NO801475L - Fremgangsmaate til aa kontrollere synkronloep av to noekkelapparater - Google Patents

Description

Fremgangsmåten ifølge oppfinnelsen tjener til å kontrollere synkront løp på to nøkkelapparater hvor data overføres fra en første stasjon til en annen stasjon og omvendt.

Innen rammen av en kjent startmetode blir der i tilslutning

til en tidspunktmarkering overført en talenøkkel i klartekst.

Til kontroll av synkronløp av to nøkkelapparater er det kjent i tilslutning til denne startfase å overføre en sekvens av avtalte tegn siffrert. I motstasjonen blir de siffrerte tegn desiffrert,

og det blir kontrollert om sekvensen av de avtalte tegn ble mottatt. Ved overensstemmelse mellom mottatte og avtalte tegn løper de to nøkkelapparater synkront. Denne kjente metode til kontroll av synkront løp av de to nøkkelapparater har den ulempe at der under utførelsen av metoden blir prisgitt informasjoner som letter desiffrering av den siffrerte meddelelse. Til desiffrering av de siffrerte meddelelser må talenøkkelen og dessuten en nøkkelalgoritme såvel som grunnøkkelen være kjent.

En uberettiget sifferknekker kan først motta talenøkkelen i klartekst. I mange tilfeller og særlig ved hjelp av nøkkelapparater som er å få kjøpt, er det mulig å bestemme nøkkelalgoritmen.

Under disse forutsetninger blir der ikke annet igjen enn den til enhver tid anvendte grunnøkkel, som en uberettiget siffer-

knekker må finne for å desiffrere den siffrerte meddelelse. Når

der etter den nevnte kjente metode blir siffrert tegn som er avtalt og å betrakte som kjent, kan en uberettiget sifferknekker under forutsetning av den kjente tekst prøve seg frem med forskjellige grunnøkler og dermed finne frem til den respektive riktige grunn-nøkkel.

Ved en annen kjent metode til å kontrollere synkront løp

av to nøkkelapparater blir der fra kryptogeneratoren i henhold til en avtalt forskrift uttatt kontrollbits som overføres til motstasjonen. I motstasjonen blir der likeledes frembragt kontrollbits, og overenstemmelse mellom sendesidig og mottagningssidig frembragte kontrollbits blir kontrollert og det synkrone løp av de to nøkkelapparater bedømt på det grunnlag. Også denne kjente metode gir en uberettiget sifferknekker informasjoner hvormed

det forholdsvis raskt lar seg gjøre å bestemme den respektive anvendte grunnøkkel.

Til grunn for oppfinnelsen ligger den oppgave å kontrollere

det synkrone løp av sendesidig og mottagningssidig nøkkelapparat

på sendesiden uten å prisgi informasjoner som letter uberettiget desiffrering.

Den løsning av oppgaven som oppfinnelsen gir anvisning på,

erkarakterisert vedfølgende skritt:

A) I tilslutning til en startfase blir der på den første stasjon frembragt en tilfeldig tekst som dels lagres i den første stasjons område og dels overføres siffrert til en annen stasjon.

B) I den annen stasjon blir den tilfeldige tekst desiffrert,

og så blir den desiffrerte tilfeldige tekst siffrert og overført til den første stasjon. C) I den første stasjon blir den mottatte siffrerte tilfeldige tekst desiffrert, og den således desiffrerte mottatte tilfeldige tekst blir sammenlignet med den usiffrerte tilfeldige tekst som er lagret i denne første stasjon. D) Ved forskjell mellom den mottatte og den i første stasjon lagrede tilfeldige tekst blir der avgitt et alarmsignal.

Fremgangsmåten ifølge oppfinnelsen gjør det mulig å

kontrollere synkront løp av de to nøkkelapparater uten at der prisgis informasjoner som letter uberettiget desiffrering av informasjonene. Dette fordi der istedenfor en avtalt og kjent tekst benyttes en tilfeldig tekst som er forskjellig fra gang til gang, og det på tilfeldig måte.

Det ville prinsipielt være tenkelig å lagre den tilfeldige tekst som frembringes i den første stasjon og ikke er siffrert,

i området for den første stasjon og holde den parat for sammenligning med den mottatte og desiffrerte tilfeldige tekst. I den forbindelse blir desiffreringsapparatet på den egne stasjon kontrollert forsåvidt som den desiffrerer den mottatte tilfeldige tekst. En flere ganger gjentatt kontroll av den egne stasjons desiffrerings-apparat blir oppnådd når den tilfeldige tekst som er frembragt og nøklet i den første stasjon, blir desiffrert i den første stasjon og lagret for sammenligning. I så fall må man gjøre bruk av desiffreringsapparatet på den første stasjon to ganger, først for å.desiffrere den siffrerte tilfeldige tekst fra den første stasjon og neste gang for desiffrering av den mottatte tilfeldige tekst fra den annen stasjon.

