Главная » Мтс » Криптографические хеш-функции. Хеш-функции - учебная и научная деятельность анисимова владимира викторовича

Криптографические хеш-функции. Хеш-функции - учебная и научная деятельность анисимова владимира викторовича

Что такое хеш? Хеш-функцией называется математическое преобразование информации в короткую, определенной длины строку.

Зачем это нужно? Анализ при помощи хеш-функций часто используют для контроля целостности важных файлов операционной системы, важных программ, важных данных. Контроль может производиться как по необходимости, так и на регулярной основе.

Как это делается? Вначале определяют, целостность каких файлов нужно контролировать. Для каждого файла производится вычисления значения его хеша по специальному алгоритму с сохранением результата. Через необходимое время производится аналогичный расчет и сравниваются результаты. Если значения отличаются, значит информация содержащаяся в файле была изменена.

Какими характеристиками должна обладать хеш-функция?

должна уметь выполнять преобразования данных произвольной длины в фиксированную;
должна иметь открытый алгоритм, чтобы можно было исследовать её криптостойкость;
должна быть односторонней, то есть не должно быть математической возможности по результату определить исходные данные;
должна «сопротивляться» коллизиям, то есть не должна выдавать одинаковых значений при разных входных данных;
не должна требовать больших вычислительных ресурсов;
при малейшем изменении входных данных результат должен существенно изменяться.

Какие популярные алгоритмы хеширования? В настоящее время используются следующие хеш-функции:

CRC – циклический избыточный код или контрольная сумма. Алгоритм весьма прост, имеет большое количество вариаций в зависимости от необходимой выходной длины. Не является криптографическим!
MD 5 – очень популярный алгоритм. Как и его предыдущая версия MD 4 является криптографической функцией. Размер хеша 128 бит.
SHA -1 – также очень популярная криптографическаяфункция. Размер хеша 160 бит.
ГОСТ Р 34.11-94 – российский криптографический стандарт вычисления хеш-функции. Размер хеша 256 бит.

Когда эти алгоритмы может использовать системный администратор? Часто при скачивании какого-либо контента, например программ с сайта производителя, музыки, фильмов или другой информации присутствует значение контрольных сумм, вычисленных по определенному алгоритму. Из соображений безопасности после скачивания необходимо провести самостоятельное вычисление хеш-функции и сравнить значение с тем, что указано на сайте или в приложении к файлу. Делали ли вы когда-нибудь такое?

Чем удобнее рассчитывать хеш? Сейчас существует большое количество подобных утилит как платных, так и свободных для использования. Мне лично понравилась HashTab . Во-первых, утилита при установке встраивается в виде вкладки в свойства файлов, во-вторых, позволяет выбирать большое количество алгоритмов хеширования, а в третьих является бесплатной для частного некоммерческого использования.

Что есть российского? Как было сказано выше в России есть стандарт хеширования ГОСТ Р 34.11-94, который повсеместно используется многими производителями средств защиты информации. Одним из таких средств является программа фиксации и контроля исходного состояния программного комплекса «ФИКС». Эта программа является средством контроля эффективности применения СЗИ.

ФИКС (версия 2.0.1) для Windows 9x/NT/2000/XP

Вычисление контрольных сумм заданных файлов по одному из 5 реализованных алгоритмов.
Фиксация и последующий контроль исходного состояния программного комплекса.
Сравнение версий программного комплекса.
Фиксация и контроль каталогов.
Контроль изменений в заданных файлах (каталогах).
Формирование отчетов в форматах TXT, HTML, SV.
Изделие имеет сертификат ФСТЭК по НДВ 3 № 913 до 01 июня 2013 г.

А как на счет ЭЦП? Результат вычисленияхеш-функции вместе с секретным ключом пользователя попадает на вход криптографического алгоритма, где и рассчитывается электронно-цифровая подпись. Строго говоря, хеш-функция не является частью алгоритма ЭЦП, но часто это делается специально, для того, чтобы исключить атаку с использованием открытого ключа.

