Способ трехмерного нелинейного преобразования замены


 


Владельцы патента RU 2519004:

Федеральное государственное автономное образовательное учреждение высшего профессионального образования "Национальный исследовательский ядерный университет МИФИ" (НИЯУ МИФИ) (RU)

Изобретение относится к вычислительной технике и электросвязи,

предназначено для решения задач защиты компьютерной информации.

Техническим результатом изобретения является повышение быстродействия за счет увеличения степени параллелизма. Способ выполнения трех раундов преобразования осуществляется вдоль осей х, у, z. В первом раунде выполняют N двухмерных преобразований замены слоев L x0, L x1, ..., L x(N-1) ; во втором раунде выполняют N двухмерных преобразований замены слоев L y0 , L y1 , ..., Ly (N-1); в третьем раунде выполняют N двухмерных преобразований замены слоев L z0, L z1, ..., L z(N-1) . 5 ил., 1 табл.

 

Изобретение относится к вычислительной технике и электросвязи, предназначено для решения задач защиты компьютерной информации. Наиболее предпочтительной областью использования изобретения является построение генераторов псевдослучайных чисел (ГПСЧ), а также криптографических примитивов хеширования, блочного и поточного шифрования.

В совокупности признаков заявленного изобретения используются следующие термины:

Стохастическое преобразование - непредсказуемое преобразование данных; примером стохастического преобразования может являться криптографическое преобразование;

Раунд - последовательность шагов, образующих одну итерацию итеративного (многораундового) преобразования;

Двоичный вектор - некоторая последовательность нулевых и единичных бит, например (01101010), двоичный вектор разрядности n может быть интерпретирован как элемент конечного поля GF(2n);

Замена (Substitution) - операция, выполняемая над двоичным вектором i∈GF(2n), при этом результат операции равен содержимому ячейки с индексом i таблицы замен размерности n×2n.

Известен способ преобразования замены, описанный в Российском стандарте криптографической защиты информации [Стандарт СССР ГОСТ 28147-89. Системы обработки информации. Защита криптографическая. Алгоритм криптографического преобразования]. Способ-аналог включает в себя формирование 32-разрядного вектора, после чего над двоичным вектором F выполняют операцию замены F:=S(F), при этом операция замены выполняется следующим образом. Двоичный вектор F разбивается на 8 двоичных векторов длиной по 4 бит каждый. Каждый 4-разрядный двоичный вектор заменяется двоичным вектором из соответствующей таблицы замен размерности 4×16. Выбранные из таблиц замен восемь 4-разрядных векторов объединяются в преобразованный двоичный вектор F.

Недостатком данного способа является низкие криптостойкость и быстродействие, невозможность реализации с использованием гибридных суперкомпьютерных технологий.

Наиболее близким по своей технической сущности к заявленному способу является принятый за прототип способ трехмерного преобразования [Иванов М.А., Ковалев А.В., Чугунков И.В. и др. Стохастические методы защиты информации в компьютерных системах и сетях. М.: Кудиц-Пресс, 2009, с.243-246], включающий представление входного блока M и всех промежуточных результатов преобразования разрядностью 512 бит в виде кубического массива; введение понятие слоя (Layer) - квадратного массива разрядностью 128 бит; выполнение трех раундов преобразования соответственно вдоль осей x, y, z; деление блока данных M перед выполнением преобразований первого раунда на 4 слоя Lx0, Lx1, Lx2, Lx3 вдоль оси x; деление результата работы первого раунда перед выполнением преобразований второго раунда на 4 слоя Ly, Ly1, Ly2, Ly3 вдоль оси y; деление результата работы второго раунда перед выполнением преобразований третьего раунда на 4 слоя Lz0, Lz1, Lz2, Lz3 вдоль оси z.

Недостатками известного решения является низкое быстродействие и ограниченные функциональные возможности.

К причинам, препятствующим достижению указанного ниже технического результата, относится недостаточная эффективность при реализации на основе гибридных суперкомпьютерных технологий из-за малой степени параллелизма на уровне инструкций и зависимость разрядности используемых блоков замены от разрядности обрабатываемых блоков данных.