For å spare inn en tilfeldighetstekst-generator kan det være hensiktsmessig å anvende en pseudotilfeldighets-tekstgenerator.

I det følgende vil utførelseseksempler på oppfinnelsen bli belyst under henvisning til tegningen.

Fig. 1 er et blokkskjerna for et dataoverføringssystem.

Fig. 2 er et blokkskjerna for et sendesidig nøkkelapparat, og

fig. 3 er et blokkskjema for et mottagningssidig nøkkel-apparat .

Ifølge fig. 1 blir der fra den første stasjon STAI overført data via overføringsstrekningen SR til den annen stasjon STA2.

Som overføringsstrekning SR kan der f.eks. benyttes en radio-strekning eller en forbindelse via tråd. Overføringsstrekningen kan drives i halvdupleks eller dupleks.

I området for den første stasjon STAI befinner seg datakilden DQ1, datasluket DSl og nøkkelapparatet SCHl. I området for den annen stasjon STA2 befinner seg datakilden DQ2, datasluket DS2 og nøkkelapparatet SCH2. En overføring av informasjoner blir innledet med en kjent startmetode. Skal der f.eks. overføres en meddelelse fra stasjonen STAI til stasjon STA2 , blir der fra stasjonen STAI i tilslutning til en tidspunktmarkering overført en talenøkkel i klartekst til stasjonen STA2. Deretter skal nøkkelgeneratorene på begge stasjoner løpe synkront. For å kontrollere dette blir der i tilfeldighetsgeneratoren ZGl i tilslutning til startfasen frembragt en tilfeldig tekst som dels lages i området for nøkkelgeneratoren SCHl og dels overføres siffrert til den annen stasjon STA2. I denne annen stasjon blir den tilfeldige tekst desiffrert og derpå igjen siffrert, hvorpå den siffrerte tilfeldige tekst igjen blir overført tilbake til den første stasjon STAI. I området for nøkkelapparatet SCHl blir den mottatte siffrerte tilfeldige tekst desiffrert, og den derved fremkomne desiffrerte mottatte tilfeldige tekst blir sammenlignet med den tilfeldige tekst som ble frembragt i den første stasjon STAI. Overensteminelse mellom de to tilfeldige tekster signaliserer synkront løp av de to nøkkelapparater SCHl, SCH2. Manglende overensteminelse mellom de to tilfeldige tekster signaliserer at de to nøkkelapparater ikke løper synkront. Ved forskjeller mellom de to tilfeldige tekster blir det ennu ikke tilveiebragte synkronløp av de to nøkkelapparater signalisert med et alarmsignal.

Den beskrevne fremgangsmåte gjør det mulig å kontrollere synkront løp av de to nøkkelgeneratorer SCHl og SCH2 på stasjonen STAI. På lignende måte kan synkront løp av de to nøkkelapparater SCHl og SCH2 kontrolleres fra stasjonen STA2. I så fall blir den tilfeldige tekst frembragt med tilfeldighetsgeneratoren ZG2 og overført siffrert til stasjonen STAI. Stasjonen STAI desiffrerer den tilfeldige tekst og sender den likeledes siffrert tilbake til stasjonen STA2. Der blir de to tilfeldige tekster igjen kontrollert på overenstemmelse.

Fig. 2 viser mer utførlig det nøkkelapparat SCHl som forekommer på fig. 1. Fig. 3 viser mer utførlig nøkkelapparatet SCH2 som likeledes forekommer på fig. 1.

Nøkkelapparatet SCHl omfatter flere brytere SWll, SW12,

SW13, SW14 som hver kan innta koblingsstillingene 1, 2, 3, 4,

5 og styres av styreapparatet STI. På lignende måte har nøkkel-apparatet SCH2 brytere SW21, SW22, SW23, SW24 som styres fra styreapparatet ST2.

I det følgende vil virkemåten av koblingsanordningene på fig. 2 og 3 bli beskrevet for tilfellet av heldupleks-drift. Begynnelsen av informasjonsoverføringen blir med startsignalet SS signalisert til styreapparatet STI. Deretter inntar alle bryterne i nøkkel-apparatet SCHl sine bryterstillinger 1. Bryterne i nøkkelapparatet SCH2 har allerede på forhånd inntatt sine bryterstillinger.

