استاندارد رمزنگاری پیشرفته
استاندارد رمزنگاری پیشرفته یا به اختصار AES مشخصه‌ای برای رمزنگاری داده‌های دیجیتال است که در سال ۲۰۰۱ توسط مؤسسه ملی فناوری و استانداردهای ایالات متحده ایجاد گردید. این رمز که در ابتدا ریندال نامیده می‌شد و توسط دو رمزنگار بلژیکی به نام‌های ژوآن دیمن و وینسنت رینمن توسعه داده شد. استاندارد رمزنگاری پیشرفته توسط دولت ایالات متحده پذیرفته شده و اکنون در سراسر جهان استفاده می‌گردد. این الگوریتم رمزنگاری به جای استاندارد رمزنگاری داده‌ها (DES) که در سال ۱۹۷۷ منتشر شده، جایگزین گردیده‌است. الگوریتم AES یک الگوریتم کلید متقارن است، بدین معنی که از یک کلید یکسان برای رمزنگاری و رمزگشایی استفاده می‌شود.
در ایالات متحده، AES توسط مؤسسه ملی استانداردها و تکنولوژی به عنوان FIPS PUB 197 در نوامبر ۲۰۰۱ اعلان گردید. این اعلان بعد از یک فرایند استانداردسازی پنج ساله بود که در این فرایند ۱۵ طرح، تا قبل از معرفی رمز Rijndael به عنوان گزینه مناسب، ارائه و ارزیابی کردید. این رمزنگاری به عنوان استاندارد دولت فدرال در ماه می ۲۰۰۲ بعد از تأیید توسط وزارت بازرگانی آمریکا به کار گرفته شد. AES در استاندارد ISO/IEC 18033-3 قرار گرفته‌است. AES در بسته‌های رمزنگاری متفاوتی در دسترس بوده و نخستین سایفر باز و در دسترس عموم است که توسط آژانس امنیت ملی ایالات متحده آمریکا (NSA)، بعد از بکارگیری در یک ماژول رمزنگاری تأیید شده NSA، برای اطلاعات خیلی محرمانه تصدیق شده‌است(امنیت AES مطالعه گردد).
نام ریندال (تلفظ هلندی: [ˈrɛindaːl]) ترکیبی از نام‌های دو مخترع است. اگر بخواهیم دقیق شویم، استاندارد AES گونه‌ای از ریندال است که اندازه بلاک آن ۱۲۸ بیتی است.
استاندارد رمزنگاری پیشرفته بر اساس یک قاعده طراحی به نام substitution-permutation network است و به هر دو صورت سخت‌افزاری و نرم‌افزاری سریع است. برخلاف DES، استاندارد رمزنگاری پیشرفته از رمزنگاری فیستل استفاده نمی‌کند. استاندارد رمزنگاری پیشرفته گونه‌ای از Rijndael است که اندازه بلاک ثابت ۱۲۸ بیتی و اندازه کلید ۱۲۸، ۱۹۲ و ۲۵۶ بیتی دارد. در مقابل، مشخصه "per se" الگوریتم Rijndael با اندازه کلید و اندازه بلاکی تعیین می‌شود که می‌تواند هر ضریبی از ۳۲ بیت، با حداقل ۱۲۸ و حداکثر ۲۵۶ بیت باشد.
استاندارد رمزنگاری پیشرفته روی ماتریسی ۴*۴ از بایت‌ها با ترتیب ستونی، که "state" نامیده می‌شود، عمل می‌کند، اگرچه برخی نسخه‌های Rijndael اندازه بلاک بزرگتر و ستونهای بیشتری در state دارند. بیشترین محاسبات AES در یک finite field خاص انجام می‌گیرد.
