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1. INTRODUCCIÓN
En plena era de la información, las telecomunicacio nes ocupan un lugar destacado en las tecnologías de vanguardia, haciendo de la información un producto vital y de un valor incalculable. Desde el ataque a las torres gemelas en el 2001, el concepto de la seguridad informática ocasionó una preocupación profunda en la mayor parte de los gobiernos del mundo, por tanto, se promovió de una forma vertiginosa la investigación en el área de la seguridad informática y específica mente la investigación sobre nuevos algoritmos crip tográficos. Diversas ramas de las matemáticas como la teoría de números, la geometría algebraica, entre otras, han permitido el desarrollo de la criptografía moderna, como la aplicación de las curvas elípticas, y de Edward en los criptosistemas de clave pública.
Actualmente la criptografía de curvas elípticas (ECC) es ampliamente usada dentro de los esquemas de clave pública que permiten el intercambio de claves, la firma digital y otros servicios de seguridad informática. Gra cias a la complejidad matemática y alto costo computacional que implica romper un criptosistema basado en estas curvas, que son la base de los esquemas criptográficos más robustos en vigencia. La criptografía de curvas elípticas forma parte de los estándares industria les gracias a la alta seguridad que ofrece. Estas curvas junto con los esquemas criptográficos de clave pública suponen un criptosistema altamente confiable.
La teoría de curvas elípticas desarrollada en el siglo pasado, se propone por primera vez en 1986 y 1987 para uso en la criptografía de clave pública. A partir del trabajo de Neil Koblitz 1 y Victor Miller 2 la criptografía basada en curvas algebraicas ha tenido un desarrollo muy vertiginoso hasta nuestros días, y hoy se puede hablar de criptografía basada en curvas de Huff, o criptografía utilizando curvas de Edward.
Las curvas de Edwards surgen como una forma nor mal de las curvas elípticas, estas curvas tienen la ca racterística de que sus fórmulas para la adición son completas esto quiere decir que son válidas para todo punto de la curva a usar, también estas operaciones pueden hacerse de manera más eficiente en campos binarios, por tanto, son ideales para implementaciones en hardware. Los algoritmos con curvas de Ed ward están siendo implementados eficientemente en aplicaciones de comercio electrónico, smartcard, vota ción electrónica y telemática, gobierno digital, bitcoin, notaria digital, entre otras.
Las curvas de Edwards aparecen en el 2007 3, como un tipo de curva elíptica que soluciona algunas de las debilidades de la criptografía de curvas elípticas, per mitiendo un mejor rendimiento computacional en las operaciones de suma y doblado de puntos. La cripto grafía de curvas elípticas y de curvas de Edwards se puede implementar tanto en software como en hard ware, con condiciones y rendimiento que dependen del campo finito. En las implementaciones en hard ware es importante minimizar el uso de memoria y los tiempos de ejecución de los algoritmos en un procesa dor, multiprocesador MPSoC, o en una FPGA, por tan to, se busca el equilibrio entre el tiempo de ejecución y el consumo de memoria. La tecnología MPSoC de la empresa estadounidense Parallax, ha logrado cambiar los conceptos previos de microprocesadores y MPSoC, escalando posiciones en los ámbitos académico y co mercial, debido a su bajo costo y las herramientas li bres que se ponen a disposición de los desarrolladores. Este dispositivo es un multiprocesador simétrico que cuenta con 8 procesadores de 32 bits llamados COGS, los cuales pueden trabajar por separado o en conjunto dependiendo de la configuración y los requerimientos de la aplicación.
Desde el descubrimiento de las curvas de Edwards en 2007 3 y de las curvas de Edwards binarias en el 2008 4, se han presentado algunos resultados tanto en el terreno matemático como en el computacional, que mejoran las condiciones teóricas de esta clase de funciones y su implementación eficiente en diferentes plataformas.