Указанный технический результат при осуществлении изобретения достигается тем, что в многораундовом трехмерном преобразовании замены, включающем

представление входного блока M и всех промежуточных результатов преобразования разрядностью N3 (N>1) бит в виде кубического массива битов N×N×N;

введение понятие слоя (Layer) - квадратного массива битов N×N;

выполнение трех раундов преобразования соответственно вдоль осей x, y, z;

деление блока данных М перед выполнением преобразований первого раунда на N слоев Lx0, Lx1, …, Lx(N-1) вдоль оси х;

деление результата работы первого раунда перед выполнением преобразований второго раунда на N слоев Ly0, Ly1, …, Ly(N-1) вдоль оси y;

деление результата работы второго раунда перед выполнением преобразований третьего раунда на N слоев Lz0, Lz1, …, Lz(N-1) вдоль оси z;

дополнительно

формируют k таблиц замен Si размерностью N×2N каждая, i=0, 1, …, (k-1), k≥1;

в первом раунде выполняют N двухмерных преобразований замены слоев Lx0, Lx1, …, Lx(N-1);

во втором раунде выполняют N двухмерных преобразований замены слоев Ly0, Ly1, …, Ly(N-1);

в третьем раунде выполняют N двухмерных преобразований замены слоев Lz0, Lz1, …, Lz(N-1).

Новым также является то, что двумерное преобразование замены слоя L может выполняться за два раунда, при этом формируют две различные таблицы замен S0 и S1 размерностью N×2N каждая;

в первом раунде слой L делят на NN-разрядных векторов-строк R0, R1, …, R(N-1), каждый i-й N-разрядный вектор Ri, i=0, 1, …, (N-1), заменяют N-разрядным вектором из таблицы замен S0 в соответствии с выражением Ri=S0(Ri), выбранные из таблицы замен N N-разрядных векторов Ri объединяют в преобразованный слой L;

во втором раунде слой L делят на NN-разрядных векторов-столбцов С0, С1, …, C(N-1), каждый i-й N-разрядный вектор Ci, i=0, 1, …, (N-1), заменяют N-разрядным вектором из таблицы замен S1 в соответствии с выражением С,=Si (С,), выбранные из таблицы замен N N-разрядных векторов Ci объединяют в преобразованный слой L, который выдают в качестве результата двумерного преобразования замены слоя L.

Новым также является то, что двумерное преобразование замены слоя L может выполняться за два раунда, при этом формируют таблицу замен S размерностью N×2N;

в первом раунде слой L делят на N N-разрядных векторов-строк R0, R1, …, R(N-1), каждый i-й N-разрядный вектор Ri, i=0, 1, …, (N-1), заменяют N-разрядным вектором из таблицы замен S в соответствии с выражением Ri=S(Ri), выбранные из таблицы замен N N-разрядных векторов Ri объединяют в преобразованный слой L;

во втором раунде слой L делят на NN-разрядных векторов-столбцов C0, С1, …, C(N-1), каждый i-й N-разрядный вектор Ci, i=0, 1, (N-1), заменяют N-разрядным вектором из таблицы замен S в соответствии с выражением Сi=S(Ci), выбранные из таблицы замен N N-разрядных векторов Ci объединяют в преобразованный слой L, который выдают в качестве результата двумерного преобразования замены слоя L.

Новым также является то, что при выполнении трехмерного нелинейного преобразования замены могут использоваться две различные таблицы замен S0 и S1 размерностью N×2 каждая, при этом строки всех слоев заменяют с использованием таблицы замен S0, а столбцы всех слоев заменяют с использованием таблицы замен S1.

Новым также является то, что при выполнении трехмерного нелинейного преобразования замены

могут использоваться три различные таблицы замен S0, S1 и S2 размерностью N×2n каждая, при этом слои Lxi, расположенные вдоль оси х, заменяют с использованием таблицы замен S0; слои Lyi, расположенные вдоль оси y, заменяют с использованием таблицы замен S1, а слои Lzi, расположенные вдоль оси z, заменяют с использованием таблицы замен S2.