В настоящее время многие приложения электронной коммерции позволяют хранить секретный ключ пользователя в закрытой области токена (ruToken , eToken ) без технической возможности извлечения его оттуда. Сам токен имеет весьма ограниченную область памяти, измеряемую в килобайтах. Для подписания документа нет никакой возможности передать документ в сам токен, а вот передать хеш документа в токен и на выходе получить ЭЦП очень просто.

Рассмотренные нами алгоритмы поиска обычно основаны на абстрактной операции сравнения. Из этого ряда существенно выделяется метод распределяющего поиска, описанный в "Таблицы символов и деревья бинарного поиска" , при котором элемент с ключом i хранится в i-ой позиции таблицы, что позволяет обратиться к нему непосредственно. При распределяющем поиске значения ключей используются в качестве индексов массива, а не операндов операции сравнения; сам метод основан на том, что ключи являются различными целыми числами из того же диапазона, что и индексы таблицы. В этой главе мы рассмотрим хеширование ( hashing ) - расширенный вариант распределяющего поиска, применяемый в более типичных приложениях поиска, где ключи не обладают столь удобными свойствами. Конечный результат применения данного подхода совершенно не похож на методы, основанные на сравнении - вместо перемещения по структурам данных словаря с помощью сравнения ключей поиска с ключами в элементах, мы пытаемся обратиться к элементам в таблице непосредственно, выполняя арифметическое преобразование ключей в адреса таблицы.

Алгоритмы поиска, использующие хеширование , состоят из двух отдельных частей. Первый шаг - вычисление хеш-функции ( hash function ), которая преобразует ключ поиска в адрес в таблице. В идеале различные ключи должны были бы отображаться на различные адреса, но часто два или более различных ключа могут дать один и тот же адрес в таблице. Поэтому вторая часть поиска методом хеширования - процесс разрешения коллизий ( collision resolution ), который обрабатывает такие ключи. В одном из методов разрешения конфликтов, который мы рассмотрим в этой главе, используются связные списки, поэтому он находит непосредственное применение в динамических ситуациях, когда трудно заранее предугадать количество ключей поиска. В других двух методах разрешения коллизий достигается высокая производительность поиска, поскольку элементы хранятся в фиксированном массиве. Мы рассмотрим способ усовершенствования этих методов, позволяющий использовать их и в тех случаях, когда нельзя заранее предсказать размеры таблицы.

Хеширование - хороший пример баланса между временем и объемом памяти. Если бы не было ограничения на объем используемой памяти, любой поиск можно было бы выполнить с помощью всего лишь одного обращения к памяти, просто используя ключ в качестве адреса памяти, как при распределяющем поиске. Однако обычно этот идеальный случай недостижим, поскольку для длинных ключей может потребоваться огромный объем памяти. С другой стороны, если бы не было ограничений на время выполнения , можно было бы обойтись минимальным объемом памяти, пользуясь методом последовательного поиска. Хеширование представляет собой способ использования приемлемого объема как памяти, так и времени, и достижения баланса между этими двумя крайними требованиями. В частности, можно поддерживать любой баланс, просто меняя размер таблицы, а не переписывая код и не выбирая другие алгоритмы.

Хеширование - одна из классических задач компьютерных наук: его различные алгоритмы подробно исследованы и находят широкое применение. Мы увидим, что при совсем не жестких допущениях можно надеяться на поддержку операций найти и вставить в таблицах символов с постоянным временем выполнения, независимо от размера таблицы.

Это ожидаемое значение - теоретический оптимум производительности для любой реализации таблицы символов, но хеширование все же не является панацеей по двум основным причинам. Во-первых, время выполнения зависит от длины ключа, которая в реальных приложениях, использующих длинные ключи, может быть значительной. Во-вторых, хеширование не обеспечивает эффективные реализации других операций с таблицами символов, таких, как выбрать или сортировать. В этой главе мы подробно рассмотрим эти и другие вопросы.