En el año 2009 B. Balwin, R. Moloney, A. Byrne 5 presentaron un análisis hardware de las curvas de Edward trenzadas para el criptosistema de curvas elípticas. En el año 2010 Unal Kocabas, J. Fan y I. Verbauwhethe, presentaron una implementación en hard ware de curvas de Edward Binarias 6.
En el año 2011 Hongfeng Wu, Ch. Tang y R. Feng pre sentaron una reformulación de las curvas de Edward binarias que facilitan una aritmética más rápida. La re formulación de las ecuaciones de aritmética en curvas de Edwards, permiten reducir el número de operacio nes necesarias para su implementación 7.
En 2012 M. Li, A. Miri y D. Zhu desarrollaron un al goritmo eficiente para convertir las curvas elípticas ordinarias en curvas de Edward binaria 8. En 2012 Ayantika Chatterjee y Indranil S. Gupta presentaron una implementación de un procesador reconfigurable en FPGA, para realizar multiplicaciones escalares en curvas de Edwards en el campo GF (2233), con la par ticularidad de emplear la técnica de point-halving. La plataforma usada es una tarjeta de desarrollo Virtex 4 de Xilinx 9.
En 2013 Chiara Peretti, Paolo Gasltaldo, y Rodolfo Zunino presentaron una implementación de multiplicación escalar en curvas de Edwards y de Jacobi, representa das en un campo FP y usando una plataforma embebi da ARM donde optimizan las operaciones aritméticas propias de los campos primos utilizados 10. En 2013 Andre Himmighofen, Steffen Reith y Berhnard Jungk presentaron una implementación en FPGA del proto colo de Schnorr para autenticación, usando curvas de Edwards representadas en campos primos 11.
En septiembre de 2013 Graham Enos, en su tesis de Doctorado en Matemática Aplicada, aborda la aplica ción de criptografía de curvas de Edwards en algorit mos de autenticación e intercambio de claves basado en este tipo de curvas 12.
En 2014 Kwan Ho, Cholk Ok y Christophe Negre, pre sentaron una reformulación de las curvas de Edward binarias mejorando la eficiencia computacional de las operaciones de adición y doblado de puntos 13.
El grupo Macrypt de la Universidad de los Llanos ha te nido avances en el estudio y aplicación de la aritmética de curvas de Edward que han permitido implementar la operación multiplicación escalar en diferentes platafor mas, en este caso el MpPSoC Propeller 14, el microcontrolador MSP430 15 y FPGA 16. El trabajo ha conti nuado optimizando la implementación en Propeller que se presenta en este artículo y se está desarrollando una implementación en FPGA. El presente artículo muestra la implementación de la multiplicación escalar en curvas de Edwards definidas en GF(2251), usando como platafor ma el sistema multiprocesador MPSoC Propeller.
2. METODOLOGÍA
La metodología utilizada se desarrolló en 3 fases, de nominadas Fase 1, Curvas de Edwards, Fase 2, Aritmé tica de campos binarios y Fase 3, Aritmética curvas de Edwards binarias. Cada fase se analiza a continuación.
2.1 Curvas de Edwards
Los puntos sobre la curva elíptica en la forma de Weierstrass.
Incluyen no solo los puntos afines, también un pun to extra al infinito que sirve como elemento neutro. Las fórmulas estándar para calcular una suma en cur vas elípticas P1+P2 falla si P1,P2 o P1+P2 resulta ser el elemento neutro o punto al infinito, o si P1 es igual a P2. Cada una de estas posibilidades debería probarse por separado antes de generar algún criptosistema de curva elíptica. Un algoritmo de adición completo es producido por la combinación de varias fórmulas de adición incompletas.
Curvas de Edwards Binaria. Sea k un campo con char(k) = 2. Sean elementos de d1, d2 con d1 ≠ 0 y d2 ≠ di + d1, entonces las curvas de Edwards binarias con coeficientes d1 y d2 es la curva afín.
Esta curva es simétrica en (y 1 , x 1 ) y (0,0) por tanto tiene la propiedad de que es un punto sobre la curva luego es un punto de la curva y el punto es el elemento neu tro de la ley de adición (2).