Новым также является то, что при выполнении трехмерного нелинейного преобразования замены

могут использоваться шесть различных таблиц замен S0, S1, …, S5 размерностью N×2n каждая, при этом строки слоев Lxi, расположенных вдоль оси x, заменяют с использованием таблицы замен S0; столбцы слоев Lxi, расположенных вдоль оси x, заменяют с использованием таблицы замен S1; строки слоев Lyi, расположенных вдоль оси y, заменяют с использованием таблицы замен S2; столбцы слоев Lyi, расположенных вдоль оси y, заменяют с использованием таблицы замен S3, строки слоев Lzi, расположенных вдоль оси z, заменяют с использованием таблицы замен S4; столбцы слоев Lzi, расположенных вдоль оси z, заменяют с использованием таблицы замен S5.

Таким образом, техническим результатом заявленного изобретения является увеличение быстродействия и расширение функциональных возможностей за счет увеличения разрядности блока данных, обрабатываемого одним блоком замены.

Суть предлагаемого способа иллюстрируют фиг.1-5. На фиг.1, 2 показан принцип двухмерного преобразования слоя, иначе говоря, принцип работы 2D S-блока при N=4. На фиг.1 показан блок 1 данных (слой) 4×4; строки 20, 21, 22, 23 слоя; столбцы 30, 31, 32, 33 слоя. На фиг.2 показаны преобразования замены 40, 41, 42, 43 строк, которые могут выполняться параллельно, и преобразования замены 50, 51, 52, 53 столбцов, которые также могут выполняться параллельно, входной 6 (исходный) и выходной 7 (преобразованный) блок данных (слой). На фиг.3-5 показан принцип трехмерного преобразования слоя, иначе говоря, принцип работы 3D S-блока при N=4. На фиг.3 показан блок 8 данных 4×4×4 и отдельный бит 9 блока 8 данных. На фиг.4 показано разделение на слои 10xk, 10yk, 10zk, k=0, 1, 2, 3, вдоль осей x, y, z и отдельные слои 10xk, 10yk, 10zk (Lxk, Lyk, Lzk). Ha фиг.5 показаны операции преобразования 11x0, 11x1, 11x2, 11x3 слоев 10x0, 10x2, 10x3 вдоль оси x, которые могут выполняться параллельно; операции преобразования 11y0, 11y1, 11y2, 11y3 слоев 10y0, 10y1, 10y2, 10y3 вдоль оси y, которые могут выполняться параллельно и операции преобразования 11z0, 11z1, 11z2, 11z3 слоев 10z0, 10z1, 10z2, 10z3 вдоль оси z, которые могут выполняться параллельно.

Рассмотрим последовательность выполнения двухмерного преобразования замены слоя, т.е. алгоритм функционирования 2D S-блока.

Представим входные 6 и выходные 7 блоки данных, а также все промежуточные результаты преобразований в виде квадратного массива битов 1 размерностью N×N, где N - разрядность используемых узлов замены. Таким образом, объем ключевой информации, однозначно определяющей логику работы каждого узла замены, равен N×2N. На фиг.1 показан пример массива размерностью 4×4.

Последовательность выполнения операции А=SubSquare[A] 11 (или кратко, А=Ssq[A]), замены квадратного массива 10 битов A размерностью N×N, имеет следующий вид:

- Разбиение входного 6 массива A на N строк 2iRi длины N, i=0, 1, …, (N-1), (фиг.1);

- Преобразование 4 SubRows. Преобразование 4, каждого i-го N-разрядного двоичного набора 2iRi с использованием соответствующего узла замены Si:Ri=Si[Ri], i=0, 1, …, (N-1);

- Разбиение получившегося массива А=SnbRows[A] на N столбцов 3iCi длины N,i=0, 1, …, (N-1), (фиг.1);

- Преобразование 5 SubColumns. Преобразование 5, каждого i-го N-разрядного двоичного набора 3iCi с использованием соответствующего узла замены Si+N:Ci=Si+N[Ci], i=0, 1, …, (N-1);

- Результатом замены является 7 А=SnbColunms[A].

