Note that this method is a MAC as i

Note that this method is a MAC as it is based on a secret key. One can show that the probability of impersonation is equal to the combinatorial bound: 2k0/2k (cf. section 3.2.2). If a single cryptogram C1 is observed, an attacker gets some information on the secret linear code. However, he is not able to exploit this information as he is not able to compute the corresponding X1, which is equivalent to breaking the McEliece public-key cryptosystem. If two cryptograms are observed, an attacker has all information available to generate a new authentic message: it is sufficient to define X3 = X1 ⊕X2 (the authentic messages form a vector space). However, this assumes that the attacker is able to obtain X1 and X2, which is again computationally infeasible. However, it is not mentioned in [291] that it is trivial to perform such a selective forgery with a known text attack. The protection of authenticity was also suggested in [189] for the secret key variant of McEliece by T. Rao and K. Nam [275]. However, it is very likely that this will increase the vulnerability of a scheme that has shown to be insecure against a chosen plaintext attack [315].

Kết quả (Việt) 1:

Lưu ý rằng phương pháp này là một máy MAC là nó dựa trên một chìa khóa bí mật. Một trong những có thể hiển thị các xác suất của mạo danh là tương đương với tổ hợp ràng buộc: 2 k 0/2 k (x. phần 3.2.2). Nếu một loại ẩn hoa đơn C1 là quan sát, kẻ tấn công được một số thông tin về bí mật mã tuyến tính. Tuy nhiên, ông không phải là có thể khai thác thông tin này như ông không thể tính toán các X1 tương ứng, mà là tương đương để phá vỡ McEliece khóa công khai cryptosystem. Nếu hai cryptograms được quan sát thấy, kẻ tấn công có tất cả thông tin có sẵn để tạo ra một thông báo xác thực mới: đó là sufficient để define X3 = X1 ⊕X2 (các tin nhắn xác thực tạo thành một không gian vector). Tuy nhiên, điều này giả định rằng kẻ tấn công có thể có được X1 và X2, mà là một lần nữa computationally infeasible. Tuy nhiên, nó không được đề cập trong [291] nó là tầm thường để thực hiện một giả mạo chọn lọc với một cuộc tấn công được biết đến văn bản. Bảo vệ tính xác thực cũng được đề nghị trong [189] cho các biến thể khóa bí mật của McEliece bởi T. Rao và K. Nam [275]. Tuy nhiên, nó là rất có khả năng rằng điều này sẽ làm tăng sự mong manh của một đề án đã chứng minh là không an toàn chống lại một cuộc tấn công được lựa chọn văn bản thuần [315].

Kết quả (Việt) 2:

Lưu ý rằng phương pháp này là một MAC như nó được dựa trên một khóa bí mật. Người ta có thể thấy rằng xác suất của mạo danh bằng các tổ hợp ràng buộc: 2k0 / 2k (cf. phần 3.2.2). Nếu một mật mã C1 duy nhất được quan sát, kẻ tấn công được một số thông tin về các mã tuyến tính bí mật. Tuy nhiên, ông không phải là khả năng khai thác thông tin này khi ông không có khả năng tính toán X1 tương ứng, tương đương với phạm McEliece hệ thống mật mã khóa công khai. Nếu hai mật mã được quan sát, kẻ tấn công có tất cả các thông tin có sẵn để tạo ra một thông điệp đích thực mới: đó là su ffi cient de fi ne X3 = X1 ⊕X2 (các thông điệp đích thực tạo thành một không gian vector). Tuy nhiên, điều này giả định rằng những kẻ tấn công có thể có được X1 và X2, mà là một lần nữa tính toán khả thi. Tuy nhiên, nó không được đề cập trong [291] rằng nó là tầm thường để thực hiện một sự giả mạo có chọn lọc như vậy với một cuộc tấn công văn được biết đến. Việc bảo vệ tính xác thực cũng đã được đề xuất trong [189] cho các biến thể khóa bí mật của McEliece bởi T. Rao và K. Nam [275]. Tuy nhiên, rất có khả năng rằng điều này sẽ làm tăng tính dễ tổn thương của một đề án mà đã thể hiện là không an toàn chống lại một cuộc tấn công bản rõ chọn [315].