuesto
en la Unión Soviética.
• RC5: algoritmo propuesto por Ron Rivest; realiza operaciones
or exclusivo, suma modular y desplazamiento de bits.
• SAFER 64: algoritmo propuesto por James Massey.
• Akelarre: algoritmo español propuesto en 1996 por el CSIC,
Consejo Superior de Investigaciones Científicas.
• FEAL: algoritmo propuesto en Japón.
Características de estos algoritmos

Algoritmo Kbytes/seg Algoritmo Kbytes/seg
DES 35 Triple DES 12
IDEA 53 FEAL (32 v) 91
Khufu (16 v) 221 Khufu (32 v) 115
RC5 (8 v) 127 RC5 (16 v) 65
SAFER (6 v) 81 SAFER (12 v) 41
Blowfish (12 v) 182 Blowfish (20 v) 110
Velocidad de cifra de algoritmos en un PC 486 a 33 MHz
Fuente: Criptografía Digital. Fundamentos y
Aplicaciones. José Pastor y Miguel Angel Sarasa,
Prensas Universitarias de Zaragoza (1998).
Dada la baja velocidad
del PC , estos valores
son sólo indicativos
para una comparación.
Algunas tasas de cifra comparativas

Profundizaremos  en estas diapositivas en los algoritmos
DES, Triple DES, IDEA y AES. ¿Por qué?
Algoritmos DES, IDEA y AES
 DES es un cifrador de Feistel, ha sido un estándar y en
aplicaciones bancarias se seguirá usando durante algún tiempo.
 DES es de muy fácil comprensión y usa cajas S al igual que
varios algoritmos más modernos como el actual estándar AES.
 Triple DES sigue siendo un estándar en e-commerce.
 IDEA es un algoritmo seguro que hace uso de los conceptos de
inversos en un cuerpo finito, como todos los algoritmos de
cifra modernos, y se usa entre otros en la aplicación PGP.
 AES (Rijndael) es el nuevo estándar de cifra avanzada.

Modos de cifra
Todos los algoritmos pueden usarse aplicando diversos
modos de cifra, entre ellos:
- ECB: Electronic CodeBook (libro electrónico de códigos)
- CBC: Cipher Block Chaining (encadenamiento de bloques)
- CFB: Cipher FeedBack (realimentación de bloques)
- OFB: Output FeedBack (realimentación bloque de salida)
Analizaremos cada uno de ellos para el caso del DES,
aunque el estudio es extensible a todos los demás ya que en
estos modos el cifrador se considera una caja negra.
http://www.itl.nist.gov/fipspubs/fip81.htm

DES (Data Encryption Standard) ha sido el estándar utilizado
mundialmente durante 25 años, generalmente en la banca. Hoy
presenta signos de envejecimiento y ha sucumbido a los diversos
criptoanálisis que contra él se viene realizando hace ya años.
FECHAS DE INTERÉS
1973: En EEUU la NBS National Bureaux of Standards llama a
concurso público para buscar un algoritmo criptográfico estándar.
1974: La NSA National Security Agency declara desierto el
primer concurso, publica unas segundas especificaciones y elige
Lucifer, algoritmo original de IBM (años 70) con variaciones.
1976: El DES se adopta como estándar y se autoriza para ser
utilizado en las comunicaciones no clasificadas del gobierno.
Data Encryption Standard DES

Especificaciones del concurso
• El nivel de seguridad computacional debe ser alto.
• El algoritmo debe ser fácil de entender y deberá estar
especificado en todos sus detalles.
• La seguridad del sistema no debe verse afectada por la
publicación y divulgación del algoritmo.
• Debe estar disponible para cualquier usuario.
• Deberá poder usarse en diferentes aplicaciones.
• Fabricación con dispositivos electrónicos de bajo costo.
• Se debe poder usar como validación.
• Debe ser exportable.
Especificaciones del algoritmo DES
No se cumplen en 1973 pero sí en 1974, aunque ...

La NSA, National Security Administration, impone una
limitación en la longitud de la clave:
De los 128 bits de Lucifer, NSA
deja la clave en 64 bits. La clave
efectiva sólo son 56 bits puesto
que al ser datos de 8 bits, no
ASCII, se conoce el bit de paridad.
Luego, el espacio de claves será
256
= 7.2 ·1016
, tan sólo setenta y
dos mil billones de valores, un
valor pequeño en criptografía.
El papel de la NSA en el DES
K = 72.057.594.037.927.936

¿Reducción del tamaño de la clave?
Hay distintas versiones sobre esta
reducción del espacio de claves: una
habla de la dificultad de diseñar
chips capaces de operar de forma
eficiente con una clave de 128 bits
en esos años 70; la otra sobre una
política de seguridad interna para
proteger información sensible ante
ataques externos y ser capaces, eso
sí, de practicar criptoanálisis en un
tiempo razonable.
Es muy posible que
ambas razones tengan
su justificación técnica
y política. Ud. puede
pensar lo que quiera 

• Bloque a cifrar: 64 bits
• Clave: 8 bytes (con paridad, no caracteres ASCII)
• Normas ANSI:
– X3.92: Descripción del algoritmo.
– X3.108: Descripción de los modos de operación
(ECB, CBC, OFB).
• Fácil implementación en un circuito integrado.
Especificaciones técnicas finales del DES
Veremos su descripción y modos de operación. En la página
que se indica encontrará las especificaciones del DES.
http://www.itl.nist.gov/fipspubs/fip46-2.htm

 Cifrador de bloque
 Tipo Feistel
 Longitud de clave de 56 bits
 RealizaRealiza 16 vueltas.
 La cifra del bLa cifra del bloque central usa
técnicas de sustituciones y
permutaciones.
 Para poder realizar las sumas or
exclusivo, usará permutaciones
con expansión y compresión para
igualar el número de bits.
En el descifrado se aplican claves y
desplazamientos en sentido inverso
Visión general del DES

58 50 42 34 26 18 10 2
60 52 44 36 28 20 12 4
62 54 46 38 30 22 14 6
64 56 48 40 32 24 16 8
57 49 41 33 25 17 9 1
59 51 43 35 27 19 11 3
61 53 45 37 29 21 13 5
63 55 47 39 31 23 15 7
Tabla IP sobre bloque de texto
(no tiene interés criptográfico)
El bit 1 se lleva a la posición 40El bit 1 se lleva a la posición 40
Permutación inicial del DES: tabla IP

58 50 42 34 26 18 10 2
60 52 44 36 28 20 12 4
62 54 46 38 30 22 14 6
64 56 48 40 32 24 16 8
57 49 41 33 25 17 9 1
59 51 43 35 27 19 11 3
61 53 45 37 29 21 13 5
63 55 47 39 31 23 15 7
L0 = 58 50 42 34 26 18 10 02 60 52 44 36
28 20 12 04 62 54 46 38 30 22 14 06
64 56 48 40 32 24 16 08
R0 = 57 49 41 33 25 17 09 01 59 51 43 35
27 19 11 03 61 53 45 37 29 21 13 05
63 55 47 39 31 23 15 07
Observe la distribución correlativa que existe entre los
bits del bloque izquierdo L0 y del bloque derecho R0 de
texto. Este tipo de distribución de los bits en tablas, a
simple vista caprichosa , será muy común en el DES.
Bloques izquierdo y derecho de texto

Tabla IP-1
40 8 48 16 56 24 64 32
39 7 47 15 55 23 63 31
38 6 46 14 54 22 62 30
37 5 45 13 53 21 61 29
36 4 44 12 52 20 60 28
35 3 43 11 51 19 59 27
34 2 42 10 50 18 58 26
33 1 41 9 49 17 57 25
El bit 40 vuelve a la posición 1
y todos los demás bits a su
posición inicial antes de IP.
El bit 40 vuelve a la posición 1
y todos los demás bits a su
posición inicial antes de IP.
Permutación final del DES: tabla IP-1

• Se permuta la mitad derecha Ri
aplicando expansión a 48 bits
• La clave de 56 bits se desplaza,
permuta y se seleccionan los 48
bits de Ki de cada vuelta.
• La nueva mitad derecha Ri y la
clave Ki se suman XOR
• Se reducen los 48 bits de salida
a 32 bits mediante las Cajas-S
• Se permuta el resultado
• El resultado se suma XOR con
la mitad izquierda Li
EN CADA CICLO:
En la próxima
vuelta, la mitad
derecha anterior
pasa íntegra como
mitad izquierda. La
mitad derecha de la
nueva vuelta será el
último resultado or
exclusivo del ciclo.
Operaciones en cada ciclo del DES

Esquema de la
función de cifra
f en cada ciclo
En las cajas S
se consigue la
fortaleza del
algoritmo. Es
una función
unidireccional
y no lineal.
En las cajas S
se consigue la
fortaleza del
algoritmo. Es
una función
unidireccional
y no lineal.
Módulo de cifra en DES
16 bits repetidos
Columnas 1ª y
2ª repetidas

1 6 7 12 13 18 19 24 25 30 31 36 37 42 43 48
1 4 5 8 9 12 13 16 17 20 21 24 25 28 29 32
Permutación con expansión a 48 bits (Tabla E)
ki (48 bits)
Operación Or Exclusivo con la subclave ki
S1 S2 S3 S4 S5 S6 S7 S8
Sustitución con compresión a 32 bits (Cajas S)
Permutación de Salida del ciclo (Tabla P)
De cada 6 bits de entrada se obtienen 4 bits de salida
No lineal y unidireccional. Hay cuatro soluciones de entrada para cada salida
Operación de las cajas S en el DES

Valores de las cajas S1 y S2 del DES
0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 10 11 12 13 14 1 5
0
1
2
3
C O L U M N A S
S1
F
I
L
A
S
14 4 13 1 2 15 11 8 3 10 6 12 5 9 0
7
0 15 7 4 14 2 13 1 10 6 12 11 9 5 3
8
4 1 14 8 13 6 2 11 15 12 9 7 3 10 5 0
15 12 8 2 4 9 1 7 5 11 3 14 10 0 6
13
0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 10 11 12 13 14 1 5
0
1
2
3
C O L U M N A S
S2
F
I
L
A
S
15 1 8 14 6 11 3 4 9 7 2 13 12 0 5
10
3 13 4 7 15 2 8 14 12 0 1 10 6 9 11
5
0 14 7 11 10 4 13 1 5 8 12 6 9 3 2
15
13 8 10 1 3 15 4 2 11 6 7 12 0 5 14
9

0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 10 11 12 13 14 1 5
0
1
2
3
C O L U M N A S
S3
F
I
L
A
S
10 0 9 14 6 3 15 5 1 13 12 7 11 4 2 8
13 7 0 9 3 4 6 10 2 8 5 14 12 11 15
1
13 6 4 9 8 15 3 0 11 1 2 12 5 10 14
7
1 10 13 0 6 9 8 7 4 15 14 3 11 5 2
12
0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 10 11 12 13 14 1 5
0
1
2
3
C O L U M N A S
S4
F
I
L
A
S
7 13 14 3 0 6 9 10 1 2 8 5 11 12 4
15
13 8 11 5 6 15 0 3 4 7 2 12 1 10 14
9
10 6 9 0 12 11 7 13 15 1 3 14 5 2 8
4
3 15 0 6 10 1 13 8 9 4 5 11 12 7 2
14

