Качественный с точки зрения криптографии генератор псевдослучайных чисел должен отвечать трем главным требованиям: (1) выдавать последовательность, статистически неотличимую от случайной равновероятной; (2) противостоять восстановлению прошлых состояний по известному текущему; (3) противостоять восстановлению будущих состояний по текущему состоянию алгоритма.
Нет никакого секрета в том, каким образом обеспечить все три нужных качества. Из этого, правда, не следует, что конструировать хорошие генераторы легко (см. врезку). Но если PRNG просто генерирует последовательность чисел, похожую на случайную, но явно не отвечает требованиям (2) и (3), то с точки зрения криптографии это слабый и небезопасный генератор. Именно таким, увы, является алгоритм генератора PRNG, ныне вскрытого израильскими криптоаналитиками.
Из того, что требования, предъявляемые к качественному криптографическому генератору случайных чисел, хорошо известны, вовсе не следует, что сконструировать его проще простого. В истории криптографии много случаев, когда слабости находили и в новых схемах известных авторов, и в алгоритмах, успевших получить распространение. Например, в 1996 году одна из ранних версий протокола SSL была взломана именно из-за слабостей в генераторе случайных чисел. Совсем недавно были обнаружены криптографические слабости в PRNG операционных систем Linux и FreeBSD, открытых для анализа.
По этой причине многие разработчики средств защиты благосклонно встретили инициативу NIST, американского Института стандартов и технологий, подготовившего и опубликовавшего большой, на 130 страниц документ под названием NIST Special Publication 800-90, целиком посвященный генераторам псевдослучайных чисел. В этом документе они именуются DRBG (Deterministic Random Bit Generators), и там содержатся описания четырех изученных и рекомендуемых к применению генераторов.
Все четыре генератора построены на основе уже существующих криптографических примитивов, что принято считать плюсом. Один на основе хеш-функций, другой на основе HMAC (хешированного кода аутентификации сообщения), третий на основе блочных шифров, четвертый - на эллиптических кривых. С последним, правда, вышел конфуз по целому ряду причин. В отличие от трех первых, где примитивы уже хорошо изучены и проверены криптографическим сообществом, его схема была предложена совсем недавно, около года назад, Агентством национальной безопасности США. Алгоритм, по независимым оценкам, ничем хорошим не отличается, имеет мутную и не разъясненную разработчиком конструкцию и работает гораздо медленнее остальных трех. Да еще и несет в себе, как уже установлено, явные признаки математической закладки, с помощью секретных констант позволяющей взламывать генератор на лету.
Зачем в стандарты NIST включен столь сомнительный "подарок", в общем-то, понятно. Но не факт, что хоть кто-то захочет по доброй воле им воспользоваться.
Этот генератор тоже построен на основе RC4. И коль скоро всякий приличный поточный шифр дает на выходе последовательность чисел, статистически неотличимую от равновероятной, то и генератор на его основе вполне отвечает требованию (1). Но вот дальше начинаются очень неприятные моменты конкретной реализации PRNG. Чтобы обеспечить свойство (2) - не допустить восстановление прошлых состояний, - в качестве тактов генерации принято использовать однонаправленные (хеш-)функции, легко вычисляемые только в одну сторону. В Windows же обратная функция вычисляется столь же просто, как и прямая генерация следующего состояния.
Такая же унылая картина и для свойства (3). Дабы воспрепятствовать восстановлению будущих состояний криптогенератора, используют так называемую рандомизацию - то есть обновление состояний случайно взятой последовательностью бит от какого-нибудь внешнего источника. Чем короче расстояние между такими "перезагрузками", тем выше криптостойкость генератора. Хотя общая схема PRNG в Windows не менялась, в ранних версиях OC длина между перезагрузками состояний составляла 512 байт, а в Win2000, как установили израильтяне, она выросла до 16 килобайт. Если же учесть, что PRNG здесь реализован на основе восьми потоков от работающих в параллели шифров RC4, то получается, что реально длина генерируемой криптопоследовательности между перезагрузками состояний составляет 128 килобайт.
Поэтому, определив всего одно внутреннее состояние генератора (например, с помощью известного трюка с переполнением буфера памяти), злоумышленник может вычислить огромное количество ключей - как уже использованных, так и на будущее. Хуже того, перезагрузка состояний произойдет лишь в том случае, когда все эти 128 килобайт сгенерированы между включением и выключением компьютера. В терминах защищенных SSL-соединений веб-браузера это, огрубленно, означает от 600 до 1200 сеансов шифрованной связи. Понятно, что для обычного компьютера это нереально огромное число. Иными словами, в большинстве случаев криптогенератор вообще не перезагружает свои состояния, так что всего одной "израильской атакой" можно восстановить, по сути, ВСЕ генерируемые им ключи, как вперед, так и назад.