اندازه کلید استفاده شده در رمز AES، تعداد تکرارهای چرخه‌های تبدیل (transformation) را تعیین می‌کند که ورودی، با نام متن عادی (plaintext) را به خروجی نهایی با نام متن رمز شده (ciphertext) تبدیل می‌نماید. تعداد چرخه‌های تکرار به صورت زیر است:
هر تکرار شامل چندین مرحله پردازشی است، که یک مرحله بستگی به کلید رمزنگاری دارد. مجموعه‌ای از چرخه‌های معکوس برای تبدیل متن رمز شده به متن اصلی با استفاده از همان کلید رمزنگاری بکار گرفته می‌شود.در مرحله SubBytes، هر بایت در ماتریس "state" با استفاده از substitution box 8 بیتی Rijndael S-box با یک SubByte جایگزین می‌گردد.S-box استفاده شده از معکوس فزاینده (multiplicative inverse) روی (GF(۲ مشتق شده‌است که به داشتن خصوصیات غیرخطی خوب مشهور است. برای اجتناب از حملات مبتنی بر خصوصیات جبری ساده، S-box به وسیله ترکیب تابع معکوس با یک affine transformation معکوس پذیر ایجاد می‌گردد. affine transformation S-box همچنین به گونه‌ای انتخاب می‌شود که از هرگونه نقاط ثابت (و همچنین آشفتگی) و هرگونه نقاط ثابت معکوس اجتناب شود.
مرحله ShiftRows روی سطرهای state عمل می‌کند. در این مرحله بایت‌های هر سطر به وسیله یک آفست (Offset) معین به صورت چرخشی شیفت می‌یابد. برای AES، نخستین سطر بدون تغییر باقی می‌ماند. هر بایت از سطر دوم یکی به سمت چپ شیفت می‌یابد. به صورت مشابه، سطرهای سوم و چهارم به ترتیب با آفست‌های دو و سه شیفت می‌یابند. برای بلاک‌های با اندازه ۱۲۸ و ۱۹۲ بیتی، الگوی شیفت دادن یکسان است. سطر n به تعداد n-1 بایت به صورت چرخشی به چپ شیفت می‌یابد. بدین صورت، هر ستون از state خروجی در این مرحله ترکیب شده بایت‌های هر ستون از state ورودی است. (انواع Rijndael با اندازه بلاک بزرگتر، آفست‌هایی اندکی متفاوت دارند) برای یک بلاک ۲۵۶ بیتی، نخستین سطر بدون تغییر باقی می‌ماند و سطرهای دوم و سوم و چهارم به ترتیب یک، دو و سه بایت شیفت می‌یابد. این تغییر تنها برای رمز Rijndael با بلاک ۲۵۶ بیتی اعمال می‌شود چون AES بلاک‌های ۲۵۶ بیتی استفاده نمی‌کند.
در مرحله MixColumns، چهار بایت از هر ستون state با استفاده از تبدیل خطی معکوس ترکیب می‌شوند. تابع MixColumns چهار بایت را به عنوان ورودی در نظر می‌گیرد و چهار بایت را به خروجی می‌دهد، که هر بایت ورودی بر هر چهار بایت خروجی تأثیر می‌گذارد. به همراه ShiftRows، مرحله MixColumns آشفتگی و پخش (diffusion) را در رمزنگاری فراهم می‌نماید.
در طول این عمل، هر ستون توسط ماتریس شناخته شده‌ای که برای کلید ۱۲۸ بیتی است ضرب می‌گردد. formula_1
عمل ضرب بدین صورت تعریف می‌شود: ضرب در ۱ به معنی بدون تغییر، ضرب در ۲ به معنای جابجایی به سمت چپ و ضرب در ۳ به معنای جابجایی به سمت چپ و سپس انجام XOR را با مقدار اولیه جابجانشده. پس از جابجایی، اگر مقدار جابجاشده بیشتر از ۰xFF باشد، XOR شرطی با ۰x11B باید انجام شود.