Хеш-функции

Прежде всего необходимо решить задачу вычисления хеш-функции, преобразующей ключи в адреса таблицы. Обычно реализация этого арифметического вычисления не представляет сложности, но все же необходимо соблюдать осторожность, чтобы не нарваться на различные малозаметные подводные камни. При наличии таблицы, которая может содержать M элементов, нужна функция, преобразующая ключи в целые числа в диапазоне . Идеальная хеш-функция должна легко вычисляться и быть похожей на случайную функцию: для любых аргументов результаты в некотором смысле должны быть равновероятными.

Хеш-функция зависит от типа ключа. Строго говоря, для каждого возможного вида ключей требуется отдельная хеш-функция. Для повышения эффективности обычно желательно избегать явного преобразования типов, обратившись вместо этого к идее рассмотрения двоичного представления ключей в машинном слове в виде целого числа, которое можно использовать в арифметических вычислениях. Хеширование появилось до языков высокого уровня - на ранних компьютерах было обычным делом рассматривать какое-либо значение то как строковый ключ, то как целое число. В некоторых языках высокого уровня затруднительно создавать программы, которые зависят от представления ключей в конкретном компьютере, поскольку такие программы, по сути, являются машинно-зависимыми, и поэтому их трудно перенести на другой компьютер. Обычно хеш-функции зависят от процесса преобразования ключей в целые числа, поэтому в реализациях хеширования бывает трудно одновременно обеспечить и машинную независимость, и эффективность. Как правило, простые целочисленные ключи или ключи типа с плавающей точкой можно преобразовать с помощью всего одной машинной операции, но строковые ключи и другие типы составных ключей требуют больших затрат и большего внимания к эффективности.

Вероятно, простейшей является ситуация, когда ключами являются числа с плавающей точкой из фиксированного диапазона. Например, если ключи - числа, большие 0 и меньшие 1, их можно просто умножить на M, округлить результат до меньшего целого числа и получить адрес в диапазоне между 0 и M - 1 ; такой пример показан на рис. 14.1 . Если ключи больше s и меньше t, их можно масштабировать, вычтя s и разделив на t-s , в результате чего они попадут в диапазон значений между 0 и 1, а затем умножить на M и получить адрес в таблице.

Рис. 14.1.

Для преобразования чисел с плавающей точкой в диапазоне между 0 и 1 в индексы таблицы, размер которой равен 97, выполняется умножение этих чисел на 97. В данном примере произошло три коллизии: для индексов, равных 17, 53 и 76. Хеш-значения определяются старшими разрядами ключа, младшие разряды не играют никакой роли. Одна из целей разработки хеш-функции - устранение такого дисбаланса, чтобы во время вычисления учитывался каждый разряд.

Если ключи являются w-разрядными целыми числами, их можно преобразовать в числа с плавающей точкой и разделить на 2 w для получения чисел с плавающей точкой в диапазоне между 0 и 1, а затем умножить на M, как в предыдущем абзаце. Если операции с плавающей точкой занимают много времени, а числа не столь велики, чтобы привести к переполнению, этот же результат может быть получен с помощью целочисленных арифметических операций: нужно ключ умножить на M, а затем выполнить сдвиг вправо на w разрядов для деления на 2 w (или, если умножение приводит к переполнению, выполнить сдвиг, а затем умножение). Такие методы бесполезны для хеширования, если только ключи не распределены по диапазону равномерно, поскольку хеш-значение определяется только ведущими цифрами ключа.

Более простой и эффективный метод для w-разрядных целых чисел - один из, пожалуй, наиболее часто используемых методов хеширования - выбор в качестве размера M таблицы простого числа и вычисление остатка от деления к на M, т.е. h(k) = k mod M для любого целочисленного ключа k. Такая функция называется модульной хеш-функцией. Ее очень просто вычислить (k % M в языке C++), и она эффективна для достижения равномерного распределения значений ключей между значениями, меньшими M. Небольшой пример показан на рис. 14.2 .

Рис. 14.2.

В трех правых столбцах показан результат хеширования 16-разрядных ключей, приведенных слева, с помощью следующих функций:

v % 97 (слева)

v % 100 (в центре) и

(int) (a * v) % 100 (справа),

где a = .618033 . Размеры таблицы для этих функций соответственно равны 97, 100 и 100. Значения выглядят случайными (поскольку случайны ключи). Вторая функция (v % 100 ) использует лишь две крайние правые цифры ключей и поэтому для неслучайных ключей может показывать низкую производительность.

