Sicherheit in Rechnernetzen: - Professur Datenschutz und ...

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A. Pfitzmann: Datensicherheit und Kryptographie; TU Dresden, WS2000/2001, 15.10.2000, 15:52 Uhr
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A. Pfitzmann: Datensicherheit und Kryptographie; TU Dresden, WS2000/2001, 15.10.2000, 15:52 Uhr
Implementierung werden beispielsweise die zufälligen Bitketten (vgl. §5.4.6.2) als dieser Teil
gewählt.
Die 4. Möglichkeit spart gegenüber der 3. den Aufwand der Anwendung der Hashfunktion, setzt
aber für die Speichereffizienz voraus, daß ein Nachrichtenteil hoher Zufälligkeit (in der Fachsprache:
Entropie) gewählt wird. Zufällige Bitketten haben natürlich diese Eigenschaft. Die MIXmaster-
Implementierung ist also geschickt gemacht.
Mittels des im folgenden beschriebenen Verfahrens des anonymen Abrufs kann die 1. und 2.
Möglichkeit zur Verkleinerung des Speicher- und Nachrichtenvergleichsaufwands der MIXe auch bei
Schutz des Empfängers angewandt werden: Statt einer anonymen Rückadresse (mit langer Gültigkeit)
wird einem Partner nur eine Kennzahl mitgeteilt. Der Partner sendet seine mit der Kennzahl adressierte
und Ende-zu-Ende-verschlüsselte Antwort unter Verwendung eines Senderanonymitätsschemas an
die in diesem Abschnitt schon mehrmals erwähnte, beim anonymen Abruf eine Zwischenspeicherung
durchführende, nichtanonyme Instanz X. Hin und wieder sendet die Teilnehmerstation des Empfängers
unter Verwendung eines Senderanonymitätsschemas eine anonyme Rückadresse an X, mit der
sie in einer festgelegten Schubfolge die Antwort erhält, sofern diese schon eingetroffen ist. Obwohl
beim anonymen Abruf offensichtlich mehr Nachrichten zu senden sind, dürfte der Vorteil, daß jeweils
vorher genau bekannt ist, wer welche Umcodierung in welchem Schub durchführen wird, und
deshalb sowohl die 1., als auch die 2. Möglichkeit anwendbar sind, den Speicher- und Nachrichtenvergleichsaufwand
der MIXe so sehr verkleinern, daß trotzdem insgesamt der Aufwand wesentlich
gesenkt wird.
Das Verfahren des anonymen Abrufs ist insbesondere dort relevant, wo wegen schmalbandiger
Teilnehmeranschlußleitungen Verteilung zum Schutz des Empfängers nicht anwendbar ist, vgl. §5.5.
keit wiederholt und damit diesen MIX auch bezüglich der den Nachrichtenteil ursprünglich enthaltenden
Nachricht überbrücken.
Eine, leider falsche, Idee, die man bezüglich der Lösung dieses ggf. in jedem MIX viel Speicherund
auch Nachrichtenvergleichsaufwand verursachenden Problems haben kann, besteht darin, dem
Angreifer den Zugriff auf Nachrichten (und damit auch auf Nachrichtenteile) zwischen MIXen bzw.
zwischen Sender und erstem sowie letztem MIX und Empfänger jeweils durch virtuelle Verbindungs-
Verschlüsselung zu verwehren. Der Fehler dieser Idee besteht darin, daß so natürlich nur den am
Umcodieren dieser Nachricht Unbeteiligten der beschriebene Angriff unmöglich wird, nicht jedoch
den Beteiligten, insbesondere den beteiligten MIXen. Der erste und letzte MIX zusammen könnten
dann nämlich immer noch die Kommunikationsbeziehung aufdecken, indem sie einen Nachrichtenteil
der vom ersten MIX auszusendenden Nachricht mehrmals auf die Reise durch alle „mittleren“ (und in
diesem Fall völlig unnützen) MIXe schicken.
Somit bleiben nur vier Möglichkeiten, den Speicher- und Nachrichtenvergleichsaufwand zu
verkleinern: Wie in [Chau_81 Seite 85] beschrieben, können
1. die öffentlich bekannten Dechiffrierschlüssel der MIXe öfter gegen neue ausgetauscht werden
oder
2. die Teile, deren Umcodierung durch den öffentlichen Dechiffrierschlüssel des betreffenden
MIXes spezifiziert ist, einen „Zeitstempel“ enthalten, der den eindeutigen112 Zeitpunkt ihrer
einzigzulässigen Umcodierung bestimmt.
Letzteres senkt den Aufwand fast auf Null, jedoch ist beides für die Anwendung bezüglich bzw.
in anonymen Rückadressen denkbar schlecht geeignet, soll der Sender frei wählen können, wann er
antwortet.