0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 10 11 12 13 14 1 5
0
1
2
3
C O L U M N A S
S5
F
I
L
A
S
2 12 4 1 7 10 11 6 8 5 3 15 13 0 14 9
14 11 2 12 4 7 13 1 5 0 15 10 3 9 8
6
4 2 1 11 10 13 7 8 15 9 12 5 6 3 0
14
11 8 12 7 1 14 2 13 6 15 0 9 10 4 5 3
0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 10 11 12 13 14 1 5
0
1
2
3
C O L U M N A S
S6
F
I
L
A
S
12 1 10 15 9 2 6 8 0 13 3 4 14 7 5
11
10 15 4 2 7 12 9 5 6 1 13 14 0 11 3
8
9 14 15 5 2 8 12 3 7 0 4 10 1 13 11
6
4 3 2 12 9 5 15 10 11 14 1 7 6 0 8
13

0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 10 11 12 13 14 1 5
0
1
2
3
C O L U M N A S
S7
F
I
L
A
S
4 11 2 14 15 0 8 13 3 12 9 7 5 10 6
113 0 11 7 4 9 1 10 14 3 5 12 2 15 8
6
1 4 11 13 12 3 7 14 10 15 6 8 0 5 9
2
6 11 13 8 1 4 10 7 9 5 0 15 14 2 3
12
0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 10 11 12 13 14 1 5
0
1
2
3
C O L U M N A S
S8
F
I
L
A
S
13 2 8 4 6 15 11 1 10 9 3 14 5 0 12
7
1 15 13 8 10 3 7 4 12 5 6 11 0 14 9
2
7 11 4 1 9 12 14 2 0 6 10 13 15 3 5
8
2 1 14 7 4 10 8 13 15 12 9 0 3 5 6
11

Ejemplo:
Sean los bits 7 al 12 los siguientes: 101100
Los bits corresponderán entonces a la entrada de la caja S2
Para seleccionar la fila tomamos los bits extremos: 102 = 210 = 2
Para seleccionar la columna tomamos los bits centrales: 01102 = 610 = 6
La caja S2 indica una salida igual a 1310 = 11012
explicación
Entrada: 101100 (6 bits)
Salida: 1101 (4 bits)
Ejemplo de operación de cajas S del DES

57 49 41 33 25 17 9
1 58 50 42 34 26 18
10 2 59 51 43 35 27
19 11 3 60 52 44 36
63 55 47 39 31 23 15
7 62 54 46 38 30 22
14 6 61 53 45 37 29
21 13 5 28 20 12 4
Se han eliminado los bits de paridad:
8, 16, 24, 32, 40, 48, 56, 64.
Tabla PC-1 (56 bits)28 bits 28 bits
Cálculo de subclaves en el DES (PC-1)

4 17 11 24 1 5
3 28 15 6 21 10
23 19 12 4 26 8
16 7 27 20 13 2
41 52 31 37 47 55
30 40 51 45 33 48
44 49 39 56 34 53
46 42 50 36 29 32
Tabla PC-2 (48 bits) ⇒ k1, k2, ..., k16
Se han eliminado los bits:
9, 18, 22, 25, 35, 38, 43, 54.
28 bits 28 bits
48 bits
48 bits
48 bits
Cálculo de subclaves en el DES (PC-2)

Vuelta i Bits Desp. Izda.
1 1
2 1
3 2
4 2
5 2
6 2
7 2
8 2
Vuelta i Bits Desp. Izda.
9 1
10 2
11 2
12 2
13 2
14 2
15 2
16 1
Se produce un desplazamiento total igual
a 28, todos los bits de cada bloque Ci y Di
28 bits28 bits
Desplazamiento de subclaves en el DES
LF1, LF2, ..., LF16
Σ

Se toman en sentido contrario:
k16, k15, k14, k13, k12, k11, k10, k9,
k8, k7, k6, k5, k4, k3, k2, k1
Como se aplica un desplazamiento
de 28 bits en cada bloque de clave,
entonces D16 = D0 y C16 = C0
Los desplazamientos para el cálculo de
las subclaves de descifrado son los
mismos de la tabla anterior pero ahora
se toman hacia la derecha, puesto que
los desplazamientos coinciden.
64 bits de criptograma
Operación de descifrado en el DES

Claves débiles en hexadecimal:
Una clave es débil si se verifica que: Ek[Ek(M)] = M
Además de 0000000000000000 y FFFFFFFFFFFFFFFF (que son obvias)
serán débiles estas cuatro claves:
0101010101010101 FEFEFEFEFEFEFEFE
EOEOEOEOF1F1F1F1 1F1F1F1F0E0E0E0E
Claves semidébiles en hexadecimal:
Una clave es semidébil si se verifica que: Ek1[Ek2(M)] = M
Son claves k1,k2 semidébiles las siguientes seis parejas:
(01FE01FE01FE01FE, FE01FE01FE01FE01)
(1FE01FE00EF10EF1, E01FE01FF10EF10E)
(01E001E001F101F1, E001E001F101F101)
(1FFE1FFE0EFE0EFE, FE1FFE1FFE0EFE0E)
(011F011F010E010E, 1F011F010E010E01)
(E0FEE0FEF1FEF1FE, FEE0FEE0FEF1FEF1)
Además de éstas, hay otras ecuaciones que verifican dichas claves.
Claves débiles y semidébiles
Los bloques C y D de la
clave son todos 0s ó 1s.

Ejemplo 1: a partir de las tablas PC-1 y PC-2, encuentre la secuencia de
bits de los registros C1 y D1 y la subclave k1.
Solución:
i = 01 02 03 04 05 06 07 08 09 10 11 12 13 14 15 16 17 18 19 20 21 22 23 24 25 26 27 28
C1 = 49 41 33 25 17 09 01 58 50 42 34 26 18 10 02 59 51 43 35 27 19 11 03 60 52 44 36 57
i = 29 30 31 32 33 34 35 36 37 38 39 40 41 42 43 44 45 46 47 48 49 50 51 52 53 54 55 56
D1 = 55 47 39 31 23 15 07 62 54 46 38 30 22 14 06 61 53 45 37 29 21 13 05 28 20 12 04 63
k1 = 10 51 34 60 49 17 33 57 02 09 19 42 03 35 26 25 44 58 59 01 36 27 18 41
22 28 39 54 37 04 47 30 05 53 23 29 61 21 38 63 15 20 45 14 13 62 55 31
Ejemplo 2: si la clave es PRUEBALO, encuentre C0 y D0 y la subclave k1.
Para encontrar C0 y D0 escriba en ASCII la clave y elimine el último bit
de cada byte como si fuese el de paridad.
Solución:
C0 = 0000 0000 1111 1111 0000 0000 0000
C1 = 1001 0010 1100 1100 1100 0000 0111
k1 = 101000 001001 001001 000010 101101 010100 100111 100100
Ejemplo de cálculo de claves en DES

Debilidades:
 Se podría reconstruir ese libro electrónico sin necesidad
de conocer la clave.
 Aparece el problema denominado de comienzos y
finales fijos que permiten un tipo de ataque sencillo.
 Se ataca a través de la repetición de bloques similares.
Modo de cifra ECB
Electronic CodeBook: cifra cada bloque con la clave k de
forma independiente. Por lo tanto, el resultado es como si se
codificase mediante un gran libro electrónico de códigos.
 Recuerde: codificar no es lo mismo que cifrar.
Recuerde que estos modos son válidos para todos los cifradores en bloque

 Cada bloque de 64 bits del texto en claro se
pasa por el cifrador, usando la misma clave de
64 bits.
 Para bloques de texto en claro iguales, se
obtiene siempre el mismo criptograma.
 Como a cada bloque de texto en claro le
corresponde un único código o texto cifrado de
salida y éste es constante, este modo de cifra
lleva por nombre Libro Electrónico de Códigos.
Es como si tuviésemos un gran libro de código
con un código distinto para cada mensaje.
Características del modo ECB en DES

• Se encadenan los
bloques de texto en
claro con el bloque del
criptograma anterior.
• Usa un vector de
inicialización IV de 64
bits que se guarda en
secreto.
Vector IV = I0
Modo de cifra CBC en DES
Cipher Block Chaining:
cifra por encadenamiento
de bloques (el más común)

Cifrado
El vector IV se suma
XOR a los 64 bits de
texto en claro.
Se cifra con la clave K
esa suma.
El resultado Ci se usa
como vector IV para el
nuevo bloque.
Descifrado
Se descifra el primer bloque con
vector IV:
P1 = D(C1) ⊕ I0
P1 = D[E(P1⊕ I0)] ⊕ I0
Se guarda el bloque Ci-1 en un
registro. Se descifra el bloque Ci
y luego XOR entre esos bloques:
Mi = D(Ci) ⊕ Ci-1
CARACTERÍSTICAS:
Evita el ataque por repetición de bloque. Enmascara el mensaje lo
mismo que la cifra en flujo. El espacio de claves es igual a 64 bits.
La propagación de un error afecta a dos bloques contiguos.
Operaciones de cifra modo CBC en DES

• Se pueden cifrar
unidades de datos más
pequeñas que bloques,
por lo general un byte.
• Se usa un registro de
desplazamiento RD de
64 bits como vector
inicial IV.
CIFRAR CIFRAR
Modo de cifra CFB en DES
Cipher FeedBack: cifrado
por realimentación de
bloques

Cifrado
Se suma XOR cada byte del
texto claro con bytes resultado
de la cifra de RD y la clave K.
El byte Ci se envía al registro;
se desplazan a la izquierda 8
bits hasta formar otro RD y se
repite el proceso de cifra.
Descifrado
Se cifra el registro RD.
Se obtienen de esta forma
los elementos de Ci-d.
Se suma XOR los Ci-d con
los Ci del criptograma para
obtener Pi.
Se realimenta Ci al registro
RD y se repite el proceso.CARACTERÍSTICAS:
Evita el ataque por repetición de bloque; enmascara el mensaje como
en cifra en flujo, el espacio de claves es igual a 64 bits; la propagación
de un error se limita a un bloque.
Operaciones de cifra modo CFB en DES

El DES, la clave y el
Registro RD actúan
como un generador de
secuencia cifrante.
Bits menos
significativos
Registro Desplazamiento (64 bits)
Byte
Mensaje
DESK
Ci-1
⊕Bi Ci
Si la cifra se realiza bit a bit, OFB se convierte en cifrador de flujo.
Modo de cifra OFB en DES
La realimentación de
la señal se realiza antes
de la operación XOR.
Output FeedBack: cifrado
por realimentación de
bloques de salida
El byte se va desplazando por el registro

 Evita el ataque por repetición de bloque.
 Produce un enmascaramiento del mensaje similar al de
un cifrador de flujo.
 El espacio de claves es igual a 64 bits.
 La propagación de un error afecta sólo a un byte, el
que se realimenta en el registro de desplazamiento.
 Las operaciones de cifrado y descifrado son iguales.
Características del modo OFB en DES
A pesar de las propiedades interesantes de los
últimos modos, el más utilizado en los sistemas
de cifra de diversos protocolos es el CBC.