Модульное хеширование применимо и к ключам с плавающей точкой. Если ключи принадлежат небольшому диапазону, можно масштабировать их в числа из диапазона между 0 и 1, 2 w для получения w-разрядных целочисленных значений, а затем использовать модульную хеш-функцию. Другой вариант - просто использовать в качестве операнда модульной хеш-функции двоичное представление ключа (если оно доступно).

Модульное хеширование применяется во всех случаях, когда имеется доступ к битам, из которых состоят ключи, независимо от того, являются ли они целыми числами, представленными машинным словом, последовательностью символов, упакованных в машинное слово, или представлены любым другим возможным вариантом. Последовательность случайных символов, упакованная в машинное слово - не совсем то же, что случайные целочисленные ключи, поскольку не все разряды используются для кодирования. Но оба эти типа (и любой другой тип ключа, закодированный так, чтобы уместиться в машинном слове) можно заставить выглядеть случайными индексами в небольшой таблице.

Основная причина выбора в качестве размера M хеш-таблицы простого числа для модульного хеширования показана на рис. 14.3 . В этом примере символьных данных с 7-разрядным кодированием ключ трактуется как число с основанием 128 - по одной цифре для каждого символа в ключе. Слово now соответствует числу 1816567, которое может быть также записано как

поскольку в ASCII-коде символам n, o и w соответствуют числа 1568 = 110 , 1578 = 111 и 1678 = 119 . Выбор размера таблицы M = 64 для этого типа ключа неудачен, поскольку добавление к х значений, кратных 64 (или 128), не меняет значение х mod 64 - для любого ключа значением хеш-функции является значение последних 6 разрядов этого ключа. Безусловно, хорошая хеш-функция должна учитывать все разряды ключа, особенно для символьных ключей. Аналогичные ситуации могут возникать, когда M содержит множитель, являющийся степенью 2. Простейший способ избежать этого - выбрать в качестве M простое число.

Рис. 14.3.

В каждой строке этой таблицы приведены: 3-буквенное слово, представление этого слова в ASCII-коде как 21-битовое число в восьмеричной и десятичной формах и стандартные модульные хеш-функции для размеров таблиц 64 и 31 (два крайних справа столбца). Размер таблицы 64 приводит к нежелательным результатам, поскольку для получения хеш-значения используются только самые правые разряды ключа, а буквы в словах обычного языка распределены неравномерно. Например, всем словам, оканчивающимся на букву у, соответствует хеш-значение 57. И, напротив, простое значение 31 вызывает меньше коллизий в таблице более чем вдвое меньшего размера.

Модульное хеширование очень просто реализовать, за исключением того, что размер таблицы должен быть простым числом. Для некоторых приложений можно довольствоваться небольшим известным простым числом или же поискать в списке известных простых чисел такое, которое близко к требуемому размеру таблицы. Например, числа равные 2 t - 1, являются простыми при t = 2, 3, 5, 7, 13, 17, 19 и 31 (и ни при каких других значениях t < 31 ): это известные простые числа Мерсенна. Чтобы динамически распределить таблицу нужного размера, нужно вычислить простое число, близкое к этому значению. Такое вычисление нетривиально (хотя для этого и существует остроумный алгоритм, который будет рассмотрен в части 5), поэтому на практике обычно используют таблицу заранее вычисленных значений (см. рис. 14.4). Использование модульного хеширования - не единственная причина, по которой размер таблицы стоит сделать простым числом; еще одна причина рассматривается в разделе 14.4.

Рис. 14.4.

Эта таблица наибольших простых чисел, меньших 2 n , для , может использоваться для динамического распределения хеш-таблицы, когда нужно, чтобы размер таблицы был простым числом. Для любого данного положительного значения в охваченном диапазоне эту таблицу можно использовать для определения простого числа, отличающегося от него менее чем в 2 раза.