به صورت کلی تر، هر ستون به عنوان یک چند جمله‌ای روی (GF(2^8 تلقی می‌شود و پس از آن پیمانه x+1 با یک چند جمله‌ای ثابت c(x) = 0x03 · x + x + x + 0x02 ضرب شده است. ضرایب با معادل مبنای ۱۶ از نمایش دودویی بیت‌های چندجمله‌ای [GF(2)[x نمایش داده می‌شود. مرحله MixColumns همچنین می‌تواند به صورت ضرب یک ماتریس خاص MDS در یک finite field دیده شود. این فرایند در مقاله ستون‌های ترکیبی Rijndael به صورت مفصل تر شرح داده شده است.
در مرحله AddRoundKey، subkey با state ترکیب می‌شود. در هر دور، یک subkey از کلید اصلی توسط زمانبند کلید Rijndael مشتق می‌شود. هر subkey به همان اندازه state است. subkey با ترکیب کردن هر بایت از state با بایت متناظر از subkey با استفاده از XOR بیتی جمع بسته می‌شود.
در سیستم‌های با کلمات ۳۲ بیتی یا بزرگتر، این امکان وجود دارد که به وسیله ترکیب مراحل SubBytes و ShiftRows با مرحله MixColumns با تبدیل آنها به دنباله‌ای از جستجوهای‌های جدول، اجرای این رمزنگاری را سرعت بخشید. این امر نیازمند چهار جدول با ۲۵۶ مدخل ۳۲ بیتی و بهره‌گیری از چهار کیلوبایت (۴۰۹۶ کلمه) حافظه (یک کیلوبایت برای هر جدول) است. آنگاه یک چرخه می‌تواند با ۱۶ جستجوی جدول و ۱۲ عمل OR انحصاری ۳۲ بیتی و در ادامه با چهار عمل OR انحصاری ۳۲ بیتی در مرحله AddRoundKey انجام می‌شود.
اگر اندازه جدول چهار کیلوبایتی برای پلت فرم مقصد بزرگ است، جستجوی جدول می‌تواند با یک جدول با ۲۵۶ مدخل ۳۲ بیتی (یعنی ۱ کیلوبایت) با استفاده از تکرارهای چرخشی انجام گردد.
با استفاده از رویکرد بایت گرا، ترکیب مراحل SubBytes، ShiftRows و MixColumns به یک چرخه تنها امکان‌پذیر است.
تا ماه مه ۲۰۰۹، تنها حملات منتشر شده موفق علیه AES کامل، حملات Side-Channel در برخی از پیاده‌سازی‌های خاص بود. آژانس امنیت ملی امریکا (NSA) همه AESهای فینالیست، از جمله Rijndael را بازبینی کرد، و اظهار داشت که همه آنها برای اطلاعات غیر طبقه‌بندی شده دولت ایالات متحده به اندازه کافی امن است. در ماه ژوئن سال ۲۰۰۳، دولت ایالات متحده اعلام کرد که AES می‌تواند برای محافظت از اطلاعات طبقه‌بندی شده مورد استفاده قرار گیرد: طراحی و قدرت تمام طول کلیدهای الگوریتم AES (به عنوان مثال ۱۲۸، ۱۹۲ و ۲۵۶) برای محافظت از اطلاعات طبقه‌بندی شده تا سطح محزمانه کافی است. اطلاعات خیلی محرمانه نیاز به استفاده کلیدهای با طول ۱۹۲ یا ۲۵۶ دارد. پیاده‌سازی AES در محصولات در نظر گرفته شده برای حفاظت از سیستم‌های امنیت ملی و / یا اطلاعات باید توسط NSA، پیش از استفاده، بازبینی و مجوز داده شود.
AES دارای ۱۰ چرخه برای کلیدهای ۱۲۸ بیتی، ۱۲ چرخه برای کلیدهای ۱۹۲ بیتی و ۱۴ چرخه برای کلیدهای ۲۵۶ بیتی می‌باشد. در سال ۲۰۰۶، بهترین حملات شناخته شده در ۷ چرخه برای کلیدهای ۱۲۸ بیتی، ۸ چرخه برای کلیدهای ۱۹۲ بیتی، و ۹ چرخه برای کلیدهای ۲۵۶ بیتی بودند.