Si un sistema forma un grupo, entonces cifrar un mensaje M
con una clave k1 y luego el resultado con una clave k2, es lo
mismo que cifrar el mensaje con una única clave k3.
Por ejemplo, el cifrador de Vigenère es un grupo como se
demuestra a continuación. Sea k1 = PACO y k2 = CINE y el
mensaje a cifrar M = ESTO ES UN GRUPO.
M1 = ESTO ESUN GRUP O
k1 = PACO PACO PACO P
C1 = TSVD TSWB VRWE E
Obtendremos lo mismo si ciframos el mensaje M
con la clave k3 = k1 + k2 = PACO + CINE = RIOS.
M2 = TSVD TSWB VRWE E
k2 = CINE CINE CINE C
C2 = VAIH VAJF XZJI G
Cifrado múltiple en un grupo

k1 = PACO PACO PACO P
C1 = TSVD TSWB VRWE E
M2 = TSVD TSWB VRWE E
k2 = CINE CINE CINE C
El DES no será un grupo y, por lo tanto, permitirá el cifrado
múltiple. Esto aumentará el tamaño efectivo de la clave.
k3 = RIOS RIOS RIOS R
Como ejercicio compruebe que a resultados similares llega si,
por ejemplo, usa ahora los siguientes pares de claves:
LAPALA y LANUCA; PASA y NADA; PAÑOS y TERMA.
¿Cuáles son las claves k3 en cada caso? 
El DES no es un grupo

¿Se duplica la longitud de la clave?
En este modelo, cabe esperar que la longitud efectiva de la
clave sea 22n
donde n representa la longitud de bits de las
claves k1 y k2. No obstante esto no es cierto.
En realidad el tamaño de la clave resultante en este caso es
equivalente a 2n+1
, un aumento insignificante (un solo bit)
para un valor de n grande (típico) y por esta razón no se
usa.
k1 k2
DES DES
M C
k1 y k2 son
claves n bits
C’
¿Podríamos usar un doble DES?

k1 y k2 son
claves n bits
a) Se descripta el criptograma C por fuerza bruta usando las 2n
claves
posibles y realizando entonces 2n
cálculos. Se obtiene así Y.
b) Con los “textos intermedios” Y se forma una tabla ordenada de textos
cifrados con sus correspondientes valores k2.
c) Se cifra el texto en claro M conocido con todas las claves k1 y se
comparan los resultados con Y, realizando un máximo de 2n
cálculos.
d) Una de las claves será la verdadera y se ha realizado un número
menor que 2n
+ 2n
= 2n+1
cálculos. Luego la clave real es igual a 2n+1
.
Este ataque se conoce con el nombre de meet-in-the-middle.
Ataque por encuentro a medio camino
k1 k2
DES DESM C
Y

• En este caso se logra un valor efectivo de longitud de
clave igual a 22n
bits, es decir 22•56
= 2112
bits efectivos.
• El modelo anterior con sólo dos claves es compatible con
el DES de clave única cuando k1 = k2. Es más eficiente y
equivalente al cifrado triple con claves k1, k2, k3.
• Este modelo fue propuesto por Matyas y Meyer de IBM,
se conoce como EDE (Encrypt-Decrypt-Encrypt) y es
inmune a ataques por encuentro a medio camino.
k1 k2
E (DES)
M C
k1 y k2 son
claves n bits
k1
D (DES) E (DES)
Triple DES tipo EDE

k1 k2
E (DES)
M C
k1 y k2
claves de
64 bits
k1
D (DES) E (DES)
Aunque el algoritmo DES haya sufrido diversos ataques y no se haya vuelto
a certificar por el NIST como estándar de cifrado, el Triple DES sí tiene una
gran seguridad debido al tamaño de su clave de 112 bits efectivos y sigue
siendo válido en el año 2005. De hecho, era el algoritmo propuesto en el
protocolo SET y se encuentra, entre otras aplicaciones, en el programa PGP.
Usos de Triple DES
http://www.rsasecurity.com/rsalabs/node.asp?id=2231

Historia del IDEA
 En 1990 Xuejia Lai y James Massey proponen el PES,
Proposed Encryption Standard.
 En 1991 -debido a los avances de Biham y Shamir en el
criptoanálisis diferencial- los autores proponen el IPES,
Improved Proposed Encryption Standard.
 En 1992 los autores proponen finalmente el algoritmo
IDEA, International Data Encryption Algorithm.
 En 1999 el algoritmo IDEA, mucho más seguro que el
DES y sus versiones, se comienza a usar ampliamente en
el sistema de correo electrónico seguro PGP.
International Data Encryption Algorithm IDEA
http://en.wikipedia.org/wiki/International_Data_Encryption_Algorithm

• Cifra bloques de 64 bits
en 8 vueltas
• Hay una transformación
final con 4 claves para
invertir operación inicial
• Divide la entrada M en
cuatro bloques de 16 bits
• Se generan 52 subclaves
de 16 bits a partir de la
clave maestra de 128 bits
• Usa 6 claves por vuelta
Todas sus operaciones
se realizan dentro de
un cuerpo finito
Estructura y esquema de IDEA

Operaciones básicas
XOR
Suma módulo 216
(mod 65.536)
Multiplicación módulo 216
+1 ((65.537)
Es primo y se
asegura el inverso
multiplicativo
Operaciones matemáticas en IDEA
Todas las operaciones se realizan con bloques de 16 bits y el
truco está en que los bloques cuyo valor sea 0 (16 bits) se
cambiarán por la constante 216
...de 17 bits . Simplemente
representa la salida con n bits, no teniendo en cuenta el bit de
desbordamiento. Un ejemplo con números pequeños:

Ejemplo dentro de un grupo n pequeño
Como 2n
+ 1 debe ser primo, sea n = 2 ya que 22
= 4 y 22
+ 1 = 5
X Y X + Y X ⊗ Y X ⊕ Y
0 00 0 00 0 00 1 01 0 00
0 00 1 01 1 01 0 00 1 01
0 00 2 10 2 10 3 11 2 10
0 00 3 11 3 11 2 10 3 11
1 01 0 00 1 01 0 00 1 01
1 01 1 01 2 10 1 01 0 00
1 01 2 10 3 11 2 10 3 11
1 01 3 11 0 00 3 11 2 10
2 10 0 00 2 10 3 11 2 10
2 10 1 01 3 11 2 10 3 11
2 10 2 10 0 00 0 00 0 00
2 10 3 11 1 01 1 01 1 01
3 11 0 00 3 11 2 10 3 11
3 11 1 01 0 00 3 11 2 10
3 11 2 10 1 01 1 01 1 01
3 11 3 11 2 10 0 00 0 00
Operaciones: + mod 2n
(mod 4), ⊗ mod 2n
+1 (mod 5), XOR (mod 2)
n = 2
dos bits
Veremos cómo
se opera con la
multiplicación.
La suma y el or
exclusivo son
operaciones
similares.
Operaciones +, ⊗ y ⊕ en grupo pequeño

X Y X + Y X ⊗ Y X ⊕ Y
0 00 0 00 0 00 1 01 0 00
0 00 1 01 1 01 0 00 1 01
0 00 2 10 2 10 3 11 2 10
0 00 3 11 3 11 2 10 3 11
1 01 0 00 1 01 0 00 1 01
1 01 1 01 2 10 1 01 0 00
1 01 2 10 3 11 2 10 3 11
1 01 3 11 0 00 3 11 2 10
2 10 0 00 2 10 3 11 2 10
2 10 1 01 3 11 2 10 3 11
2 10 2 10 0 00 0 00 0 00
2 10 3 11 1 01 1 01 1 01
3 11 0 00 3 11 2 10 3 11
3 11 1 01 0 00 3 11 2 10
3 11 2 10 1 01 1 01 1 01
3 11 3 11 2 10 0 00 0 00
Operaciones: + mod 2n
(mod 4), ⊗ mod 2n
+1 (mod 5), XOR (mod 2)
Ejemplo de operación ⊗ en IDEA
Recuerde que 0
es igual a 2n
= 4
por lo que:
0⊗0 = 22
x 22
= 16 mod 5
= 1
Recuerde que 0
es igual a 2n
= 4
por lo que:
0⊗0 = 22
x 22
= 16 mod 5
= 1
0⊗1 = 22
x 1 = 4
= 4 mod 5
= 4 = 0
(por definición)
0⊗1 = 22
x 1 = 4
= 4 mod 5
= 4 = 0
(por definición) 0⊗2 = 22
x 2 = 8
= 8 mod 5
= 3
0⊗2 = 22
x 2 = 8
= 8 mod 5
= 3
0⊗3 = 22
x 3 = 12
= 12 mod 5
= 2
0⊗3 = 22
x 3 = 12
= 12 mod 5
= 2
Los demás cálculos con los diferentes valores de X e Y son todos similares

Operaciones inversas
al comienzo y al final
del algoritmo. Esto
permite usar el mismo
algoritmo para cifrar
que para descifrar.
Bloque principal
MA
Operación cifrado
Detalles del algoritmo IDEA

Estas tres operaciones provocan confusión y no
cumplen las leyes distributiva ni asociativa.
La estructura que crea la
difusión es un bloque básico
denominado Estructura MA
Multiplication / Addition.
Usa sólo dos claves por cada
vuelta y sus entradas F1, F2
así como sus salidas G1, G2
están conectadas por XOR.
Bloque principal de IDEA
⊕
⊕

A partir de una entrada de
128 bits, se generan las 52
subclaves de cifrado.
Se produce un desplazamiento de 25
bits a la izquierda en cada una de las
7 fases de generación de claves.
26
23 86
64 bits de últimas claves
Con los
primeros
128 bits se
generan 8
subclaves
de 16 bits
cada una.
Los 64
últimos
bits de
la fase 7
no se
usan.
Generación de claves en IDEA