2.2 Aritmética de campos binarios
Las operaciones básicas necesarias en el campo fini to para la implementación de aritmética de curvas de Edwards son suma, producto, elevación al cuadrado e inverso multiplicativo. Estas operaciones constitu yen la base para la operación multiplicación escalar en curvas elípticas; dependiendo de las características de la implementación y la plataforma empleada, puede implementarse la elevación al cuadrado y en general a cualquier potencia con el mismo multiplicador, mien tras que, el inverso multiplicativo que se emplea para realizar divisiones, puede ser remplazado directamen te por un divisor.
Los parámetros del campo finito se escogieron tenien do en cuenta las consideraciones de diseño, fortaleza y aplicación en curvas elípticas. El campo definido es GF (2 251 ), en donde los polinomios que lo conforman pueden representarse como palabras binarias de 251 bits. En 4 se demuestran las consideraciones de se guridad tenidas en cuenta para construir la curva de Edwards en el campo finito mencionado.
Para el caso del campo finito escogido, se define el po linomio irreducible:
Las operaciones en el campo finito se realizan tenien do en cuenta la arquitectura de 32 bits del MPSoC Pro peller, se representan todos los elementos del campo GF(2251) con 8 longs, colocando los 5 bits de mayor peso del long 7 siempre en 0, realizando las opera ciones sobre arreglos contenidos en la memoria RAM compartida.
2.2.1 Suma en GF (2 251 )
La operación adición se realiza operando mediante la función XOR bit a bit (bit-wise XOR), los dos suman dos definidos en campo finito se implementan a través de una función que realiza la XOR posicionalmente, para los 8 longs que conforman cada operando. Esto teniendo en cuenta la coincidencia entra la suma mó dulo 2 y la operación XOR. En el algoritmo 1 se pre senta la adición en F 2 m .
2.2.2 División en GF (2 251 )
Teniendo en cuenta las características de la platafor ma empleada, se decidió implementar directamente la división en GF (2251), aplicando una modificación del algoritmo binario para el cálculo de inversos mul tiplicativos (17). En este artículo se muestra que las operación suma y doblado de puntos en curvas de Ed wards no requieren directamente la implementación de inversos multiplicativos, pero sí requieren una di visión. Adicionalmente, se debe tener en cuenta que el tiempo de ejecución de este algoritmo de división es equivalente al original de inversión, por lo cual al implementar la división directamente se ahorra una multiplicación, que tendría que implementarse en el caso de realizar la división b/a como ba-1, primer cal culando a-1 y luego multiplicando por b, el algoritmo 2, presenta la división en F 2 m .
2.2.3 Producto en GF (2 251 )
La operación multiplicación en el campo binario se utilizó el método comb 18, el cual implementa en forma combinada el producto convencional de polinomios, seguido de la reducción correspondiente en el campo finito, módulo el polinomio irreducible. Para la reducción se implementa un algoritmo recursivo, que de izquierda a derecha desplaza el polinomio irredu cible y realiza una suma con el resultado, el cual es de un tamaño máximo 2m-2, correspondiente a 16 pala bras de 32 bits. Teniendo en cuenta que el polinomio irreducible definido en (1) es fijo, se simplifica la ope ración reducción modular aprovechando que en cada iteración solamente se afectan 4 bits. En el algoritmo 3 se presenta el método Comb para realizar la multipli cación.
2.3 Aritmética de curvas de Edwards binarias
Definida una curva de Edwards por la ecuación 4.
Donde d=d 1 =d 2 =x 57 +x 54 +x 44 +1
Entonces la curva se denomina curva binaria de Edwards 7.
El parámetro d cumple con una serie de condiciones 6 y se opera como una palabra de 251 bits, en un arre glo de 8 longs.