В частном случае, когда используется только одна таблица замен, т.е.=S, получаем следующий алгоритм:

- Разбиение входного 6 массива A на N строк 2iRi, длины N;

- Преобразование 4 SubRows. Преобразование каждого i-го N-разрядного двоичного набора 2iRi:Ri=S[Ri], i=0, 1, …, (N-1);

- Разбиение получившегося массива А=SubRows[A] на N столбцов 3iCi, длины N;

- Преобразование 5 SubColumns. Преобразование каждого /-го N-разрядного двоичного набора 3iCii=S[Ci], i=0, 1, …, (N-1);

- Результатом замены является блок 7 А=SubCoIumns[A]. Рассмотрим последовательность выполнения трехмерного преобразования замены, т.е. алгоритм функционирования 3D S-блока.

Представим входные 12 и выходные 13 блоки данных, а также все промежуточные результаты преобразований в виде кубического массива битов 8 размерностью N×N×N, где N - разрядность используемых узлов замены. Таким образом, объем ключевой информации, однозначно определяющей логику работы каждого узла замены, равен N×2n. На фиг.3 показан пример массива 8 размерностью 4×4×4.

Последовательность выполнения операции замены кубического массива битов 12 А=SubCube[A] (или кратко, А=Scu[A]) размерностью N×N×N имеет следующий вид:

- Разбиение входного массива 12 A на N слоев 10xi, Lxi размерностью N×N вдоль оси x, i=0, 1, …, (N-1), (фиг.4);

- Преобразование SubLayersX. Выполнение преобразования 11xi, Lxi=SubSquare[Lxi] каждого i-го слоя 10xi Lxi с использованием соответствующих узлов замены, j=0, 1, …, (N-1); все преобразования 1 при этом могут выполняться параллельно;

- Разбиение получившегося массива А=SubLayersX[A] на N слоев 10yi Lyi размерностью N×N вдоль оси у, i=0, 1, …, (N-1), (фиг.4);

- Преобразование SubLayersY. Выполнение преобразования 11yi Lyi=SubSquare[Lyi] каждого i-го слоя 10yi Lyi с использованием соответствующих узлов замены, i=0, 1, …, (N-1); все преобразования 11yi при этом могут выполняться параллельно;

- Разбиение получившегося массива A=SubLayersY[A] на N слоев 10zi Lzi - размерностью N×N вдоль оси z, i=0, 1, …, (N-1), (фиг.4);

- Преобразование SubLayersZ. Выполнение преобразования 11Zi Lzi=SiibSqnare[LZi] каждого i-го слоя 10zi Lzi с использованием соответствующих узлов замены, i=0, 1, …, (N-1); все преобразования 11zi при этом могут выполняться параллельно;

- Результатом замены является 13 А=SubLayersZ[A].

На фиг.5 показана последовательность преобразования массива 8 размером 4×4×4.

Предложены способы выполнения операции замены в двух и трех измерениях с использованием соответственно 2D и 3D 3-блоков. Описаны операции преобразования строк, столбцов и слоев блоков данных. Наиболее очевидное назначение предлагаемых алгоритмов - преобразование N2- и N3-разрядных блоков данных с использованием таблицы замен размерности N×2 при построении нелинейных функций выхода или обратной связи ГПСЧ, примитивов хеширования, блочного и поточного шифрования.

В последние годы все большую популярность завоевывают гибридные вычислительные системы, сочетающие удобство классических вычислений на центральных процессорах (CPU) с массово-параллельными вычислениями на графических процессорах (GPU) [Боресков А.В., Харламов А.А. Основы работы с технологией CUDA. М.: ДМК Пресс, 2011], [CUDA Zone. URL http://developer.nvidia.com/category/zone/cuda-zone]. Особенностью GPU является наличие большого числа (десятки и сотни) вычислительных ядер, работающих параллельно. В задачах, допускающих распараллеливание обработки потока исходных данных, выигрыш в производительности для системы CPU/GPU составляет до нескольких десятков раз по сравнению с классической CPU-системой. Многие из наиболее производительных современных суперкомпьютеров также имеют гибридную архитектуру CPU/GPU.

В гибридных системах CPU решает задачи управления выполнением программы в целом и проведения не очень "тяжелых" вычислений; наиболее критичные по производительности участки программы оформляются в виде специальных функций-ядер (kernel), которые запускаются на GPU. Современные производители графических процессоров, в частности компания NVIDIA, предоставляют разработчикам программ для систем CPU/GPU мощные инструментальные средства. Полезной и приятной особенностью таких средств является то, что они являются бесплатными. В качестве примеров можно указать CUDA Toolkit [CUDA Toolkit. URL ] и Parallel NSight [NVIDIA Parallel Nsight. URL nvidia-parallel-nsight], которые интегрируются с современными популярными системами разработки ПО, такими как Microsoft Visual Studio и NetBeans.