Clave Principal k = 128 bits
001 002 003 004 005 006 007 008 009 010 011 012 013 014 015 016 017 018 019 020 021 022 023 024 025 026 027 028 029 030 031 032
033 034 035 036 037 038 039 040 041 042 043 044 045 046 047 048 049 050 051 052 053 054 055 056 057 058 059 060 061 062 063 064
065 066 067 068 069 070 071 072 073 074 075 076 077 078 079 080 081 082 083 084 085 086 087 088 089 090 091 092 093 094 095 096
097 098 099 100 101 102 103 104 105 106 107 108 109 110 111 112 113 114 115 116 117 118 119 120 121 122 123 124 125 126 127 128
Primeros 16 bits de clave …. Ultimos 16 bits de clave
1ª 001 002 003 004 005 006 007 008 009 010 011 012 013 014 015 016 …. 113 114 115 116 117 118 119 120 121 122 123 124 125 126 127 128
2ª 026 027 028 029 030 031 032 033 034 035 036 037 038 039 040 041 …. 010 011 012 013 014 015 016 017 018 019 020 021 022 023 024 025
3ª 051 052 053 054 055 056 057 058 059 060 061 062 063 064 065 066 …. 035 036 037 038 039 040 041 042 043 044 045 046 047 048 049 050
4ª 076 077 078 079 080 081 082 083 084 085 086 087 088 089 090 091 …. 060 061 062 063 064 065 066 067 068 069 070 071 072 073 074 075
5ª 101 102 103 104 105 106 107 108 109 110 111 112 113 114 115 116 …. 085 086 087 088 089 090 091 092 093 094 095 096 097 098 099 100
6ª 126 127 128 001 002 003 004 005 006 007 008 009 010 011 012 103 …. 110 111 112 113 114 115 116 117 118 119 120 121 122 123 124 125
7ª 023 024 025 026 027 028 029 030 031 032 033 034 035 036 037 038 …. 007 008 009 010 011 012 013 014 015 016 017 018 019 020 021 022
En cada operación sobre la clave de 128 bits, se obtienen 8
claves de 16 bits de las que sólo se usan 6 en cada vuelta.
Las claves restantes se guardan para la siguiente vuelta.
Desplazamientos de la clave en IDEA

Primera vuelta: k1k2k3k4k5k6 B[1…96]
Segunda vuelta: k7k8k9k10k11k12 B[97…128; 26…89]
Tercera vuelta: k13k14k15k16k17k18 B[90…128; 1…25; 51…82]
Cuarta vuelta: k19k20k21k22k23k24 B[83…128; 1…50]
Quinta vuelta: k25k26k27k28k29k30 B[76…128; 1…43]
Sexta vuelta: k31k32k33k34k35k36 B[44…75; 101…128; 1…36]
Séptima vuelta: k37k38k39k40k41k42 B[37…100; 126…128; 1…29]
Octava vuelta: k43k44k45k46k47k48 B[30…125]
Transformación: k49k50k51k52 B[23…86]
Claves usadas por IDEA en cada en vuelta
La distribución de bits de subclaves
en cada vuelta sigue una lógica

K1: 001 002 003 004 005 006 007 008 009 010 011 012 013 014 015 016
K7: 097 098 099 100 101 102 103 104 105 106 107 108 109 110 111 112
K13: 090 091 092 093 094 095 096 097 098 099 100 101 102 103 104 105
K19: 083 084 085 086 087 088 089 090 091 092 093 094 095 096 097 098
K25: 076 077 078 079 080 081 082 083 084 085 086 087 088 089 090 091
K31: 044 045 046 047 048 049 050 051 052 053 054 055 056 057 058 059
k37: 037 038 039 040 041 042 043 044 045 046 047 048 049 050 051 052
k43: 030 031 032 033 034 035 036 037 038 039 040 041 042 043 044 045
Primeras claves en cada vuelta en IDEA
Las primeras claves de cada vuelta k1, k7, k13, k19, k25, k31, k37 y
k43 usan un conjunto diferente de bits. Excepto en las vueltas
primera y octava, los 96 bits de subclave usados en cada vuelta,
no son contiguos. Debido al desplazamiento en cada fase de 25
bits a la izquierda, se hace muy difícil el ataque a la clave.

Ejemplo de cálculo de claves en IDEA
Si la clave es “IDEA es la clave” de 16 caracteres (128 bits),
encuentre los 16 bits de la segunda clave de la cuarta vuelta.
Solución:
01 02 03 04 05 06 07 08 09 10 11 12 13 14 15 16 17 18 19 20 21 22 23 24 25 26 27 28 29 30
0 1 0 0 1 0 0 1 0 1 0 0 0 1 0 0 0 1 0 0 0 1 0 1 0 1 0 0 0 0
31 32 33 34 35 36 37 38 39 40 41 42 43 44 45 46 47 48 49 50 51 52 53 54 55 56 57 58 59 60
0 1 0 0 1 0 0 0 0 0 0 1 1 0 0 1 0 1 0 1 1 1 0 0 1 1 0 0 1 0
61 62 63 64 65 66 67 68 69 70 71 72 73 74 75 76 77 78 79 80 81 82 83 84 85 86 87 88 89 90
0 0 0 0 0 1 1 0 1 1 0 0 0 1 1 0 0 0 0 1 0 0 1 0 0 0 0 0 0 1
91 92 93 94 95 96 97 98 99 100 101 102 103 104 105 106 107 108 109 110 111 112 113 114
1 0 0 0 1 1 0 1 1 0 1 1 0 0 0 1 1 0 0 0 0 1 0 1
115 116 117 118 119 120 121 122 123 124 125 126 127 128
1 1 0 1 1 0 0 1 1 0 0 1 0 1
Como en cada vuelta se usan 6 subclaves, la segunda clave de la
cuarta vuelta será la número 3∗6+2 = 20. Como la clave 19
termina en el bit 98, la clave 20 serán los 16 bits siguientes, es
decir del 99 al 114: k20 = 10110001 10000101.

INVERSOS
El algoritmo IDEA, al igual que el DES, permite cifrar y
descifrar con la misma estructura. Como las operaciones se
hacen dentro de un cuerpo finito, en este caso las claves se
toman como los inversos de las operaciones XOR, suma
mod 216
y producto mod 216
+1, dependiendo de las
operaciones realizadas en la fase de cifrado.
Inverso XOR: se aplica la misma función
Inverso aditivo: suma mod 216
Inverso multiplicativo: producto mod 216
+1
Descifrado con IDEA

d1 = k49
-1
d2 = -k50 d3 = -k51 d4 = k52
-1
d5 = k47 d6 = k48
d7 = k43
-1
d8 = -k45 d9 = -k44 d10 = k46
-1
d11 = k41 d12 = k42
d13 = k37
-1
d14 = -k39 d15 = -k38 d16 = k40
-1
d17 = k35 d18 = k36
d19 = k31
-1
d20 = -k33 d21 = -k32 d22 = k34
-1
d23 = k29 d24 = k30
d25 = k25
-1
d26 = -k27 d27 = -k26 d28 = k28
-1
d29 = k23 d30 = k24
d31 = k19
-1
d32 = -k21 d33 = -k20 d34 = k22
-1
d35 = k17 d36 = k18
d37 = k13
-1
d38 = -k15 d39 = -k14 d40 = k16
-1
d41 = k11 d42 = k12
d43 = k7
-1
d44 = -k9 d45 = -k8 d46 = k10
-1
d47 = k5 d48 = k6
d49 = k1
-1
d50 = -k2 d51 = -k3 d52 = k4
-1
Inversos del producto
Inversos de la suma
Inversos del XOR
Claves de descifrado en IDEA

Para descifrar, cada
bloque de criptograma
se dividirá en cuatro
subbloques de 16 bits
Las operaciones
se hacen ahora
hacia arriba
Operación de descifrado con IDEA
Módulo IDEA

d1 = k49
-1
d2 = -k50 d3 = -k51 d4 = k52
-1
d5 = k47 d6 = k48
d7 = k43
-1
d8 = -k45 d9 = -k44 d10 = k46
-1
d11 = k41 d12 = k42
d13 = k37
-1
d14 = -k39 d15 = -k38 d16 = k40
-1
d17 = k35 d18 = k36
d19 = k31
-1
d20 = -k33 d21 = -k32 d22 = k34
-1
d23 = k29 d24 = k30
d25 = k25
-1
d26 = -k27 d27 = -k26 d28 = k28
-1
d29 = k23 d30 = k24
d31 = k19
-1
d32 = -k21 d33 = -k20 d34 = k22
-1
d35 = k17 d36 = k18
d37 = k13
-1
d38 = -k15 d39 = -k14 d40 = k16
-1
d41 = k11 d42 = k12
d43 = k7
-1
d44 = -k9 d45 = -k8 d46 = k10
-1
d47 = k5 d48 = k6
d49 = k1
-1
d50 = -k2 d51 = -k3 d52 = k4
-1
Ultimas 6 claves
de descifrado
Uso de claves inversas en descifrado IDEA

• IDEA se muestra inmune ante un criptoanálisis diferencial. Sus
autores conocían esta debilidad del DES y lo hicieron resistente.
• Joan Daemen descubre en 1992 una clase de claves débiles. La
siguiente clave k = 0000,0000,0x00,0000,0000,000x,xxxx,x000 en
hexadecimal es débil, en el sentido de que un criptoanalista podría
identificarla en un ataque con texto en claro elegido. Las posiciones
x pueden ser cualquier número en hexadecimal.
• La probabilidad de que se use este tipo de claves es sólo de uno en
296
y se puede, además, eliminar por diseño.
• No se conoce a la fecha ningún sistema o algoritmo de ataque que
haya criptoanalizado el IDEA.
• Joan Daemen y Vincent Rijmen crearán en 1997 el RIJNDAEL,
nuevo estándar mundial del NIST desde finales de 2001.
Fortaleza del algoritmo IDEA
http://www.cosic.esat.kuleuven.ac.be/publications/article-140.pdf

• Cifrador en bloque de clave variable propuesto por Ron Rivest.
• El código es secreto industrial de RSA Data Security Inc.
• Tamaño del bloque de texto: 64 bits.
• Con una clave con tamaño variable (de 8 a 1.024 bits) forma una
tabla de 128 bytes (1.024 bits) que depende de la clave inicial.
• No usa cajas S y es casi tres veces más rápido que DES.
• Se usa en SMIME con longitudes de clave de 40, 64 y 128 bits.
• Los algoritmos RC2 y RC4 (este último cifrador de flujo) se
incluyen en productos para la exportación, como navegadores.
• Operaciones primitivas de cifra: suma en módulo 232
, operación
or exclusivo, complemento de bits, operación AND y rotación
circular a la izquierda.
• Realiza 18 vueltas conocidas como mixing y mashing.
Otros algoritmos: RC2

• RC5 es un cifrador en bloque de tamaño variable de Ron Rivest.
• Cifra bloques de texto de 32, 64 ó 128 bits.
• Tamaño de clave hasta 2.048 bits, en función número de vueltas.
• Número de vueltas de 0 a 255.
• Versiones específicas: RC5 –w/r/b donde w es el tamaño de la
palabra (16, 32 ó 64 bits) -RC5 cifra bloques de dos palabras-, r
es el número de vueltas y b es el tamaño en octetos de la clave K.
El valor propuesto por Rivest como mínimo es RC5 –32/12/16.
• Rutina expansión de clave: se expande K para llenar una tabla.
• Rutinas de cifrado y descifrado: usa primitivas de suma módulo
2w
, or exclusivo y rotación circular a la izquierda.
• Características: muy rápido, arquitectura simple, bajos requisitos
de memoria y alta seguridad. Las rotaciones dependientes de los
datos le fortalecen ante el criptoanálisis diferencial.
Otros algoritmos: RC5

