O„zbekiston respublikаsi oliy vа o„rtа mаxsus tа‟lim vаzirligi buxoro davlat universiteti tahirov Behzod Nasriddinovich axborot xavfsizligi asoslari

4. Kompyuter davri (zamonaviy shifrlar). 
Ushbu davr shifrlari hisoblash 
qurilmalariga mo‗ljallangan bo‗lib, yuqori xavfsizlik darajasiga ega hisoblanadi. 
Zamonaviy shifrlarga misol sifatida DES, AES, GOST 28147-89, IDEA, A5/1, 
RC4 (barchasi simmetrik) va RSA, El-Gamal (ochiq kalitli) larni keltirish 
mumkin.
 
Bir martali bloknot 
Bir martali bloknot (one time pad) yoki Vernam shifri nomi bilan tanilgan 
kriptotizim bardoshli shifrlash algoritmi hisoblanib, tarixda turli vaqtlarda va 
joylarda foydalanilgan bo‗lsada, ko‗p hollarda amalga oshirishning imkoniyati 
mavjud emas. Bir martali deb atalishiga asosiy sabab, undagi kalitning 
(bloknotning) bir marta foydalanilishi bo‗lib, shunning uchun uni aksariyat 
hollarda amalga oshirishning imkoni mavjud bo‗lmaydi. 
Ushbu shifrlash algoritmini tushuntirish uchun keling 8 ta belgidan iborat 
bo‗lgan alfavit olingan bo‗lsin. Olingan alfavit va unga mos bo‗lgan binar 
qiymatlar quyidagi jadvalda keltirilgan. Shuni esda saqlash kerakki, alifbo va 
unga mos bo‗lgan bit qiymatlari barcha uchun ochiq va sir saqlanmaydi (ASCII 
jadvali kabi). 
1.2-jadval 
Белгилар 
E 
H 
I 
K 
L 
R 
S 
T 
Бинар 
қиймат 
000 
001 
010 
011 
100 
101 
110 
111 
Faraz qilinsin, biror qonuniy foydalanuvchi A bir martali bloknotdan 
foydalangan holda ―HEILHITLER‖ matnini shifrlab, o‗z sherigi B tomonga 
yuborishi talab etilsin. Ushbu ochiq matnni binar qiymatdagi ko‗rinishi esa 
quyidagicha bo‗ladi: 
1.3-jadval 
H 
E 
I 
L 
H 
I 
T 
L 
E 
R 
001 
000 
010 
100 
001 
010 
111 
100 
000 
101 

---

47 
Bir martali bloknot usulida shifrlash uchun ochiq matn uzunligiga teng 
bo‗lgan tasodifiy tanlangan kalit zarur bo‗ladi. Ochiq matnga kalitni XOR 
amalida qo‗shish orqali shifrmatn hosil qilinadi (R – ochiq matn, K – kalit va S – 
shifrmatn deb belgilansa): 
𝐶
= 
𝑃⨁𝐾
. XOR amali (
⨁
) binar amal hisoblanib, 
quyida keltirilgan: 
0
⨁
0 = 0 
0
⨁
1 = 1 
1
⨁
0 = 1 
1
⨁
1 = 0 
Yuqoridagi jadvaldan, 
𝑥⨁𝑦⨁𝑦
= 
𝑥
tenglik o‗rinligi bilish qiyin emas va 
shuning uchun bir martali parolda deshifrlash uchun shifrmatnga kalitni XOR 
amalida qo‗shishning o‗zi yetarli hisoblanadi: 
𝑃
= 
𝐶⨁𝐾
. 
Faraz qilinsin A tomon yuqorida keltirilgan ochiq matn uzunligiga teng 
bo‗lgan quyidagi kalitga ega bo‗lsin: 
111 101 110 101 111 100 000 101 110 000 
Ushbu kalit asosida A tomon quyidagi shifrmatnni hisoblaydi: 
1.4-jadval 
H 
E 
I 
L 
H 
I 
T 
L 
E 
R 
Ochiq 
matn: 
001 000 010 100 001 010 111 100 000 101 
Kalit: 111 101 110 101 111 100 000 101 110 000 
shifrmat
n: 
1
1
0 
1
0
1 
1
0
0 
0
0
1 
1
1
0 
1
1
0 
1
1
1 
0
0
1 
1
1
0 
10
1 
S 
R 
L 
H 
H 
H 
T 
H 
S 
R 
A tomonidan yuborilgan shifrmatn B tomonda bir xil kalit mavjudligi sababli 
osongina deShifrlanadi: 1.4-jadval 
S 
R 
L 
H 
H 
H 
T 
H 
S 
R 
Shifrmatn: 
110 101 100 001 110 110 111 001 110 101 
Kalit: 111 101 110 101 111 100 000 101 110 000 
Ochiq matn: 001 000 010 100 001 010 111 100 000 101 