Markeringsordgiveren KG1 frembringer en tidspunktmarkering

og avgir denne ved bryterstilling 1 av bryterne SWll og SW12

via koblingspunktet Pl. Som fig. 3 viser, kommer denne markering via bryteren SW24 i bryterstilling 1 til markeringsord-tyderen KA2, som signaliserer mottagning av markeringsordet til styreapparatet ST2. Styreapparatet ST2 bevirker at markeringsord-giveren KG2 blir aktivert, og dens markering via bryterne SW21, SW22

og via koblingspunktet P2 blir ført tilbake til nøkkelapparatet SCHl på fig. 2. Via bryteren SW14 kommer markeringsordet til markeringsordtyderen KAI, som signaliserer kjent markeringsord til styreapparatet STI.

Etter at markeringsordtyderen KAI har erkjent markeringen, kobler styreapparatet STI alle bryterne hos nøkkelapparatet SCHl til deres bryterstillinger 2. Etter at markeringsordtyderen KA2 har erkjent markeringen, kobler styretrinnet ST2 på fig. 3 alle bryterne i nøkkelapparatet SCH2 til deres bryterstillinger 2. Nøkkelgeneratoren SG11 frembringer en talenøkkel som via bryterne SWll, SW12, SW24 blir tilført kryptokalkulatoren CR22. Etter siste bit av talenøkkelen er nøkkelstillingen av denne kryptokalkulator forhåndsinnstilt. Nøkkelgeneratoren SG21 frembringer likeledes en talenøkkel som via bryterne SW21, SW22, SW14 kommer inn på kryptokalkulatoren CR12. Dermed blir nøkkelstillingen av denne kryptokalkulator forhåndsinnstilt.

Styreapparatet STI innstiller kryptokalkulatoren CRll i dens definitive nøkkelstilling. Deretter er kryptokalkulatorene CRll resp. CR12 innstilt for siffrering resp. desiffrering. Styreapparatet ST2 bringer kryptokalkulatoren CR22 i en definitiv nøkkelstilling. Deretter er kryptokalkulatorene CR22 resp. CR21 innstilt for siffrering resp. desiffrering.

For å kontrollere synkronløp av de to nøkkelapparater SCHl, SCH2 bevirker styreapparatet STI resp. styreapparatet ST2 at bryterne i nøkkelapparatet SCHl resp. SCH2 inntar bryterstilling 3. Nøkkel-generatoren SG12 frembringer som kontrolltekst en pseudotilfeldig tekst som via bryteren SWll tilføres kryptokalkulatoren CRll og blir siffrert der. Den siffrerte kontrolltekst kommer via bryterne SW12, SW24 inn på kryptokalkulatoren CR22 og blir desiffrert der.

De første n bits av den desiffrerte tekst blir lagret i lageret

SP21 og tekstens øvrige bits undertrykket. Den pseudotilfeldige tekst fra nøkkelgeneratoren SG12 blir imidlertid dessuten tilført lageret SP12, som lagrer de første n bits. De øvrige bits blir ikke anvendt videre.

Nøkkelgeneratoren SG22 frembringer som kontrolltekst likeledes en pseudotilfeldig tekst som via bryteren SW21 via bryteren SW21 blir tilført kryptokalkulatoren CR21 for å siffreres der. Den siffrerte tekst kommer via bryterne SW22, SW14 inn på kryptokalkulatoren CR12, som-desiffrerer teksten. De første n bits av denne desiffrerte tekst blir lagret i lageret SPll, og resten går tapt. Dessuten blir den tekst som frembringes av nøkkelgeneratoren SG22, tilført lageret SP22, som lagrer de neste n bits. De øvrige bits blir ikke behandlet videre.

Styreapparatet STI resp. ST2 bevirker at bryterne i nøkkel-, apparatet SCHl resp. SCH2 inntar bryterstilling 4. Det ble allerede nevnt at de første n bits av kontrollteksten blir lagret i lageret SP21. Denne desiffrerte tekst kommer via bryteren SW21 inn på kryptokalkulatoren CR21, som siffrerer teksten, og den siffrerte kontrolltekst kommer via bryterne SW22, SW14 inn på kryptokalkulatoren CR12. I sammenligneren VG1 blir den desiffrerte kontrolltekst fra kryptokalkulatoren CR12 sammenlignet med den usiffrerte kontrolltekst i lageret SP12, og ved overensteminelse mellom de to kontrolltekster avgis signalet A12, som synkroniserer vellykket fasekoinsidens av de to nøkkelapparater. I dette tilfelle kan kryptodriften tas opp. Ved manglende overensteminelse mellom de to kontrolltekster avgis signalet All, som signaliserer den ennu ikke fullførte synkronisering av de to nøkkelapparater.