• SAFER: Secure and Fast Encryption Routine (James Massey).
• Cifra bloques de texto de 64 bits. Cada bloque de texto a cifrar
se divide en 8 bytes.
• Tamaño de clave: 64 ó 128 bits.
• Número de vueltas de 0 a 10; mínimo recomendable 6.
• Operaciones de cifrado y descifrado distintas basadas en bytes,
que orientan su uso en aplicaciones de tarjetas inteligentes.
• En cada vuelta hay operaciones or y sumas normales, potencias y
logaritmos discretos en p = 257, usando 45 como raíz primitiva.
• Al final del algoritmo hay tres niveles de operaciones lineales
conocidas como Pseudo Transformaciones de Hadamard, PTH,
cuyo objetivo es aumentar la difusión de los bits.
• Existen versiones SAFER SK-64 y SK-128 más seguras ante
claves débiles que sus antecesoras.
Otros algoritmos: SAFER 64 y 128

• Cifrador tipo Feistel de clave variable (Bruce Schneier).
• Cifra bloques de texto de 64 bits.
• Tamaño de clave: de 32 hasta 448 bits. Se generan 18 subclaves
de 32 bits y cuatro cajas S de 8x32 bits, en total 4.168 bytes.
• Número de vueltas: 16, en cada una de ellas se realiza una
permutación función de la clave y una sustitución que es función
de la clave y los datos.
• Operaciones básicas: or exclusivo y suma módulo 232
.
• Cajas S: en cada vuelta hay cuatro con 256 entradas cada una.
• Características: compacto porque necesita sólo 5 K de memoria,
es muy rápido (5 veces más veloz que DES), es conceptualmente
simple y su fortaleza puede variarse según longitud de la clave.
Usa una función F con las cuatro cajas S y operaciones básicas
de suma y or exclusivo que provocan un efecto de avalancha.
Otros algoritmos: Blowfish

• Cifrador Feistel propuesto por C. Adams y S. Tavares (Canadá).
• Cifra bloques de texto de 64 bits con claves de 40 hasta 128 bits
en incrementos de octetos.
• Cifra en 16 vueltas.
• Usa ocho cajas S de 8 bits de entrada y 32 bits de salida con unas
funciones no lineales óptimas (funciones bent), cuatro cajas en
procesos de cifra y las otras cuatro para la generación de claves.
Cada caja es un array de 32 columnas y 256 filas. Los 8 bits de
entrada seleccionan una fila y los 32 bits de ésta es la salida.
• Operaciones básicas: suma y resta módulo 232
, or exclusivo y
rotaciones circulares hacia la izquierda.
• Características: inmune a ataques por criptoanálisis diferencial y
lineal; algoritmo estándar de cifra en últimas versiones de PGP.
Otros algoritmos: CAST 128

• Ha sido desarrollado por la NSA, National Security Agency, está
contenido en los chip Clipper y Capstone y su implementación
sólo está permitida en hardware.
• Cifra bloques de 64 bits con una clave de 80 bits.
• Los usuarios depositan sus claves secretas en diversas agencias
de gobierno.
• Usa 32 vueltas en cada bloque de cifra.
• Los detalles del algoritmo no son públicos.
• Características: imposición de los EEUU para comunicaciones
con la administración, tiene una puerta trasera que puede dejar
en claro la cifra, nadie puede asegurar que el algoritmo tenga la
suficiente fortaleza pero los Estados Unidos piensa usarlo en su
DMS, Defense Messaging System. Ha sido duramente criticado.
Otros algoritmos: Skipjack

 El DES se adopta como estándar en 1976.
 El NIST certifica al DES en 1987 y luego en 1993.
 Durante esos años se estandariza como algoritmo de cifra en
todo el mundo. Su uso principal lo encontramos en el cifrado de
la información intercambiada en transacciones de dinero entre
un cajero automático y el banco respectivo.
 En 1997 NIST no certifica al DES y llama a un concurso
internacional para buscar un nuevo estándar mundial de cifra
denominado AES Advanced Encryption Standard.
 Precisamente entre 1997 y 1999 el DES se enfrenta a tres
ataques o desafíos conocidos como DES Challenge que impulsa
y promociona la compañía RSA.
El DES deja de ser un estándar
http://www.nist.gov/

 29 enero 1997: DES Challenge I. Se rompe la clave en 96
días con 80.000 de ordenadores en Internet que evalúan
7.000 millones de clave por segundo. Para encontrar la
clave se debe recorrer el 25% del espacio de claves .
 13 enero 1998: DES Challenge II-1. Se rompe la clave en
39 días con un ataque tipo distribuido por distributed.net
que llega a evaluar 34.000 millones de claves por
segundo y debe recorrer el 88% del espacio de claves .
 13 julio de 1998: DES Challenge II-2. Electronic Frontier
Foundation EFF crea el DES Cracker con una inversión
de US $ 200.000 y en 56 horas (2½ días) rompe la clave
evaluando 90.000 millones de claves por segundo.
DES Challenge I y II

 18 enero 1999: DES Challenge III. Se unen la máquina
DES Cracker y distributed.net con 100.000 ordenadores
conectados en Internet para romper la clave en 22 horas,
menos de 1 día, evaluando 245.000 millones de claves
por segundo tras recorrer el 22% del espacio de claves.
Se trata del último desafío propuesto por RSA que pone en
evidencia la capacidad de ataques distribuidos a través de los
tiempos muertos de procesador de máquinas conectadas a
Internet que, con un programa cliente, van resolviendo un
pequeño trozo del espacio de claves, comunicándose para ello
con un servidor. Recuerde, el DES no ha sido criptoanalizado,
se ha roto la cifra sólo por el pequeño tamaño de su clave.
DES Challenge III
http://www.rsasecurity.com/rsalabs/node.asp?id=2108

Magnitudes de tiempo y criptoanálisis
Longitud de la clave Tiempo necesario para romper la clave
40 bits 2 segundos
48 bits 9 minutos
56 bits 40 horas
64 bits 14 meses
72 bits 305 años
80 bits 78.250 (216
) años
96 bits 5.127.160.311 (232
) años
112 bits 336.013.578.167.538 (248
) años
128 bits 22.020.985.858.787.784.059 (264
) años
Referencia de tiempo con números grandes
Edad planeta 10.000.000.000 (1010
= 234
) años
Edad universo 100.000.000.000 (1011
= 237
) años
La tabla muestra el tiempo
medio de criptoanálisis
necesario para romper una
clave de cifra simétrica
mediante fuerza bruta, en
este caso usando la potencia
de cálculo alcanzada en el
DES Challenge III en 1999,
unos 250.000 millones de
claves por segundo con la
máquina DES Cracker y
unos 100.000 computadores
a través de Internet. Según
la ley de Moore, en el 2006
esta potencia de cálculo se
multiplicaría por 20 o más.
La seguridad de 128 bits de una cifra simétrica es
equivalente a la de 1.024 bits de cifra asimétrica.

AES: Advanced Encryption Standard
 El DES, estándar desde 1976, pasa la certificación de la NBS
National Bureaux of Standards en 1987 y en 1993.
 En 1997 el NIST National Institute of Standards and Technology
(antigua NBS) no certifica al DES y llama a concurso público
para un nuevo algoritmo estándar, el AES.
 En octubre del año 2000 el NIST elige el algoritmo belga
Rijndael como nuevo estándar para cifrado del siglo XXI.
El nuevo estándar en cifra AES
http://csrc.nist.gov/publications/fips/fips197/fips-197.pdf
http://www.criptored.upm.es/guiateoria/gt_m480a.htm
http://www.iaik.tu-graz.ac.at/research/krypto/AES/

Rijndael: autores Vincent Rijmen & Joan Daemen
• No es de tipo Feistel.
• Implementado para trabajar en los procesadores de 8 bits
usados en tarjetas inteligentes y en CPUs de 32 bits.
• Tamaño de clave variable: 128, 192 y 256 bits (estándar) o
bien múltiplo de 4 bytes.
• Tamaño del bloque de texto: 128 bits o múltiplo de 4 bytes.
• Operaciones modulares a nivel de byte (representación en
forma de polinomios) y de palabra de 4 bytes: 32 bits.
• Número de etapas flexible según necesidades del usuario.
• Usa un conjunto de Cajas S similares a las del DES.
Características del algoritmo AES
http://www.iaik.tu-graz.ac.at/research/krypto/AES/old/%7Erijmen/rijndael/

Unidad básica de tratamiento: el byte
• Suma y multiplicación. Son cálculos en Campos de Galois
GF(28
) con 8 bits. Para la reducción de exponente se usará
un polinomio primitivo p(x) = x8
+ x4
+ x3
+ x + 1.
• Producto por x. Esta operación conocida como xtime(a) al
igual que en el caso anterior usa la reducción de exponente.
Puede implementarse fácilmente con desplazamientos y
operaciones or exclusivo.
Operaciones con bytes en AES
Ejemplos

Vamos a sumar los valores hexadecimales 57 y 83:
A = 5716 = 0101 01112 B = 8316 = 1000 00112
que expresados en polinomios dentro de GF(28
) serán:
A = 0101 01112 = x6
+ x4
+ x2
+ x + 1
B = 1000 00112 = x7
+ x + 1
Sumando: A+B = (x6
+ x4
+ x2
+ x + 1) + (x7
+ x + 1) mod 2
A+B = (x7
+ x6
+ x4
+ x2
+ 2x + 2) mod 2
A+B = x7
+ x6
+ x4
+ x2
= 1101 01002 = d416
Y lo mismo se obtiene con la suma Or exclusivo:
0101 0111 ⊕ 1000 0011 = 1101 01002 = d416
Ejemplo de suma en GF(28
)

Vamos a multiplicar los valores hexadecimales 57 y 83:
A = 5716 = 0101 01112 B = 8316 = 1000 00112
que expresados en polinomios dentro de GF(28
) serán:
A = 0101 01112 = x6
+ x4
+ x2
+ x + 1
B = 1000 00112 = x7
+ x + 1
A∗B = (x6
+ x4
+ x2
+ x + 1)∗(x7
+ x + 1) mod 2
A∗B = x13
+ x11
+ x9
+ x8
+ 2x7
+ x6
+ x5
+ x4
+ x3
+ 2x2
+ 2x +1
Reduciendo mod 2
A∗B = x13
+ x11
+ x9
+ x8
+ x6
+ x5
+ x4
+ x3
+ 1
Este resultado hay que reducirlo por p(x) = x8
+ x4
+ x3
+ x + 1
Ejemplo de producto en GF(28
) (1)