Другой вариант обработки целочисленных ключей - объединение мультипликативного и модульного методов: нужно умножить ключ на константу в диапазоне между 0 и 1, а затем выполнить деление по модулю M. Другими словами, необходимо использовать функцию . Между значениями , M и эффективным основанием системы счисления ключа существует взаимосвязь, которая теоретически могла бы привести к аномальному поведению, но если использовать произвольное значение a, в реальном приложении вряд ли возникнет какая-либо проблема. Часто в качестве a выбирают значение ф = 0,618033... (золотое сечение).

Изучено множество других вариаций на эту тему, в частности, хеш-функции, которые могут быть реализованы с помощью таких эффективных машинных инструкций, как сдвиг и выделение по маске (см. раздел ссылок).

Во многих приложениях, в которых используются таблицы символов, ключи не являются числами и не обязательно являются короткими; чаще это алфавитно-цифровые строки, которые могут быть весьма длинными. Ну и как вычислить хеш-функцию для такого слова, как averylongkey?

В 7-разрядном ASCII-коде этому слову соответствует 84-разрядное число \begin{align*} 97 \cdot 128^{11} &+ 118 \cdot 128^{10} + 101 \cdot 128^{9} + 114 \cdot 128^{8} + 121 \cdot 128^{7}\\ &+ 108 \cdot 128^{6} + 111 \cdot 128^{5} + 110 \cdot 128^{4} + 103 \cdot 128^{3}\\ &+ 107 \cdot 128^{2} + 101 \cdot 128^{1} + 121 \cdot 128^{0}, \end{align*},

которое слишком велико, чтобы с ним можно было выполнять обычные арифметические функции в большинстве компьютеров. А зачастую требуется обрабатывать и гораздо более длинные ключи.

Чтобы вычислить модульную хеш-функцию для длинных ключей, они преобразуются фрагмент за фрагментом. Можно воспользоваться арифметическими свойствами функции модуля и использовать алгоритм Горнера (см. раздел 4.9 "Абстрактные типы данных"). Этот метод основан на еще одном способе записи чисел, соответствующих ключам. Для рассматриваемого примера запишем следующее выражение: \begin{align*} ((((((((((97 \cdot 128^{11} &+ 118) \cdot 128^{10} + 101) \cdot 128^{9} + 114) \cdot 128^{8} + 121) \cdot 128^{7}\\ &+ 108) \cdot 128^{6} + 111) \cdot 128^{5} + 110) \cdot 128^{4} + 103) \cdot 128^{3}\\ &+ 107) \cdot 128^{2} + 101) \cdot 128^{1} + 121. \end{align*}

То есть десятичное число, соответствующее символьной кодировке строки, можно вычислить при просмотре ее слева направо, умножая накопленное значение на 128, а затем добавляя кодовое значение следующего символа. В случае длинной строки этот способ вычисления в конце концов приведет к числу, большему того, которое вообще можно представить в компьютере. Однако это число и не нужно, поскольку требуется только (небольшой) остаток от его деления на M. Результат можно получить, даже не сохраняя большое накопленное значение, т.к. в любой момент вычисления можно отбросить число, кратное M - при каждом выполнении умножения и сложения нужно хранить только остаток от деления по модулю M. Результат будет таким же, как если бы у нас имелась возможность вычислить длинное число, а затем выполнять деление (см. упражнение 14.10). Это наблюдение ведет к непосредственному арифметическому способу вычисления модульных хеш-функций для длинных строк - см. программу 14.1. В этой программе используется еще одно, последнее ухищрение: вместо основания 128 в ней используется простое число 127. Причина этого изменения рассматривается в следующем абзаце.

Существует множество способов вычисления хеш-функций приблизительно с теми же затратами, что и для модульного хеширования с использованием метода Горнера (одна-две арифметические операции для каждого символа в ключе). Для случайных ключей эти методы практически не отличаются друг от друга, но реальные ключи редко бывают случайными. Возможность ценой небольших затрат придать реальным ключам случайный вид приводит к рассмотрению рандомизированных алгоритмов хеширования, поскольку нам требуются хеш-функции, которые создают случайные индексы таблицы независимо от распределения ключей. Рандомизацию организовать нетрудно, поскольку вовсе не требуется буквально придерживаться определения модульного хеширования - нужно всего лишь, чтобы в вычислении целого числа, меньшего M, использовались все разряды ключа.