Для программной реализации предложенного алгоритма замены наиболее целесообразной представляется технология CUDA (Compute Unified Device Architecture - вычислительная унифицированная архитектура устройств) от компании NVIDIA [Боресков А.В., Харламов А.А. Основы работы с технологией CUDA. М.: ДМК Пресс, 2011], [CUDA Zone. URL ]. Минимальной вычислительной единицей в CUDA является нить (thread). По сути, нить есть набор конкретных действий над элементом данных, нити группируются в пучки (warp); все нити одного пучка физически параллельно выполняются на потоковом мультипроцессоре; из потоковых мультипроцессоров состоит графический процессор. Очень важной особенностью CUDA является то, что при программировании нити образуют трехмерные структуры, именуемые блоками (block). Блоки, в свою очередь, группируются в еще более крупную многомерную структуру, именуемую сеткой (grid). Другими словами, сетка есть совокупность всех нитей, выполняющих параллельную обработку данных, и вместе с тем представляющая собой гибкую многомерную иерархическую структуру. Таким образом, CUDA-программист может оперировать с одно-, двух- или трехмерными структурами для параллельной обработки исходных данных, в том числе комбинируя размерности этих структур.

Очевидно, что при предлагаемом способе выполнения преобразования замены все слои блоков данных могут быть обработаны параллельно, а применение CUDA позволит существенно упростить процесс разработки ПО на основе алгоритма 3D замены.

Данные анализа степени параллелизма в предлагаемом преобразовании представлены в таблице 1. Таким образом, можно сделать вывод, что достоинством изобретения помимо расширения функциональных возможностей за счет увеличение разрядности блока данных, обрабатываемого одним блоком замены, является более высокая степень параллелизма, что обеспечивает получение заявляемого технического результата - увеличение быстродействия при реализации с использованием гибридных суперкомпьютерных технологий.

Способ трехмерного нелинейного преобразования замены, включающий представление входного блока М и всех промежуточных результатов преобразования разрядностью N 3 (N > 1) бит в виде кубического массива битов NхNхN; введение понятие слоя (Layer) - квадратного массива битов NхN; выполнение трех раундов преобразования соответственно вдоль осей х, у, z; деление блока данных М перед выполнением преобразований первого раунда на N слоев L x0, L x1, ..., L x(N-1) вдоль оси х; деление результата работы первого раунда перед выполнением преобразований второго раунда на N слоев L y0 , L y1 , ..., L y(N-1) вдоль оси у; деление результата работы второго раунда перед выполнением преобразований третьего раунда на N слоев L z0, L z1, ..., L z(N-1) вдоль оси z; отличающийся тем, что формируют k таблиц замен S i размерностью Nх2 N каждая, i = 0, 1, ..., (k - 1), 1≤k; в первом раунде выполняют N двухмерных преобразований замены слоев L x0, L x1, ..., L x(N-1) ; во втором раунде выполняют N двухмерных преобразований замены слоев L y0 , L y1 , ..., L y(N-1); в третьем раунде выполняют N двухмерных преобразований замены слоев L z0, L z1, ..., L z(N-1), при этом двумерное преобразование замены слоя L выполняется за два шага, на первом шаге слой L делят на NN -разрядных векторов-строк R 0 , R 1 ..., R (N-1), каждый j-й N-разрядный вектор R j , j= 0, 1, ..., (N - 1), заменяют N-разрядным вектором из соответствующей таблицы замен S i согласно выражению R j = S j (R j ), выбранные из таблицы замен NN- разрядных векторов R j объединяют в преобразованный слой L; на втором шаге слой L делят на N N -разрядных векторов-столбцов С0, С1 ..., С (N-1), каждый jN-разрядный вектор Cj, j = 0, 1, (N - 1), заменяют N-разрядным вектором из соответствующей таблицы замен Sj согласно выражению Cj = Sj (Cj), выбранные из таблицы замен N N -разрядных векторов Cj объединяют в преобразованный слой L, который выдают в качестве результата двумерного преобразования замены слоя L.