Como el polinomio irreducible es p(x) = x8
+ x4
+ x3
+ x + 1
(x13
+ x11
+ x9
+ x8
+ x6
+ x5
+ x4
+ x3
+ 1) mod (x8
+ x4
+ x3
+ x + 1)
Para dejar los valores dentro de GF(28
) vemos que un divisor será x5
+
x3
puesto que x5
x8
= x13
; x5
x4
= x9
; x5
x3
= x8
y x3
x8
= x11
.
x13
+ x11
+ x9
+ x8
+ x6
+ x5
+ x4
+ x3
+ 1 x8
+ x4
+ x3
+ x + 1
x5
+ x3
x13
+ x9
+ x8
+ x6
+ x5
multiplicando p(x) por x5
x11
+ x4
+ x3
+ 1 reduciendo mod 2
x11
+ x7
+ x6
+ x4
+ x3
multiplicando p(x) por x3
x7
+ x6
+ 1 reduciendo mod 2
Resultado: A∗B = x7
+ x6
+ 1 = 1100 00012 = c116
Ejemplo de producto en GF(28
) (2)

x8
= x4
+ x3
+ x + 1Están fuera del cuerpo de 8 bits
El mismo resultado pero de otra forma
A∗B = x13
+ x11
+ x9
+ x8
+ x6
+ x5
+ x4
+ x3
+ 1
x13
= x5
∗x8
= x5
∗(x4
+ x3
+ x + 1) = x9
+ x8
+ x6
+ x5
x13
= x ∗(x4
+ x3
+ x + 1) + (x4
+ x3
+ x + 1) + x6
+ x5
x13
= (x5
+ x4
+ x2
+ x) + (x4
+ x3
+ x + 1) + x6
+ x5
x13
= x6
+ x3
+ x2
+ 1
Es mucho más complejo, pero repitiendo el mismo desarrollo
para x11
, x9
y x8
, reduciendo en cada caso mod 2, obtenemos:
A∗B = x7
+ x6
+ 1 = 1100 0001 = c116

 Hay tres transformaciones distintas llamadas capas en las que se
tratan los bits. Estas constan de:
 Capa de Mezcla Lineal: en ella se busca la difusión de los bits.
 Capa No Lineal: se trata de una zona similar a las cajas S del
DES.
 Capa Clave: operaciones con una función or exclusivo de la
subclave y la información de esta etapa intermedia.
 Las transformaciones realizadas en cada paso del algoritmo se
denominan estados. Estos estados se representa por una matriz de 4
filas y Nb = 4 columnas para el texto en claro y 4 filas y Nk = 4, 6 u
8 columnas para las claves.
Transformaciones o capas del AES
http://www.quadibloc.com/crypto/co040401.htm
En la siguiente página web encontrará una extensa explicación de las
operaciones en el algoritmo Rijndael con interesantes ilustraciones.

Esquema general del AES
Funciones en cifrado:
- AddRoundKey
- ByteSub
- ShiftRow
- MixColumns
Funciones en descifrado:
- InvAddRoundKey
- InvByteSub
- InvShiftRow
- InvMixColumns
Se realizará además una
expansión de la clave K para
generar desde K0 hasta Kr.
http://www.criptored.upm.es/guiateoria/gt_m117i.htmFigura y tablas tomadas de:

Estados de entrada y claves del AES
a0
a4
a8
a12
a1
a5
a9
a13
a2
a6
a10
a14
a3
a7
a11
a15
k0
k4
k8
k12
k1
k5
k9
k13
k2
k6
k10
k14
k3
k7
k11
k15
k0
k4
k8
k12
k16
k20
k1
k5
k9
k13
k17
k21
k2
k6
k10
k14
k18
k22
k3
k7
k11
k15
k19
k23
k0
k4
k8
k12
k16
k20
k24
k28
k1
k5
k9
k13
k17
k21
k25
k29
k2
k6
k10
k14
k18
k22
k26
k30
k3
k7
k11
k15
k19
k23
k27
k31
Bloque de texto 16 bytes (128 bits)
Nb = 128/32 = 4
Clave de 16 bytes (128 bits)
Nk = 128/32 = 4 (10 rondas)
Nk = 192/32 = 6 (12 rondas)
Nk = 256/32 = 8 (16 rondas)
Estados

Combinaciones de estados
Combinaciones
posibles de
estados en AES
Longitud del
bloque
(Nb palabras)
Longitud de la
clave
(Nk palabras)
Número de
Rondas
(Nr)
AES – 128 4 4 10
AES – 192 4 6 12
AES – 256 4 8 14
Para las funciones de cifrado y descifrado se usarán 4 transformaciones
orientadas a bytes:
1. Sustitución de un byte mediante una tabla S-box.
2. Desplazamiento de columnas de un estado.
3. Mezcla de datos dentro de cada columna de estado.
4. Añade una clave de vuelta al estado.

Función ByteSub
S0,0
S0,1
S0,2
S0,3
S1,0
S1,1
S1,2
S1,3
S2,0
S2,1
S2,2
S2,3
S3,0
S3,1
S3,2
S3,3
S’0,0
S’0,1
S’0,2
S’0,3
S’1,0
S’1,1
S’1,2
S’1,3
S’2,0
S’2,1
S’2,2
S’2,3
S’3,0
S’3,1
S’3,2
S’3,3
S-Box
Se trata de una función no lineal que se realiza a través de una S-box.
La S-box se construye:
a) calculando el inverso en GF(28
), y
b) calculando la siguiente transformación afín sobre GF(2):
bi’ = bi ⊕ b(i+4)mod8 ⊕ b(i+5)mod8 ⊕ b(i+6)mod8 ⊕ b(i+7)mod8 ⊕ ci
Donde 0 ≤ i < 8, bi es el iésimo bit del byte y ci es el iésimo bit del byte
c cuyo valor es {63}16 o {011000011}2.

Tabla de inversos en mod 28
Lógicamente se
cumple que:
Si:
inv x = y
Entonces:
inv y = x
Por ejemplo:
inv c4 = da
inv da = c4

Representación de la función ByteSub
b’0
b’1
b’2
b’3
b’4
b’5
b’6
b’7
1 0 0 0 1 1 1 1
1 1 0 0 0 1 1 1
1 1 1 0 0 0 1 1
1 1 1 1 0 0 0 1
1 1 1 1 1 0 0 0
0 1 1 1 1 1 0 0
0 0 1 1 1 1 1 0
0 0 0 1 1 1 1 1
b0
b1
b2
b3
b4
b5
b6
b7
1
1
0
0
0
1
1
0
= +
La transformación afín anterior queda:
b’0 = b0 ⊕ b4 ⊕ b5 ⊕ b6 ⊕ b7 ⊕ c0 b’4 = b4 ⊕ b0 ⊕ b1 ⊕ b2 ⊕ b3 ⊕ c4
b’1 = b1 ⊕ b5 ⊕ b6 ⊕ b7 ⊕ b0 ⊕ c1 b’5 = b1 ⊕ b1 ⊕ b2 ⊕ b3 ⊕ b4 ⊕ c5
b’2 = b2 ⊕ b5 ⊕ b7 ⊕ b0 ⊕ b1 ⊕ c2 b’6 = b6 ⊕ b2 ⊕ b3 ⊕ b4 ⊕ b5 ⊕ c6
b’3 = b3 ⊕ b7 ⊕ b0 ⊕ b1 ⊕ b2 ⊕ c3 b’7 = b7 ⊕ b3 ⊕ b4 ⊕ b5 ⊕ b6 ⊕ c7
Representación
matricial
Valor {63}16 o
{011000011}2
Es el inverso del
valor de entrada

Tabla ByteSub
Usando la siguiente
tabla, se llega a
igual resultado que
calculando el
inverso y luego
aplicando la
transformación
matricial mostrada
en la diapositiva
anterior.
 En la siguiente
diapositiva hay un
ejemplo para el
valor 5a mostrado.

Se pide calcular el ByteSub de 5a
Ejemplo de operación ByteSub
5a = 01011010 = x6
+ x4
+ x3
+ x + 1
inv (5A) = 22 = 00100010 (según la tabla dada)
0
1
1
1
1
1
0
1
1 0 0 0 1 1 1 1
1 1 0 0 0 1 1 1
1 1 1 0 0 0 1 1
1 1 1 1 0 0 0 1
1 1 1 1 1 0 0 0
0 1 1 1 1 1 0 0
0 0 1 1 1 1 1 0
0 0 0 1 1 1 1 1
0
1
0
0
0
1
0
0
1
1
0
0
0
1
1
0
=+
Operando filas por columnas y sumando al resultado el valor
{011000011}2 se obtiene: 1011 1110 = be.
Al mismo
valor se llega
si en la tabla
buscamos la
intersección
entre la fila 5 y
la columna a:
el resultado es
el valor be.

La función consiste en desplazar bloques de un byte hacia la
izquierda módulo columna (en este caso 4) dentro de una fila.
Así la fila 0 no desplaza, la fila 1 desplaza un byte, la fila 2
desplaza dos bytes y la fila 3 desplaza tres bytes como se muestra.
Función ShiftRow
S0,0
S0,1
S0,2
S0,3
S1,0
S1,1
S1,2
S1,3
S2,0
S2,1
S2,2
S2,3
S3,0
S3,1
S3,2
S3,3
S0,0
S0,1
S0,2
S0,3
S1,1
S1,2
S1,3
S1,0
S2,2
S2,3
S2,0
S2,1
S3,3
S3,0
S3,1
S3,2

Opera sobre columnas que son consideradas como un polinomio
sobre GF(28
) multiplicando las columnas módulo x4
+ 1 por este
polinomio fijo, en donde los valores {} están en hexadecimal, que
es primo relativo con x4
+ 1 y por tanto asegura el inverso.
a(x) = {03}x3
+ {01}x2
+ {01}x + {02}
Por tanto, recuerde que {03} = x + 1, {02} = x, {01} = 1.
Función MixColumns
S’0,C
S’1,C
S’2,C
S’3,C
02 03 01 01
01 02 03 01
01 01 02 03
03 01 01 02
S0,C
S1,C
S2,C
S3,C
=
Representación
matricial de la
función
MixColumns
Luego, las operaciones sobre columnas se expresan como:
Para
0 ≤ C < Nb

S’0,C = ({02} • S0,C) ⊕ ({03} • S1,C) ⊕ S2,C ⊕ S3,C
S’1,C = S0,C ⊕ ({02} • S1,C) ⊕ ({03} • S2,C) ⊕ S3,C
S’2,C = S0,C ⊕ S1,C ⊕ ({02} • S2,C) ⊕ ({03} • S3,C)
S’3,C = ({03} • S0,C) ⊕ S1,C ⊕ S2,C ⊕ ({02} • S3,C)
Ejemplo de operación MixColumns
e1 a8 63 0d
fb 18 f4 c8
96 5b 73 11
7c a0 e6 fd
Si
suponemos
que el estado
intermedio es
el indicado:
El primer byte de estado S’0,0 quedará:
S’0,0 = {02}S0,0 ⊕ {03}S1,0 ⊕ S2,0 ⊕ S3,0
S’0,0 = {02}e1 ⊕ {03}fb ⊕ 96 ⊕ 7c
{02}e1 = x(x7
+ x6
+ x5
+ 1)
{02}e1 = x8
+ x7
+ x6
+ x
{02}e1 = (x8
+ x7
+ x6
+ x) mod x4
+ 1 = d2
{03}fb = (x + 1) (x7
+ x6
+ x5
+ x4
+ x3
+ x + 1)
{03}fb = x8
+ x3
+ x2
+ 1
{03}fb = (x8
+ x3
+ x2
+ 1) mod x4
+ 1 = 1d
S’0,0 = d2 ⊕ 1d ⊕ 96 ⊕ 7c
Luego: S’0,0 = 25
Los bytes hasta S’4,4 se
calculan de forma similar.