Программа 14.1. Хеш-функция для строковых ключей

M = 96 и a = 128 (вверху),

M = 97 и a = 128 (в центре) и

M = 96 и a = 127 (внизу)

Неравномерное распределение в первом случае является результатом неравномерного употребления букв и сохранения неравномерности из-за того, что и размер таблицы, и множитель кратны 32. Два других примера выглядят случайными, поскольку размер таблицы и множитель являются взаимно простыми числами.

В программе 14.1 показан один из способов сделать это: использование простого основания вместо степени 2 и целого числа, соответствующего ASCII-представлению строки. На рис. 14.5 рис. 14.5 показано, как это изменение улучшает распределение для типичных строковых ключей. Теоретически хеш-значения, созданные программой 14.1, могут давать плохие результаты для размеров таблицы, которые кратны 127 (хотя на практике это, скорее всего, будет почти незаметно); для создания рандомизированного алгоритма можно было бы выбрать значение множителя наугад. Еще более эффективный подход - использование случайных значений коэффициентов в вычислении и различных случайных значений для каждой цифры ключа. Такой подход дает рандомизированный алгоритм, называемый универсальным хешированием (universal hashing).

Теоретически идеальная универсальная хеш-функция - это функция, для которой вероятность коллизии между двумя различными ключами в таблице размером M в точности равна 1/M. Можно доказать, что использование в качестве коэффициента а в программе 14.1 не фиксированного произвольного значения, а последовательности случайных различных значений преобразует модульное хеширование в универсальную хеш-функцию. Однако затраты на генерирование нового случайного числа для каждого символа в ключе обычно неприемлемы. На практике можно достичь компромисса, показанного в программе 14.1, не храня массив различных случайных чисел для каждого символа ключа, а варьируя коэффициенты с помощью генерации простой псевдослучайной последовательности.

Подведем итоги: чтобы для реализации абстрактной таблицы символов использовать хеширование, сначала необходимо расширить интерфейс абстрактного типа, включив в него операцию hash, которая отображает ключи на неотрицательные целые числа, меньшие размера таблицы M.

Хеширование (иногда хэширование, англ. hashing) - преобразование входного массива данных произвольной длины в выходную строку фиксированной длины. Такие преобразования также называются хеш-функциями или функциями свёртки , входной массив – прообразом , а результаты преобразования - хешем, хеш-кодом, хеш-образом, цифровым отпечатком или дайджестом сообщения (англ. message digest).

Хеш-функция – легко вычислимая функция, преобразующая исходное сообщения произвольной длины (прообраз) в сообщение фиксированное длины (хеш-образ), для которой не существует эффективного алгоритма поиска коллизий.

Коллизией для функции h называется пара значений x, y, x ≠ y , такая, что h(x) = h(y) . Т.о. хеш-функция должна обладать следующими свойствами:

Для данного значения h(x) невозможно найти значение аргумента x . Такие хеш-функции называют стойкими в смысле обращения или стойкими в сильном смысле ;

Для данного аргумента x невозможно найти другой аргумент y такой, что h(x) = h(y) . Такие хеш-функции называют стойкими в смысле вычисления коллизий или стойкими в слабом смысле .

В случае, когда значение хеш-функции зависит не только от прообраза, но и закрытого ключа, то это значение называют кодом проверки подлинности сообщений (Message Authentication Code, MAC), кодом проверки подлинности данных (Data Authentication Code, DAC) или имитовставкой .

На практике хеш-функции используют в следующих целях:

Для ускорения поиска данных в БД;

Ускорения поиска данных. Например, при записи текстовых полей в базе данных может рассчитываться их хеш-код и данные могут помещаться в раздел, соответствующий этому хеш-коду. Тогда при поиске данных надо будет сначала вычислить хеш-код текста и сразу станет известно, в каком разделе их надо искать, т.е. искать надо будет не по всей базе, а только по одному её разделу (это сильно ускоряет поиск).