---

48 
H 
E 
I 
L 
H 
I 
T 
L 
E 
R 
Ushbu shifrlash algoritmi uchun quyidagi ikki holatni qarab chiqish muhim. 
Birinchi holatda, faraz qilinsin A tomoning dushmani M bor va u A tomon 
quyidagi kalitdan foydalanilgan deb biladi: 
101 
111 000 101 111 100 000 101 110 
000 
Agar M dushman ushbu kalitni B tomonga uzatishni imkonidan chiqsa, u 
holda B tomon shifrmatnni deshifrlash orqali quyidagiga ega bo‗ladi: 
1.4-jadval 
S 
R 
L 
H 
H 
H 
T 
H 
S 
R 
Shifrmatn: 
110 101 100 001 110 110 111 001 110 101 
―Kalit‖: 101 111 000 101 111 100 000 101 110 000 
―Ochiq matn‖: 011 010 100 100 001 010 111 100 000 101 
K 
I 
L 
L 
H 
I 
T 
L 
E 
R 
Agar B tomon kriptografiyadan umuman xabari bo‗lmasa, u holda A 
tomonning qarori muhokamaga sabab bo‗ladi. 
Faraz qilinsin boshqacha senariy mavjud. A foydalanuvchi o‗z dushmani M 
tomonidan qo‗lga olindi va dushman shifrmatnga ham ega. Dushman shifrmattni 
o‗qiy olmaydi va shuning uchun A tomondan uning kalitini aytishini talab etadi. 
A tomon o‗zini har ikkala tomonga ―o‗ynashini‖ aytib, shifrmattni deshifrlash 
kaliti deb quyidagini aytadi: 
111 101 000 011 101 110 001 011 101 101 
Ushbu kalit orqali dushman M shifrmatnni deShifrlaganda quyidagi ochiq 
matnga ega bo‗ladi: 1.6-jadval 
S 
R 
L 
H 
H 
H 
T 
H 
S 
R 
Шифрматн: 110 101 100 001 110 110 111 001 110 101 
―Калит‖: 
111 101 000 011 101 110 001 011 101 101 
―Очиқ 
матн‖: 
001 000 100 010 011 000 110 010 011 000 
H 
E 
L 
I 
K 
E 
S 
I 
K 
E 