Función AddRoundKey
S0,0
S0,1
S0,2
S0,3
S1,0
S1,1
S1,2
S1,3
S2,0
S2,1
S2,2
S2,3
S3,0
S3,1
S3,2
S3,3
S’0,0
⊕ K0 S’0,1
⊕ K1 S’0,2
⊕ K2 S’0,3
⊕ K3
S’1,0
⊕ K4 S’1,1
⊕ K5 S’1,2
⊕ K6 S’1,3
⊕ K7
S’2,0
⊕ K8 S’2,1
⊕ K9 S’2,2
⊕ K10 S’2,3
⊕ K11
S’3,0
⊕ K12 S’3,1
⊕ K13 S’3,2
⊕ K14 S’3,3
⊕ K15
AddRoundKey
Se sumarán sumarán or
exclusivo el estado
intermedio con la clave de
cada ronda.
En la ronda 0 será el or
exclusivo entre el texto de
entrada y la clave inicial; en
las rondas siguientes (p.e. 1
a 9) será el or exclusivo de
las subclave de cada ronda
con la salida de la función
MixColumns y en la última
ronda (10) el or exclusivo
de la subclave de estado 10
y la salida de ShiftRows.

AddRoundKey en la vuelta 0
Ronda Estado Inicio ByteSub ShifRows MixColums AddRoundKey
⊕ =
Entrada
Si el bloque de entrada y la clave son de 128 bits, (Nb=4 y Nk =4) con valores
Entrada: 32 43 f6 a8 88 5a 30 8d 31 31 98 a2 e0 37 07 34
Clave: 2b 7e 15 16 28 ae d2 a6 ab f7 15 88 09 cf 4f 3c entonces
1
2b 28 ab 09
7e ae f7 cf
16 a6 88 3c
15 d2 15 4f
32 88 31 e0
43 5a 31 37
a8 8d a2 34
f6 30 98 07
19 a0 9a e9
3d f4 c6 f8
be 2b 2a 08
e3 e2 8d 48
El primer valor del estado siguiente
S’0,0 será 32 XOR 2b
0011 0010
⊕ 0010 1011
= 0001 1001 = 19
La vuelta 10 y el
criptograma final se
muestran en la
próxima diapositiva

AddRoundKey en la vuelta 10
Ronda Estado Inicio ByteSub ShifRows MixColums AddRoundKey
⊕ =
Salida
10
d0 c9 e1 b6
14 ee 3f 63
a8 89 c8 a6
f9 25 0c 0c
eb 59 8b 1b
40 2e a1 c3
1e 84 e7 d2
f2 38 13 42
e9 cb 3d af
09 31 32 2e
72 5f 94 b5
89 07 7d 2c
e9 cb 3d af
31 32 2e 09
b5 72 5f 94
7d 2c 89 07
39 02 dc 19
25 dc 11 6a
1d fb 97 32
84 09 85 0b
9 ...
http://csrc.nist.gov/publications/fips/fips197/fips-197.pdf
 Como se observa, en esta décima y última vuelta
(para Nb = 4 y Nk = 4) sólo se aplican las funciones
ByteSub, ShitfRows y AddRoundKey.
 Ejemplo tomado del documento oficial del NIST:

Expansión de la clave en AES
Bloque / Clave
Nk = 4
(128 bits)
Nk = 6
(192 bits)
Nk = 8
(256 bits)
Nb = 4
128 bits
Nr = 10
1.408 bits
Nr = 12
1.664 bits
Nr = 14
1.920 bits
Nb = 6
192 bits
Nr = 12
2.304 bits
Nr = 12
2.496 bits
Nr = 14
2.880 bits
Nb = 8
256 bits
Nr = 14
3.840 bits
Nr = 14
3.328 bits
Nr = 14
3.840 bits
Número de
bits de las
subclaves
para valores
estándar de
Nb y Nk.
 La expansión generará los bytes de las subclaves a partir de la clave K
principal.
 Será un array lineal W de palabras de 4 bytes y con longitud Nb∗(Nr+1).
W0 W1 W2 W3 W4 W5 W6 W6 W7 W8 W9 W10 W11 W12 W13 ...

Expansión de la clave en función de Nk
 Las primeras Nk palabras se copiarán de la clave principal.
 Las restantes Nb∗(Nr + 1) - Nk palabras se generarán mediante un
algoritmo que será diferente si Nk ≤ 6 o bien Nk > 6.
 Si Nk ≤ 6
 Si la posición i dentro del array W(i) es múltiplo del valor Nk:
 W(i) = W(i - Nk) xor [ByteSub (RotWord [W(i - 1)]) xor Rcon (i/Nk)]
 Si la posición i dentro del array W(i) no es múltiplo del valor Nk:
 W(i) = W(i - Nk) xor W(i - 1)
 Si Nk > 6
 El valor de la variable i debe satisfacer la expresión i mod Nk = 4.
 Las palabras de subclaves se calcularán:
 W(i) = W(i - Nk) xor ByteSub [W(i - 1)]

Funciones RotWord y Rcon
 RotWord rota una posición a la izquierda los bytes de la
palabra. Si la palabra de 4 bytes es (a, b, c, d) Rotword
devolverá (b, c, d, a).
 Rcon genera la constante Rcon(j) = [R(j), {00}, {00}, {00}] de
32 bits y donde R(j) es el elemento GF(28
) correspondiente al
valor xj-1
. Su cálculo se verá en el siguiente ejemplo.
2b 28 ab 09
7e ae f7 cf
16 a6 88 3c
15 d2 15 4f
K = RotWord
7e ae f7 cf
15 d2 15 4f
2b 28 ab 09
16 a6 88 3c
K: 2b 7e 15 16 28 ae d2 a6 ab f7 15 88 09 cf 4f 3c
a
b
d
c

• W(0) = 2b 7e 15 16
• W(1) = 28 ae d2 a6
• W(2) = ab f7 15 88
• W(3) = 09 cf 4f 3c
Expansión W(4) para una clave de 128 bits
2b 28 ab 09
7e ae f7 cf
16 a6 88 3c
15 d2 15 4f
Sea K: 2b 7e 15 16 28 ae d2 a6 ab f7 15 88 09 cf 4f 3c (Nk = 4)
⇒
Cálculo de W(4) con i = 4, múltiplo de Nk
• temp = W(3) = 09 cf 4f 3c
• RotWord (temp) = cf 4c 3c 09 → temp
• ByteSub (temp) = 8a 84 eb 01 → temp
• Rcon(4/4) = Rcon(1); j = 1 ⇒ xj-1
= x0
= 01
• Rcon(1) = [01, 00, 00, 00]
• Rcon(1) xor temp = 8b 84 eb 01 → temp
• W(4) = W(0) xor temp
2b 7e 15 16
⊕ 8b 84 eb 01
a0 fa fe 17
a0 88 23 2a
fa 54 a3 6c
17 b1 39 05
fe 2c 39 76
W(0) W(1) W(2) W(3)

• W(0) = 2b 7e 15 16
• W(1) = 28 ae d2 a6
• W(2) = ab f7 15 88
• W(3) = 09 cf 4f 3c
Expansión W(5) para una clave de 128 bits
2b 28 ab 09
7e ae f7 cf
16 a6 88 3c
15 d2 15 4f ⇒
Cálculo de W(5) con i = 5, no múltiplo de Nk
• W(i) = W(i - Nk) xor W(i - 1)
• W(5) = W(5 – 4) xor W(5 – 1)
• W(5) = W(1) xor W(4)
• Como W(4) = a0 fa fe 17 (valor ya
calculado en el paso anterior)
a0 88 23 2a
fa 54 a3 6c
17 b1 39 05
fe 2c 39 76
W(0) W(1) W(2) W(3)
Sea K: 2b 7e 15 16 28 ae d2 a6 ab f7 15 88 09 cf 4f 3c (Nk = 4)
28 ae d2 a6
⊕ a0 fa fe 17
88 54 2c b1

 Si K es de 128 bits, Nk = 4. Supondremos un bloque de texto de 128
bits (Nb = 4).
 La longitud del array W será (4*[10+1]) = 44 palabras de 4 bytes.
 En las cuatro primeras posiciones (0 a 3) se copia la clave principal K.
 Las restantes 40 palabras de las posiciones 4 a 43 (4 ≤ i ≤ 43) se
calcularán según las expresiones de la diapositiva anterior.
 Para W(i) con valores de i múltiplo de Nk (4, 8, 12, 16, 20, 24, 28, 32,
36, 40), la palabra de 4 bytes se calculará tomando una palabra que
está cuatro posiciones antes que ella, y realizando luego una operación
xor con una función de transformación (ByteSub - RotWord - Rcon)
de la palabra que se encuentra una posición antes que la actual.
 Para el resto de valores de i (5, 6, 7, 9, ..., 41, 42, 43) la palabra de 4
bytes se calculará realizando una operación xor entre la palabra que se
encuentra cuatro posiciones antes en el array y la palabra que se
encuentra una posición antes que la actual.
Expansión genérica para clave de 128 bits

Descifrado en AES: InvAddRoundKey
Vuelta Final
 InvAddRoundKey
 InvShiftRow
 InvByteSub
Vuelta estándar
 InvAddRoundKey
 InvMixColumn
 InvShiftRow
 InvByteSub
Salida
 InvAddRoundKey
Se invierte el orden de
las transformaciones y
se toman las funciones
inversas.
Según el esquema
general ya visto, se tiene
el cuadro siguiente.
InvAddRoundKey
Como se ha usado una operación xor en esta transformación, el
inverso es el mismo valor. Por lo tanto aplicaremos las mismas
claves de cifrado, pero de forma inversa, desde Kr a K0.