Бытовым аналогом хеширования в данном случае может служить размещение слов в словаре по алфавиту. Первая буква слова является его хеш-кодом, и при поиске мы просматриваем не весь словарь, а только раздел с нужной буквой.

Процедура вычисления (стандартная схема алгоритма) хеш-функции представлена на следующем рисунке.

Рис.10.1. Процедура вычисления значения хеш-функции

1) К исходному сообщению Т добавляется вспомогательная информация (например, длина прообраза, вспомогательные символы и т.д.) так, чтобы длина прообраза Х стала кратной величине L бл , определенной спецификацией (стандартом) хеш-функции.

2) Для инициализации процедуры хеширования используется синхропосылка y 0 .

3) Прообраз X разбивается на n блоков x i (i = 1 .. n) фиксированной длины L бл , над которыми выполняется однотипная процедура хеширования f(y i-1 , x i) , зависящая от результата хеширования предыдущего блока y i-1 .

4) Хеш-образом h(T) исходного сообщения Т будет результат процедуры хеширования y n , полученный после обработки последнего блока x n .

10.2. MD5

MD5 (англ. Message Digest 5) – 128-битный алгоритм хеширования, разработанный профессором Рональдом Л. Ривестом из Массачусетского технологического института (Massachusetts Institute of Technology, MIT) в 1991 г. Является улучшенной в плане безопасности версией MD4 .

Ниже приведен алгоритм вычисления хеша.

1. Выравнивание потока.

В конец исходного сообщения, длиной L , дописывают единичный бит, затем необходимое число нулевых бит так, чтобы новый размер L" был сравним с 448 по модулю 512 (L’ mod 512 = 448). Добавление нулевых бит выполняется, даже если новая длина, включая единичный бит, уже сравнима с 448.

2. Добавление длины сообщения.

К модифицированному сообщению дописывают 64-битное представление длины данных (количество бит в сообщении). Т.е. длина сообщения T становится кратной 512 (T mod 512 = 0). Если длина исходного сообщения превосходит 2 64 - 1, то дописывают только младшие 64 бита. Кроме этого, для указанного 64-битного представления длины вначале записываются младшие 32 бита, а затем старшие 32 бита.

3. Инициализация буфера.

Для вычислений инициализируются 4 переменных размером по 32 бита и задаются начальные значения (шестнадцатеричное представление):

A = 67 45 23 01;
B = EF CD AB 89;
C = 98 BA DC FE;
D = 10 32 54 76.

В этих переменных будут храниться результаты промежуточных вычислений. Начальное состояние ABCD называется инициализирующим вектором.

4. Вычисление хеша в цикле.

Исходное сообщение разбивается на блоки T , длиной 512 бит. Для каждого блока в цикле выполняется процедура, приведенная на рис.10.2. Результат обработки всех блоков исходного сообщения в виде объединения 32-битных значений переменных ABCD и будет являться хешем.

Рис.10.2. Шаг основного цикла вычисления хеша

В каждом раунде над переменными ABCD и блоком исходного текста Т в цикле (16 итераций) выполняются однотипные преобразования по следующей схеме.

Рис.10.3. Одна итерация цикла раунда

Условные обозначения.

1) RF - раундовая функция, определяемая по следующей таблице.

Таблица 10.1. Раундовые функции RF

2) t j - j-ая 32-битовая часть блока исходного сообщения Т с обратным порядком следования байт;

3) k i - целая часть константы, определяемой по формуле

k i = 2 32 * | sin(i + 16 * (r - 1)) |, (10.1)

где i – номер итерации цикла (i = 1..16);
r – номер раунда (r = 1..4).

Аргумент функции sin измеряется в радианах.

4) ⊞ – сложение по модулю 2 32 .

5) <<< s i – циклический сдвиг влево на s i разрядов.

Используемая 32-битовая часть блока исходного сообщения t j и величина циклического сдвига влево s i зависят от номера итерации и приведены в следующей таблице.