El punto aleatorio P=(x, y) obtenido de la curva bina ria de Edwards tiene las siguientes coordenadas:
x=54CFD57EB2629F4B53313A79DA9E9BD59255D17D720FD706A4BDBA2F219F302h
y=78611FC3B5E535CD6067D7C2BAB2AF668E68F06F4D422427DA66F407B161D7C8h
2.3.1 Suma de puntos
En las curvas de Edwards binarias, E B,d1,d2 , la ley de adición se representa en la correspondiente curva elíptica en la forma de Weierstrass. Si el denominador 𝑑 1 + 𝑥 1 + 𝑥 1 2 𝑥 2 + 𝑦 2 𝑦 𝑑 1 + 𝑦 1 + 𝑦 1 2 𝑥 2 + 𝑦 2 son no cero, entonces la suma (x3,y3) es un punto sobre EB,d1,d2, por ejemplo, 𝑑 1 𝑥 3 + 𝑦 3 + 𝑑 2 𝑥 3 2 + 𝑦 3 2 = 𝑥 3 𝑦 3 + 𝑥 3 𝑦 3 𝑥 3 + 𝑦 3 + 𝑥 3 2 𝑦 3 2 .
En el presente trabajo se seleccionó d 1 = d 2 = d, por tanto, la suma de los puntos P = (x 1 ,y 1 ) y Q = (x2,y2) sobre E B,d1,d2 es el punto R = (x3,y3) con las coordenadas:
Se implementan las operaciones directamente para el numerador y denominador, por último, se realiza directamente la división; la elevación al cuadrado se realiza con la función multiplicación. El costo computacional es de 13 multiplicaciones, 12 sumas y dos divisiones; esta operación se implementa usando pa ralelamente los 8 núcleos del dispositivo MPSoC.
2.3.2 Doblado de puntos
Existe un algoritmo de la operación suma, en la cual un operando se suma con sí mismo, para esto se cal cula un punto Q igual a 2P. Esta operación se conoce como doblado y tiene menor complejidad computacional que la suma, como se muestra a continuación:
Estas fórmulas fueron adaptadas de tal forma que se minimizara el número de productos y la expresión del denominador es recursiva para el cálculo de la otra coordenada del punto. El costo computacional es de 8 sumas, 5 productos y dos divisiones; esta operación se implementa usando paralelamente los 8 núcleos del dispositivo MPSoC.
2.3.3. Multiplicación escalar
Una de las aplicaciones de la suma y doblado de pun tos es obtener la operación multiplicación escalar muy útil en la criptografía con curvas elípticas y con curvas de Edward. Con las operaciones en el campo binario de suma y duplicación de puntos, se llega a la opera ción de multiplicación escalar kP = Q, a partir del pun to aleatorio P y un escalar k que pertenece al campo binario. Para la multiplicación escalar se implementa el algoritmo de Montgomery Ladder 19, el cual se muestra en algoritmo 4.
El algoritmo 4, permite realizar la multiplicación escalar, toma el escalar k, lo evalúa bit a bit, considerando siempre el bit de mayor peso como 1 y a partir del resultado de esta evaluación, realiza una suma de puntos y un doblado, variando los parámetros en cada caso dependiendo del valor del bit respectivo.
Al final de la evaluación de k, se obtiene el punto producto; se usa el paralelismo del dispositivo MPSoC Propeller, para implementar en cada ciclo de evaluación de k la suma y la duplicación de puntos, en núcleos o cog separados.
3. RESULTADOS Y DISCUSIÓN
Se implementó la multiplicación escalar en 88.8 ms, haciendo uso del paralelismo del MPSoC Propeller, optimizando las operaciones suma y doblado de puntos mediante una librería de multiprocesamiento simétrico desarrollada para tal fin; cada iteración del algoritmo Montgomery Ladder se implementó en forma secuencial, realizando primero la suma y luego el doblado correspondiente. Para la verificación del proceso se utilizó la interfaz de la aplicación Parallax Serial Terminal, con comunicación serial a 115200 bps.