Deshalb ist die in [Pfi1_85 Seite 74f] genannte
3. Möglichkeit wichtig, statt der mit den geheimgehaltenen Dechiffrierschlüsseln der MIXe
umzucodierenden Nachrichtenteile, die nach der Definition eines asymmetrischen Konzelationssystems
mindestens hundert, aus Gründen der Sicherheit der heute bekannten asymmetrischen
Konzelationssysteme viele hundert Bit lang sein müssen, das Bild dieser Nachrichtenteile
unter einer ihre variable Länge auf eine konstante Länge, z.B. 50 Bit, verkürzende Hashfunktion
zu speichern.
Diese Hashfunktion muß lediglich ihren Urbildraum in etwa gleichmäßig auf ihren Bildraum
abbilden – es darf durchaus mit vertretbarem Aufwand möglich sein, zwei Urbilder zu finden, die auf
dasselbe Bild abgebildet werden. Bevor ein MIX seinen geheimgehaltenen Dechiffrierschlüssel auf
einen Nachrichtenteil anwendet, bildet er sein Bild unter der Hashfunktion und prüft, ob es schon in
seiner Bereits-gemixt-Liste verzeichnet ist. Wenn ja, ignoriert er die Nachricht, wenn nein, wird das
Bild in seine Bereits-gemixt-Liste eingetragen und die Entschlüsselung durchgeführt. Der Nachteil
dieses Verfahrens ist, daß mit sehr kleiner Wahrscheinlichkeit die Situation auftritt, daß zufällig zwei
verschiedene Nachrichtenteile auf dasselbe Bild abgebildet werden und deshalb der später
ankommende fälschlicherweise nicht bearbeitet wird. In diesem Fall muß der Sender es mit einer
anderen Nachricht, etwa indem er Schlüssel oder zufällige Bitketten ändert, noch mal probieren. Daß
er dies kann, erfordert Fehlertoleranz-Maßnahmen, die aber aus anderen Gründen viel dringender und
häufiger (kurz: sowieso) gebraucht und in [Pfit_89 §5.3] ausführlich behandelt sind.
Eine 3. sehr ähnliche Möglichkeit wird in einer im Internet verbreiteten MIX-Implementierung
(MIXmaster) gewählt:
4. es wird ein bestimmter Teil der Nachricht gespeichert (und jeweils verglichen). Dies kann ein
Teil der umzucodierenden Nachricht sein oder auch der umcodierten. Bei der MIXmaster-
5.4.6.7 Kurze Vorausschau
Wird all das bisher Gesagte beachtet, so ist die schlimmste Folge eines verändernden Angriffs
(oder Fehlers) durch einen MIX der Verlust einer Nachricht, nicht jedoch der Verlust der Anonymität
der Kommunikationsbeziehung. Durch öffentlichen Zugriff auf die von MIXen gesendeten Nachrichten
oder – auch im Falle von virtueller Verbindungs-Verschlüsselung wirksam – ihr Signieren mit
einem MIX-spezifischen Signierschlüssel ist ein Verlust jedoch feststellbar und beweisbar, vgl.
§5.4.7. Durch geeignete Fehlertoleranz-Maßnahmen ist zudem die Wahrscheinlichkeit des Verlustes
von Nachrichten durch Ausfall eines MIXes (ein ausgefallener MIX innerhalb der MIX-Folge einer
Nachricht reicht, um sie zu verlieren!) zu vermindern, wie in dem bereits angekündigten §5.4.6.10
gezeigt wird.
Wegen der Zeitverzögerung durch Warten auf Nachrichten, durch Prüfen auf Wiederholungen und
Umsortieren der Nachrichten sowie wegen des Zeitaufwandes für die Entschlüsselungen in einem
asymmetrischen Konzelationssystem ist das soweit beschriebene Verfahren der umcodierenden MIXe
nicht für Anwendungen geeignet, die kurze Übertragungszeiten fordern.
Wandelt man dieses Verfahren aber wie erstmals in [Pfi1_85 Seite 25-29] beschrieben ab, so kann
man anonyme Kanäle schalten, die z.B. den Realzeitanforderungen des Telefonverkehrs genügen
und in §5.4.6.9 genauer erklärt werden. Hierzu wird zum Kanalaufbau eine spezielle Nachricht nach
dem oben beschriebenen Verfahren übertragen, die jedem gewählten MIX einen Schlüssel eines
schnelleren symmetrischen Konzelationssystems übergibt, den dieser MIX von da an für die Entschlüsselung
des Verkehrs auf diesem Kanal verwendet. Das Umcodieren bei Kanälen nützt natürlich
nur dann etwas, wenn mindestens zwei Kanäle von gleicher Kapazität durch denselben MIX gleichzeitig
auf- und abgebaut werden.
112 Es kann auch sinnvoll sein, mit dem Zeitstempel festzulegen, wann die Nachricht spätestens umcodiert wird. Dies
ermöglicht ein Abwägen zwischen dem Kleinhalten der Bereits-gemixt-Liste und der flexiblen Verwendung von
beispielsweise Rückadressen.