برای رمزنگاران، شکست (break) رمزنگاری هر چیزی است که سریع تر از انجام brute force (رمزگشایی آزمایشی برای هر یک کلید) باشد. حملات brute force با تکنولوژی فعلی نشدنی هستند. بزرگترین حمله موفقیت آمیز و به صورت عمومی شناخته شده brute force، در برابر هر گونه رمزنگاری block-cipher در برابر RC5 با کلید ۶۴ بیتی به وسیله distributed.net در سال ۲۰۰۶ بود.
AES است شرح جبری نسبتاً ساده دارد. در سال ۲۰۰۲، یک حمله نظری، با عنوان "حمله XSL"، توسط Nicolas Courtois و Josef Pieprzyk اعلام شد، که به نظر می‌رسید ضعفی را در الگوریتم AES به علت شرح ساده نشان می‌دهد. از آن زمان به بعد، مقالات دیگر نشان داده‌اند که که حمله ارائه شده ناکارآمد است. حمله ایکس‌اس‌ال مطالعه شود.
در طول روند AES، توسعه دهندگان الگوریتم‌های محاسباتی درباره Rijndael نوشتند، "... ما نگران استفاده از آن... در برنامه‌های کاربردی حساس امنیتی هستیم." با این حال، در ماه اکتبر سال ۲۰۰۰ و در پایان فرایند انتخاب AES، Bruce Schneier، توسعه دهنده الگوریتم محاسباتی Twofish، در حالی که فکر می‌کرد حملات موفق دانشگاهی روی Rijndael روزی توسعه داده خواهد شد، نوشت: "من باور ندارم که هیچ‌کسی حمله‌ای را کشف کند که اجازه دهد کسی ترافیک Rijndael را بخواند."
در تاریخ ۱ ژوئیه ۲۰۰۹، Bruce Schneier، در وبلاگش در مورد یک حمله مرتبط با کلید در نسخه‌های ۱۹۲-بیتی و ۲۵۶ بیتی AES خبر داد، که توسط Alex Biryukov و Dmitry Khovratovich کشف شده بود که این حمله از زمانبندی کلید تا حدودی ساده AES استفاده کرده ودارای پیچیدگی ۲ است. در دسامبر ۲۰۰۹، این پیچیدگی به ۲ بهبود یافته بود. این حمله دنباله حمله‌ای بودکه پیش از آن در سال ۲۰۰۹ توسط Alex Biryukov، Dmitry Khovratovich و Nikolić Ivica با یک پیچیدگی از ۲ برای یکی از هر ۲ کلید بود.
در تاریخ ۳۰ ژوئیه ۲۰۰۹ حمله دیگری در وبلاگ Bruce Schneier گزارش گردید و به عنوان یک نسخه پیش از چاپ در تاریخ ۳ اوت ۲۰۰۹ منتشر گردید. این حمله جدید، توسط Alex Biryukov، Orr Dunkelman، Nathan Keller، Dmitry Khovratovich و Adi Shamir، روی AES-256 است که با استفاده از تنها دو کلید مربوطه و زمان ۲ برای بازیابی کلید ۲۵۶ بیتی در نسخه‌های ۹ چرخه‌ای، یا زمان ۲ برای یک نسخه ۱۰ چرخه‌ای با نوعی قوی تر از حمله مرتبط با subkey، یا زمان ۲ برای نسخه ۱۱ چرخه‌ای انجام می‌شود. AES 256 بیتی از ۱۴ چرخه استفاده می‌نماید، بنابراین چنین حملاتی روی AES کامل مؤثر نیست.
در نوامبر ۲۰۰۹، اولین حمله تشخیص کلید روی نسخه‌ای از AES-128 کاهش یافته به ۸ چرخه، به عنوان یک نسخه پیش از چاپ منتشر گردید. این حمله تشخیص کلید، نسخه‌ای بهبود یافته از حملات rebound یا start-from-the-middle برای جایگشت‌ها (permutations) مشابه AES است، که دو چرخه متوالی از جایگشت را به عنوان کاربردی از سوپر Sbox در نظر می‌گیرد. این حمله روی نسخه ۸ چرخه‌ای AES-128 با پیچیدگی زمانی ۲ و یک پیچیدگی حافظه ۲ عمل می‌کند.