Se realizó la evaluación del tiempo de ejecución de cada una de las funciones implementadas, las cuales fueron desarrolladas en el lenguaje Assembly del MPSoC Propeller con el fin de lograr la mayor eficiencia posible; para determinar el tiempo de ejecución, se implementó un temporizador especial dedicado basado en un contador de 32 bits, el cual se activa al iniciar la ejecución de una función específica y se detiene al fina lizar la misma y con el valor de conteo se establece el tiempo que tardó la ejecución. En el caso de la aritmé tica en curvas de Edwards, los tiempos de ejecución de la función adición de puntos fue de 0.064 milisegundos, de la duplicación de puntos 0.025 milisegundos y para la multiplicación escalar fue de 88.8 milisegun dos. Estos resultados se presentan en la tabla 1.
Tabla 1 Resultados aritmética de curvas de Edwards.
| OPERACIÓN ARITMÉTICA | Duplicación de puntos | Multiplicación escalar | Adición de puntos |
|---|---|---|---|
| TIEMPO (ms) | 0.025 | 88.8 | 0.064 |
La tabla 2 compara los parámetros como tiempo de ejecución, expresado en términos de ciclos de reloj, frecuen cia de operación y rendimiento de multiplicación por escalar.
Tabla 2 Tabla comparativa de resultados en aritmética de curvas Edwards en GF (2251).
| Tecnología | Campo finito | Tiempo multiplicación escalar (ms) | Frecuencia reloj (MHz) | Ciclos de reloj por multiplicación escalar | Rendimiento. Multiplicaciones escalares por segundo |
|---|---|---|---|---|---|
| MPSoC Propeller | GF (2251) | 88.8 | 80 | 7.11 x 106 | 11.24 |
| Multiprocesador | GF (2251) | 287 | 80 | 23 x 106 | 3.47 |
| Procesador Core 2 Quad | GF (2251) | 3.33 | 2400 | 3.14 x 105 | 30000 |
En la aritmética de curvas de Edward se resalta los tiem pos de procesamiento logrados por causa del multiprocesamiento en los núcleos, mejorando los resultados de los procesamientos en microcontroladores de un solo núcleo y con un rendimiento que puede ser usado en diversas aplicaciones como: sistemas de cifrado con au tenticación, criptografía basada en identidad, entre otras.
Los algoritmos para las operaciones multiplicación e inverso en el campo finito requieren estudios futuros que permitan desarrollar e implementar métodos que mejoren el tiempo de procesamiento en los dispositi vos MPSoC Propeller.
4. CONCLUSIONES
Se puede optimizar las operaciones en curvas de Ed wards, aprovechando la división de funciones entre los cog del MPSoC Propeller, sin presentarse proble mas de dependencias entre recursos, esto es teniendo en cuenta las condiciones de los algoritmos implementados, pero la complejidad del manejo del paralelismo del MPSoC Propeller es bastante alta.
Se mejoraron resultados previamente obtenidos para la multiplicación escalar en curvas binarias de Ed wards, usando como plataforma el MPSoC Propeller, de tal forma que este dispositivo puede ser usado en aplicaciones que requieran seguridad basada en el criptosistema de curvas elípticas, con tiempos razona bles y bajo costo. Las aplicaciones directas más intere santes son redes inalámbricas de sensores, tema actual de investigación y múltiples usos.
El lenguaje del MPSoC Propeller hace eficiente la arit mética en las funciones que usan multiprocesamiento y acceso a memoria, y el uso eficiente de las funciones específicas en lenguaje Assembly para las operaciones de aritmética en el campo de Galois.
Como trabajo futuro, se propone la implementación de algoritmos en curvas de Edwards binarias en cam pos finitos de característica tres y la aritmética en base normal o gaussiana.
AGRADECIMIENTOS
Los autores agradecen al Instituto de Investigaciones de los Llanos Orientales (IIOC) por habernos financia do en proyectos relacionados con el área de la cripto grafía son los proyectos: sistema de voto telemático y criptografía basada en identidad que son la base para el desarrollo de los resultados que se publican en este artículo.