 

Похожие патенты:

Изобретение относится к области электросвязи, а именно к криптографическим устройствам и способам. Технический результат - повышение уровня защищенности информации, шифруемой с его применением.

Изобретение относится к вычислительной технике. Технический результат заключается в обеспечении возможности сохранения целостности внедренной информации.

Изобретение относится к радиотехнике и передаче информации и может найти применение в системах связи для помехоустойчивой передачи цифровой информации, в том числе с высокой степенью конфиденциальности.

Способ шифрования с использованием ключа K шифрования с длиной k ключа по меньшей мере одного сообщения M, содержащего однородно распределенные символы, причем k битов шифруют (830) из сообщений длиной по меньшей мере k битов, в то время как более короткие сообщения удлиняются (840), например, посредством заполнения незначащей информацией или последовательного соединения для получения удлиненного сообщения длиной по меньшей мере k битов перед шифрованием.

Изобретение относится к вычислительной технике и электросвязи, предназначено для решения задач защиты компьютерной информации. Наиболее предпочтительной областью использования изобретения является построение генераторов псевдослучайных чисел (ГПСЧ), а также криптографических примитивов хеширования, блочного и поточного шифрования. Техническим результатом изобретения является повышение криптостойкости и увеличение быстродействия итеративного криптографического преобразования данных. Указанный технический результат при осуществлении изобретения достигается тем, что в итеративном криптографическом преобразовании данных, включающем формирование из секретного ключа с помощью процедуры разворачивания ключа последовательности раундовых ключей K1, K2,…, KR, где R - число раундов преобразования; формирование по входному блоку М блока С в соответствии с выражением С:=М; выполнение R раундов преобразования, при этом преобразование блока данных на i-м раунде записывается в виде С:=Е(С, Ki), где Е() - раундовая функция преобразования, Ki - раундовый ключ, используемый на i-м раунде, полученное значение С:=Е(С, Ki) при i<R поступает на вход следующего раунда, а результат действия последнего раунда С:=Е(С, KR) является результатом преобразования; дополнительно из каждого раундового ключа Ki формируют N раундовых подключей Ki1, Ki2,…, KiN, где N - число траекторий раундовых преобразований в каждом раунде; при выполнении каждого i-го раунда создают N копий Сi1, Ci2,…, СiN входного блока данных С, каждую копию Cij подвергают стохастическому преобразованию Eij, которое записывается в виде Cij:=Eij(Cij, Kij), преобразованные значения Cij поступают на входы комбинационной схемы F, функцией которой является параллельная композиция различных траекторий раундовых преобразований, результат действия комбинационной схемы С:=F(Ci1, Сi2,…, CiN) объявляют результатом раунда. В частном случае стохастическое преобразование Еij включает представление входного блока Cij, промежуточных результатов преобразования и раундового подключа Kij в виде квадратного массива бит размерностью 8×8; сложение по модулю два (XOR) входного блока Cij и раундового подключа Kij, разбиение результата на строки r1, r2,…, r8 и выполнение для каждой строки операции замены с использованием таблицы S размерностью 8×256; разбиение результата на столбцы с1, с2,…, с8 и выполнение для каждого столбца операции замены с использованием таблицы S размерностью 8×256. Благодаря совокупности перечисленных решений увеличивается криптостойкость преобразования за счет выполнения последовательной и параллельной композиции раундовых преобразований и повышается быстродействие за счет появления возможности сокращения числа раундов и выполнения всех раундовых преобразований Cij:=Eij(Cij, Kij) параллельно.