در ژوئیه ۲۰۱۰ Vincent Rijmen مقاله طعنه آمیزی برای حملات "chosen-key-relations-in-the-middle" روی AES-128 منتشر کرد.
اولین حمله بازیابی کلید روی AES کامل توسط Andrey Bogdanov، Dmitry Khovratovich و Christian Rechberger بود و در سال ۲۰۱۱ منتشر شد. حمله بر اساس bicliques بوده و با ضریب ۴ سریعتر از brute force است. برای AES-192 و AES-256، به ترتیب به ۲ و ۲ عمل نیازمند است.
حملات غیرمستقیم به رمز مورد نظر حمله نمی‌کنند اما به پیاده‌سازی رمز بر روی سیستم‌هایی که سهواً اطلاعات را فاش می‌نمایند، حمله می‌کنند. چندین حملات شناخته شده روی پیاده‌سازی‌های خاصی از AES وجود دارد.
در آوریل سال ۲۰۰۵، D.J. Bernstein یک حمله cache-timing را اعلام کرد که او این حمله را برای شکستن یک سرور سفارشی که از رمزگذاری AES کتابخانه OpenSSL استفاده می‌نمود، بکار گرفت. این حمله نیاز به بیش از ۲۰۰ میلیون پیام رمز نشده داشت. سرور سفارشی به گونه‌ای طراحی شده بود که تا حد ممکن اطلاعات زمانی را انتشار می‌داد (سرور گزارشی از تعداد چرخه‌های انجام گرفته توسط عملیات رمزگذاری را باز می‌گرداند)؛ با این حال، همانگونه که Bernstein نشان داد، "کاهش دقت مهرهای زمانی (timestamp) سرور، یا حذف آنها را از پاسخ سرور، این حمله را متوقف نمی‌نماید: مشتری به سادگی با استفاده از زمان رفت و برگشت بر اساس ساعت محلی خودش، استفاده نموده و اختلالات افزایش یافته را به وسیله میانگین گیری روی تعداد زیادی از نمونه‌ها جبران می‌نماید. "
در اکتبر سال ۲۰۰۵، Dag Arne Osvik، Adi Shamir و Tromer Eran مقاله‌ای را ارائه دادند که چندین حمله cache-timing را روی AES نشان می‌داد. یک حمله قادر به دست آوردن تمام کلید AES پس از ۸۰۰ عمل آغازسازی رمزگذاری، در مجموع ۶۵ میلی ثانیه، بود. این حمله نیازمند آن است که مهاجم قادر به اجرای برنامه‌هایی بر روی همان سیستم یا همان پلت فرمی که AES در حال انجام است، باشد.
در دسامبر ۲۰۰۹، حمله‌ای روی برخی از پیاده‌سازی‌های سخت‌افزاری منتشر شد که از تجزیه و تحلیل خطای تفاضلی (differential fault analysis) استفاده می‌کند و اجازه می‌دهد کلیدی با پیچیدگی از ۲ را بازیابی نمود.
در نوامبر ۲۰۱۰ Endre Bangerter، David Gullasch و Stephan Krenn مقاله‌ای را چاپ نمودند که روشی عملی برای بازیابی نزدیک به بی درنگ کلیدهای رمز AES-128 بدون نیاز به متن رمزنگاری یا متنی را توضیح می‌داد. این روش همچنین روی پیاده‌سازی‌های AES-128 که جداول فشرده سازی را استفاده می‌نماید، مانند OpenSSL، عمل می‌کند. همانند برخی از حملات قبلی، این حمله نیازمند این قابلیت است که بتواند روی سیستمی که رمزگذاری AES را انجام می‌دهد، اجرا شود، که اینکار می‌تواند توسط آلودگی به تروجان انجام گیرد.