---

49 
Agar dushman kriptogarfiya haqida ma‘lumotga ega bo‗lmasa, ushbu ochiq 
matnga ishonadi va A tomonni qo‗yib yuboradi. 
Kafolatga ega emasligi sababli, ushbu keltirilgan misollar bir martali bloknot 
shifrini bardoshli ekanini ko‗rsatadi. Bir martali bloknotda agar kalit tasodifiy 
tanlansa va bir marta foydalanilgan taqdirda hujumchi shifrmatndan ochiq matn 
haqida biror axborotga ega bo‗la olmaydi (albatta ma‘lumotni uzunligidan 
tashqari). Ya‘ni, berilgan shifrmatn uchun mos ―kalit‖ yordamida shifrmatn 
uzunligidagi ixtiyoriy ―ochiq matnlar‖ni generatsiya qilish mumkin va bunda 
barcha ochiq matnlar bir xil o‗xshashlikka ega. Shuning uchun shifrmatndan 
ochiq matn haqida biror foydali axborotni olishning imkoni yo‗q. Kriptografik 
nutqai nazardan shifrmatnlar o‗zidan ortiq ma‘lumotni bera olmaydi. 
Buning uchun albatta, bir martali bloknot to‗g‗ri foydalanilgan, undagi kalit 
tasodifiy tanlangan, bir marta foydalaniladi va faqat A va B tomonlarga ma‘lum 
bo‗lishi talab etiladi. 
Bir martali bloknot bardoshlikni ta‘minlar ekan, nima uchun har doim undan 
foydalanilmaydi? Buning asosiy sababi, har bir ochiq matn uchun uning 
uzunligiga teng bo‗lgan tasodifiy kalitni (bloknoti) generatsiya qilish va qabul 
qiluvchi deshifrlashdan oldin xavfsiz uzatishning imkoniyati yo‗qligidir. Agar 
ochiq matn uzunligidagi kalitni (bloknotni) xavfsiz uzatishning imkoniyati 
mavjud bo‗lsa, u holda kalitning o‗rniga ochiq matnni uzatish foydali emasmi? 
Uni shifrlashdan nima ma‘no? 
Bir martali bloknot usulidan tarixda cheklangan uzunlikdagi ma‘lumotlarni 
shifrlash qisman foydalanilgan bo‗lsada, hozirgi kundagi katta hajmli 
ma‘lumotlarni uzatish uchun bir martali bloknotni to‗liq amaliy tomondan qo‗llab 
bo‗lmaydi. 
Bir martali bloknotda kalitlardan faqat bir marta foydalanishdan maqsad 
nima? Faraz qilaylik, quyidagi ikki ochiq matn 
𝑃
1 va 
𝑃
2 bitta kalit 
𝐾
dan foydalanib shifrlangan: 
𝐶
1 = 
𝑃
1
⨁𝐾
va 
𝐶
2 = 
𝑃
2
⨁𝐾
. Kriptografiyada 
ushbu holatni ―xavflilik‖ deb ataladi va bir martali bloknot xavfli holatda deb 
tushiniladi, ya‘ni foydalanilgan kalit ortiq muammo tug‗dirmaydi: 
𝐶
1
⨁𝐶
2 = 
𝑃
1
⨁𝐾⨁𝑃
2
⨁𝐾
= 
𝑃
1
⨁𝑃
2 
Mazkur holda shifrmatn haqiqiy ochiq matn haqida ba‘zi axborotni oshkor 
qiladi. Agar bir kalitdan foydalanib ko‗p marta shifrlash amalga oshirilsa bu katta 
xavfga olib kelishi mumkin. Mazkur holatni quyidagi misolda ko‗rib chiqaylik. 
Faraz qilaylik, quyidagi ikkita ochiq matn berilgan bo‗lsin (belgilarning binar 
kodi yuqoridagi jadvaldagi kabi): 
𝑃
1 = 
𝐿𝐼𝐾𝐸
= 100 010 011 000 va 
𝑃
2 = 
𝐾𝐼𝑇𝐸
= 011 010 111 000. 
Har ikkala ochiq matn yagona kalit 
𝐾
= 110 011 101 111 shifrlangan va 
shifrmatnlar quyidagiga teng bo‗lgan: 

---

50 
L 
I 
K 
E 
𝑃
1
: 100 010 011 
000 
𝐾
: 110 011 101 
111 
𝐶
1
: 010 001 110 
111 
I 
H 
S 
T 
ва 
K 
I 
T 
E 
𝑃
2
: 011 010 111 
000 
𝐾
: 110 011 101 
111 
𝐶
2
: 101 001 010 
111 
R 
H 
I 
T 
Agar hujumchi kriptotahlil bilan yaqindan tanish bo‗lsa va har ikkala ochiq 
matn bir xil kalit yordamida shifrlanganini bilsa, ochiq matnlardagi 2 va 4 
harflarni bir xilligini osongina aniqlaydi. Sababi, mos o‗rindagi shifrmatn belgilari 
bir xil. Bundan tashqari, hujumchi taxminiy 
𝑃
1 ochiq matn oladi va uni 
to‗g‗riligini 
𝑃
2 ochiq matn bilan tekshirib ko‗radi. Faraz qilaylik, hujumchi
birinchi ochiq matn sifatida
𝑃
1 = 
𝐾𝐼𝐿𝐿
= 011 010 100 100 ni olgan 
bo‗lsin. Bu holda u unga mos bo‗lgan taxminiy kalitni quyidagicha hisoblaydi: 
K 
I 
L 
L 
Taxminiy 
𝑃
1
: 
011 
010 100 100 
𝐶
1
: 010 
001 110 111 
Taxminiy 
𝐾
: 
001 011 010 011 
Olingan kalit 
𝐾
yordamida esa ikkinchi shifrmatndan ochiq matnni 
hisoblaydi: 
𝐶
2
: 
101 
001 010 111 
Тахминий 
𝐾
: 001 011 010 111 
Тахминий 
𝑃
2
: 100 
010 000 100 
L 
I 
E 
L 
Hisoblangan kalit 
𝐾
ikkinchi ochiq matn 
𝑃
2 uchun mos bo‗lmagani 
sababli, hujumchi taxmin qilgan birinchi ochiq matni 
𝑃
1 ni noto‗g‗riligini 
biladi. Shu tarzda hujumchi qachonki birinchi ochiq matnni 
𝑃
1 = 
𝐿𝐼𝐾𝐸
tarzida 
taxmin qilsa, ikkinchi ochiq matnni to‗g‗ri 
𝑃
2 = 
𝐾𝐼𝑇𝐸
topa oladi.