Изобретение относится к способам и средствам криптографического преобразования информации в электронных вычислительных комплексах и ЭВМ. Повышение скрытности и оперативности преобразования достигается тем, что в способе, основанном на разбивке исходного 32-разрядного входного вектора на восемь последовательно идущих 4-разрядных входных векторов, каждый из которых соответствующим ему узлом замены преобразуется в 4-разрядный выходной вектор, которые последовательно объединяются в 32-разрядный выходной вектор, причем предварительно в каждом узле замены размещают таблицы преобразования из шестнадцати строк каждая, содержащих по четыре бита заполнения в строке, являющихся соответствующими 4-разрядными выходными векторами, используют четыре узла замены по одному для каждой пары 4-разрядных входных векторов, причем в каждом узле замены используют регистр центрального процессора, в который размещают по две таблицы преобразования, а преобразование пар 4-разрядных входных векторов в пары 4-разрядных выходных векторов в соответствующем узле замены осуществляют коммутацией предварительно размещенных строк таблиц преобразования в регистр центрального процессора соответствующего узла замены путем использования пар 4-разрядных входных векторов в виде адресов коммутации.

Изобретение относится к области радиотехники, используется для контроля за изменениями радиоэлектронной обстановки. Достигаемый технический результат - обеспечение возможности обнаружения сигналов непрерывно работающих радиоэлектронных средств.

Изобретение относится к защите информации, а именно к способам шифрования с открытым (публичным) ключом. Техническим результатом является повышение безопасности.

Изобретение относится к электросвязи, а именно к криптографическим устройствам и способами. .

Изобретение относится к вычислительной технике, а именно к способу криптографической защиты данных в компьютерных сетях. .

Изобретение относится к беспроводной связи, а именно к способу для безопасной передачи клиента управления доступом. Техническим результатом является повышение безопасности.

Изобретение относится к устройству для отправки изображений, требующему аутентификации для использования данного устройства и обеспечиваемой в нем функции. Техническим результатом является обеспечение возможности установки наследования информации аутентификации для отправки изображений и отображения экрана для ввода информации аутентификации в соответствии со способом установки пункта назначения.

Изобретение относится к распространению криптографического секретного ключа между передающей и принимающей сторонами. Технический результат заключается в возможности автоматического регулирования защиты и времени ожидания генерации криптографического секретного ключа за счет установки числа итераций, на основании которого управляют числом сообщений, обмен которыми должен быть выполнен в течение генерации криптографического секретного ключа.

Изобретение относится к устройству и способу обработки информации и носителю записи с программой для управления устройством обработки информации. Технический результат заключается в повышении быстродействия обработки данных.

Изобретение касается системы, предназначенной для управления правами доступа пользователя к информации, связанной с полетом и безопасностью летательного аппарата.

Изобретение относится к способам эмуляции вызовов системных функций для обхода средств противодействия эмуляции. Технический результат заключается в обеспечении возможности эмуляции вызовов системных функций.

Изобретение относится к вычислительной технике. Технический результат заключается в повышении качества обнаружения вредоносного программного обеспечения.

Изобретение относится к средствам создания правил фильтраций незначительных событий для анализа протоколов событий. Технический результат заключается в уменьшении ложных срабатываний при выявления вредоносных объектов.

Изобретение относится к средствам проверки сертификатов открытого ключа. Технический результат заключается в уменьшении вероятности несанкционированного доступа.

Изобретение относится к области автоматической настройки средств безопасности во время исполнения прикладных программ. Техническим результатом является сокращение потребляемых средством безопасности вычислительных ресурсов во время исполнения прикладной программы без потери качества обеспечения безопасности.

Изобретение относится к средствам управления результатами измерений. Технический результат заключается в уменьшении времени обработки информации. Обеспечивают передачу устройством измерения биологической информации, касающейся аутентификации, относящейся к аутентификации устройства измерения биологической информации. Обеспечивают определение устройством измерения биологической информации необходимости выполнения аутентификации. Обеспечивают прием управляющим устройством как информации, касающейся аутентификации, относящейся к аутентификации, так и биологической информации из устройства измерения биологической информации. Обеспечивают выполнение аутентификации управляющим устройством на основании информации, касающейся аутентификации. Сохраняют биологическую информацию, полученную средством связи, в запоминающем средстве, независимо от того, является положительным или отрицательным результат аутентификации средства аутентификации. Передают легитимную аутентификационную информацию средством связи, если средством определения необходимости выполнения аутентификации определено, что выполнение аутентификации необходимо, и передают фиктивную информацию средством связи, если определено, что выполнение аутентификации не требуется. 3 н. и 2 з.п. ф-лы, 10 ил.
Наверх