InvShiftRows
En este caso se desplazan bloques de un byte hacia la derecha
módulo columna (en este caso 4) dentro de una fila.
Así la fila 0 no desplaza, la fila 1 desplaza un byte, la fila 2
desplaza dos bytes y la fila 3 desplaza tres bytes como se muestra.
S0,0
S0,1
S0,2
S0,3
S1,0
S1,1
S1,2
S1,3
S2,0
S2,1
S2,2
S2,3
S3,0
S3,1
S3,2
S3,3
S0,0
S0,1
S0,2
S0,3
S1,3
S1,0
S1,1
S1,2
S2,2
S2,3
S2,0
S2,1
S3,1
S3,2
S3,3
S3,0

Tabla InvByteSub
El inverso
consistirá en
devolver los
valores a su
posición original
en la tabla
ByteSub.
Recordando el
valor mostrado en
la tabla ByteSub,
se muestra que el
InvByteSub de be
es igual a 5a.

InvMixColumns
Como la transformación MixColumns multiplicaba por un
polinomio fijo a(x) = {03}x3
+ {01}x2
+ {01}x + {02}, primo
relativo con x4
+ 1, su inverso será.
b(x) = {0B}x3
+ {0D}x2
+ {09}x + {0E}
S’0,C
S’1,C
S’2,C
S’3,C
0e 0b 0d 09
09 0e 0b 0d
0d 09 0e 0b
0b 0d 09 0e
S0,C
S1,C
S2,C
S3,C
=
Representación
matricial de la
función
InvMixColumns
Para
0 ≤ C < Nb
Como ejercicio, recupere el valor encontrado en el ejercicio de la
función MixColumns mostrado en una diapositiva anterior.

Pros y contras de los Sistemas de Clave Secreta
• El emisor y el receptor comparten una misma clave.
• La seguridad depende sólo del secreto de la clave.
• La velocidad de cifra es muy alta y los sistemas con un
espacio de clave con cientos de bits son muy seguros.
• Permitirán autenticar los mensajes con MACs.
• Es imposible establecer un sistema de distribución y
gestión de claves eficiente entre emisor y receptor.
• Carecen de una firma digital, al menos en un sentido
amplio y sencillo.


... pero
Resumen de los sistemas de clave secreta
Fin del capítulo

Cuestiones y ejercicios (1 de 3)
1. ¿Qué particularidad tiene el cifrado tipo Feistel?
2. ¿Qué importante diferencia tiene el algoritmo Skipjack con respecto
a todos los demás? Razone si eso es bueno o malo en criptografía.
3. ¿Cuál es la razón principal de la debilidad del algoritmo DES?
4. ¿Con cuál de las dos versiones respecto a la reducción de clave
aplicada al DES por la NSA se queda Ud.? Razone las dos
respuestas posibles.
5. ¿Qué tamaño de bloque de mensaje cifra el DES, con qué longitud
de clave y con cuántas vueltas?
6. ¿Tiene algún interés criptográfico la tabla de permutación inicial IP
que se repite en sentido contrario al final en el DES? ¿Por qué?
7. ¿Qué distribución especial observa en los dos bloques de texto a
cifrar L0 y R0 en DES? ¿Qué separación en bits hay entre ellos?

8. ¿Cómo se las arregla DES para realizar operaciones suma módulo
dos con sub-bloques de texto de 32 bits y sub-claves de 56 bits?
9. ¿Qué dos importantes funciones cumplen las cajas S en el DES?
10. En la caja S3 del DES entra la secuencia de bits 101101, ¿qué sale?
11. Si la clave DES en ASCII (no números) es HOLAPACO, ¿cuáles
serán la primera y segunda sub-claves de cifrado?
12. ¿Por qué no debe usarse nunca el modo de cifra ECB?
13. ¿Podemos usar el DES como un generador de secuencia cifrante?
14. ¿Por qué decimos que el DES no es un grupo? ¿Qué significa eso?
15. ¿En qué consiste un ataque por encuentro a medio camino?
16. ¿Por qué se usa en el triple DES un cifrado con sólo dos claves tipo
EDE y no con tres como su nombre indica?

17. ¿Por qué en IDEA se usa una palabra de 16 bits y no de 32 bits? ¿Se
podría usar una palabra de 8 bits ó 24 bits? Justifique su respuesta.
18. Encuentre los resultados de las tres operaciones básicas para un
sistema simulado IDEA que trabaja con 4 bits.
19. ¿Qué tamaño de bloque cifra IDEA, con qué longitud de clave y
con cuántas vueltas?
20. ¿Cómo se generan las sub-claves en IDEA?
21. ¿Cuáles son las claves Z9 y Z10 en un sistema IDEA en el que la
clave maestra en ASCII es K = UnaClaveDePrueba.
22. Encuentre las claves de descifrado de las siguientes claves de cifra
en IDEA: k12 = 3.256; k13 = 34.517; k14 = 45.592.
23. Sume y multiplique 31 y 18 en GF(28
) según algoritmo Rijndael.
24. Invente Ud. mismo diversos ejercicios sobre el algoritmo AES.

Prácticas del tema 12 (1/6)
Software safeDES: http://www.criptored.upm.es/software/sw_m001j.htm
1. Con la clave ASCII K = 123Clave cifre el mensaje 8 bytes M = Hola Ana.
Usando el portapapeles, descifre el criptograma y observe si hay relleno.
Repita la cifra del mensaje usando ahora K = A9A83CFA8B16CF0D una
clave hexadecimal y compruebe nuevamente si hay relleno.
2. Con esas dos claves cifre el mensaje de 15 bytes M = No me respondes,
descífrelo y compruebe que ahora hay un relleno de un byte para formar
un segundo bloque de texto en hexadecimal de 64 bits.
3. Repita el apartado 2 para el mensaje M = Ya no te saludo más Lucía.
4. Cifre el mensaje M = No sale lo mismo, con K = 1111111111111111 en
hexadecimal y compruebe que al descifrar ya no puede usar el
portapapeles tomando el criptograma como texto ASCII.
5. Repita el descifrado copiando la entrada del criptograma en hexadecimal y
pegándolo en ese formato como entrada a descifrar. Saque conclusiones.

6. Con la clave ASCII K = BCBCBCBC cifre el mensaje M = Sale lo mismo.
Descífrelo con esa clave y con la clave K = BCCCCCCB. Explique y
justifique lo que ha sucedido.
7. Repita la cifra ahora con las claves hexadecimal K = 1111112222111111 y
K = 2222221111222222. Explique y justifique lo que ha sucedido.
8. Cifre el mensaje M = Cifra con clave débil, con la clave K = ààààññññ.
Vuelva a cifrar el criptograma con la misma clave y compruebe que se
cumple la relación Ek[Ek(M)] = M. No olvide copiar el texto cifrado en
hexadecimal para volver a cifrar. Justifique lo que ha pasado.
9. Repita la cifra del apartado 8 con las seis claves débiles del DES, en este
caso representadas en hexadecimal.
10. Cifre el mensaje M = Ahora son claves semidébiles, con las seis parejas de
claves semidébiles Ek1|Ek2 del DES en hexadecimal y compruebe que se
cumple la relación Ek1[Ek2(M)] = M.

11. Cifre el mensaje M = Probaremos un ataque por fuerza bruta, con la clave
K = AAABBAAA. Abra una nueva ventana y descífrelo usando el
portapapeles y tomando como entrada el criptograma en hexadecimal. Con
ambos textos (claro y criptograma) en hexadecimal proceda a un ataque
monousuario con clave inicial AAABA000 y clave final AAABBDDD.
12. ¿Qué puede decir con respecto al tiempo de criptoanálisis real y el tiempo
que se requeriría para recorrer todo el espacio de claves dado?
13. Comente y justifique el número de claves válidas encontradas.
14. Repita el ataque con clave inicial AAABB777 y final AAABFFFF.
Comente lo que ha sucedido con respecto al espacio de claves elegido.
15. Repita el ejemplo 11 usando un ataque de simulación multiusuario con la
clave inicial AAABB000 y la clave final AAABBDDD. Elija el número de
procesos desde 1 hasta 10 y observe lo que sucede con el tiempo de
ataque a la clave. Justifique lo que ha visto.

16. Repita el ejemplo anterior usando un ataque de simulación multiusuario
con la misma clave inicial AAABB000 pero una clave final AAABBFFF.
17. Cifre el mensaje M = Ahora atacaremos claves en hexadecimal, con la
clave K = 1111222233334444. La clave inicial es 111122223327BF6F y
la clave final 11112222333B72EE. Proceda al ataque monousuario.
18. Con la calculadora de Windows en hexadecimal reste la clave inicial de la
clave final y encuentre luego su valor en decimal. ¿Por qué no coincide
este valor con el número de claves distintas que indica el programa?
19. Si tiene entorno de red, realice este ataque multiusuario con un ordenador
trabajando como servidor (Inicio Ejecutar command Enter ipconfig) y los
demás como clientes. Elija un rango de claves 10 ó 20 veces mayor.
20. ¿Cuánto tiempo tardaría su computador en romper una clave real de DES?
¿Cuántos computadores trabajando en paralelo necesitaríamos para romper
una clave DES en 24 horas usando este programa safeDES?

Software CryptoIDEA: http://www.criptored.upm.es/software/sw_m001f.htm
1. Cree un archivo txt con el siguiente texto “Una clave con letras C” Cree
una clave K = CCCCCCCCCCCCCCCC de nombre ClaveTodasC. Cifre
el archivo y haga un seguimiento de las subclaves de cifra generadas. ¿Por
qué aparecen bloques de 8 subclaves con valores iguales y cuatro al final?
2. Compruebe con la calculadora de Windows las subclaves Z1 y Z9.
3. Cifre nuevamente ese archivo con una clave de nombre UnaClaveMejor y
valor K = EstaClaveEsBuena. Vuelva a hacer el seguimiento de subclaves,
observe lo que sucede y justifíquelo.
4. Compruebe con la calculadora de Windows las subclaves Z1 y Z2
5. Con esta nueva clave cifre el archivo con texto “De64bits” y vea el
archivo cifrado con cuatro bloques de 16 bits. Cifre ahora el archivo con
texto mayor “Más de 64 bits” y vuelva a ver la cifra. Saque conclusiones.
6. Descifre esta última cifra y observe las subclaves dc descifrado.

7. Con las herramientas del programa compruebe que las claves de descifrado
son las inversas multiplicativas, aditivas o del or exclusivo en función de
la zona del algoritmo donde se han usado las claves de cifrado, por
ejemplo:
d47 = k5
d48 = k6
d49 = inv (k1, 65537) multiplicativo
d50 = inv (k2, 65536) aditivo (el complemento a n)
d51 = inv (k3, 65536) aditivo (el complemento a n)
d52 = inv (k4, 65537) multiplicativo
8. ¿Qué sucede con las claves de cifrado y descifrado si la clave K tiene sólo
cuatro caracteres ABCD?
9. Observe los bloques de cifrado de 16 bits, en función del tamaño del
archivo de entrada. Si M ≤ 8 bytes hay 4 bloques, si 8 < M ≤ 16 bytes hay
8 bloques, etc.Software de laboratorio del AES: próximamente en página web de la asignatura.

12 cifrasimetrica

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