Det ble allerede nevnt av lageret SP11 lagrer de første n bits av den kontrolltekst som ble frembragt i nøkkelgeneratoren SG22. Denne kontrolltekst kommer via bryteren SWll inn på kryptogeneratoren CRll. Den siffrerte kontrolltekst kommer via bryterne SW12, SW24 inn på kryptokalkulatoren CR22. Sammenligneren VG2 sammenligner den desiffrerte kontrolltekst fra kryptokalkulatoren CR22 med den usiffrerte kontrolltekst fra lageret SP22. Ved henholdsvis overensteminelse og manglende overensteminelse mellom de to kontrolltekster avgis signalet A22 resp. A21.

I det foreliggende utførelseseksempel fyller nøkkel-generatoren SG11 en dobbelt funksjon. Dels frembringer den tale-nøkkelen, som innen rammen av startfasen blir overført usiffrert via bryterne SWll, SW12 og koblingspunktet Pli til nøkkelapparatet SCH2. Og dels kan nøkkelgeneratoren SPll anses å inngå i tilfeldighetsgeneratoren ZG2, som dannes av de to nøkkelapparater SG11 og SG21. Da de to nøkkelgeneratorer SG11 og SG12 arbeider uavhengig av hverandre, kan den kontrolltekst som avgis av nøkkelgeneratoren SG12, langt på vei anses som tilfeldig tekst. På lignende måte arbeider også nøkkelgeneratorene SG21, SG22 uavhengig av hverandre og danner tilfeldighetsgeneratoren ZG2.

Når signalene A12, resp. A22 signaliserer regelrett synkronisering, bringer styreapparatene STI resp. ST2 bryterne i nøkkelapparatet SCHl.resp. SCH2 til å innta bryterstilling 5.

Ved disse bryterstillinger kommer data fra datakilden DQl via bryteren SWll inn på kryptokalkulatoren CRll, hvor de siffreres,

og de siffrerte data kommer via bryteren SW24 inn på kryptokalkulatoren CR22. Derpå blir de desiffrerte data via bryteren SW23 tilført datasluket DS2. På lignende måte kommer data. fra datakilden DQ2 via bryteren SW21 inn på kryptokalkulatoren CR21. De siffrerte data kommer, via bryteren SW22, koblingspunktet P2 og bryteren SW14 inn på kryptokalkulatoren CR12. Den desiffrerte tekst kommer via bryteren SW13 inn på datasluket DS1.

Claims (4)

1. Fremgangsmåte til å kontrollere synkronløpet av to nøkkel-apparater hvor data overføres fra en første stasjon til en annen stasjon og omvendt, karakterisert ved følgende skritt: A) i tilslutning til en startfase blir der på den første stasjon (STAI) frembragt en tilfeldig tekst som dels lagres i området for den følgende stasjon og dels overføres siffrert til den annen stasjon (STA2). B) I den annen stasjon (STA2) blir den tilfeldige tekst desiffrert, og derpå blir den desiffrerte tilfeldige tekst siffrert i den annen stasjon og overført til den første stasjon (STAI). C) I den første stasjon (STAI) blir den mottatte og siffrerte tilfeldige tekst desiffrert, og den desiffrerte tilfeldige tekst blir sammenlignet med den usiffrerte tilfeldige tekst som er lagret i den første stasjon. D) Ved forskjell mellom den mottatte og den i første stasjon (STAI) lagrede tilfeldige tekst blir der avgitt et alarmsignal (fig. 1).

2. Fremgangsmåte som angitt i krav 1, karakterisert ved at den tilfeldige tekst som frembringes og siffreres i den første stasjon (STAI), blir desiffrert i den første stasjon, og at den desiffrerte tilfeldige tekst lagres i den første stasjon.

3. Fremgangsmåte som angitt i krav 1, karakteriser,t ved at der som tilfeldig tekst anvendes en pseudotilfeldig tekst.

4. Koblingsanordning til gjennomførelse av en fremgangsmåte som angitt i krav 3, karakterisert ved at den omfatter to nøkkelgeneratorer (SG11, SG12) som frembringer de to pseudotilfeldige tekster, og at disse.ved hjelp av nøkkel-generatorene (SGll, SG12) etter tur avgis over en bryter (SWll) til et siffreringsapparat (CRll) som frembringer den siffrerte tilfeldige tekst.