Таблица 10.2. Величины, используемые на шаге цикла раунда

№ итерации		1	2	3	4	5	6	7	8	9	10	11	12	13	14	15	16
Раунд 1	t j	t 1	t 2	t 3	t 4	t 5	t 6	t 7	t 8	t 9	t 10	t 11	t 12	t 13	t 14	t 15	t 16
Раунд 1	s i	7	12	17	22	7	12	17	22	7	12	17	22	7	12	17	22
Раунд 2	t j	t 2	t 7	t 12	t 1	t 6	t 11	t 16	t 5	t 10	t 15	t 4	t 9	t 14	t 3	t 8	t 13
Раунд 2	s i	5	9	14	20	5	9	14	20	5	9	14	20	5	9	14	20
Раунд 3	t j	t 6	t 9	t 12	t 15	t 2	t 5	t 8	t 11	t 14	t 1	t 4	t 7	t 10	t 13	t 16	t 3
Раунд 3	s i	4	11	16	23	4	11	16	23	4	11	16	23	4	11	16	23
Раунд 4	t j	t 1	t 8	t 15	t 6	t 13	t 4	t 11	t 2	t 9	t 16	t 7	t 14	t 5	t 12	t 3	t 10
Раунд 4	s i	6	10	15	21	6	10	15	21	6	10	15	21	6	10	15	21

После 4 раундов новое (модифицированное) значение каждой из переменных ABCD складывается (⊞ ) с исходным (значением переменной до 1-го раунда).

5. Перестановка байт в переменных ABCD . После обработки всех блоков исходного сообщения для каждой переменной выполняется обратная перестановка байт.

Поиск коллизий.

В 2004 г. китайские исследователи Ван Сяоюнь (Wang Xiaoyun), Фен Дэнгуо (Feng Dengguo), Лай Сюэцзя (Lai Xuejia) и Юй Хунбо (Yu Hongbo) объявили об обнаруженной ими уязвимости в алгоритме, позволяющей за небольшое время (1 час на кластере IBM p690) находить коллизии.

10.3. Применение шифрования для получения хеш-образа

Для выработки устойчивого к коллизиям хеш-образа могут применяться специальные режимы, предусмотренные в блочных шифрах (например, сцепление блоков шифра у ), или в самой хеш-функции, как составная часть, может использоваться один из режимов блочного шифра (например, составной часть хеш-функции по ГОСТ 34.11-94 1 является режим простой замены алгоритма криптографического преобразования по 2).

Напомним что в случае, когда значение хеш-функции зависит не только от прообраза, но и закрытого ключа, то хеш-образ называют кодом проверки подлинности сообщений (Message Authentication Code, MAC), кодом проверки подлинности данных (Data Authentication Code, DAC) или имитовставкой .

В качестве примера приведем режим (сцепление блоков шифра - Cipher Block Chaining).

Рис.10.4. Схема алгоритма DES в режиме сцепления блоков шифра

Последний зашифрованный блок C n и есть хеш-образ сообщения T = {T 1 , T 2 , …, T n } .

1 ГОСТ 34.11-94 «Информационная технология. Криптографическая защита информации. Функция хэширования».

2 ГОСТ 28147-89 «Системы обработки информации. Защита криптографическая. Алгоритм криптографического преобразования».

Вопросы для самопроверки

1. Дайте определение понятиям: « », « », « ».

Приложений.

Энциклопедичный YouTube

1 / 5
Для того, чтобы хеш-функция H считалась криптографически стойкой, она должна удовлетворять трём основным требованиям, на которых основано большинство применений хеш-функций в криптографии:

Данные требования не являются независимыми:
- Обратимая функция нестойка к коллизиям первого и второго рода.
- Функция, нестойкая к коллизиям первого рода, нестойка к коллизиям второго рода; обратное неверно.
Принципы построения

Итеративная последовательная схема

При проектировании хеш-функций на основе итеративной схемы возникает проблема с размером входного потока данных. Размер входного потока данных должен быть кратен (k − n ) . Как правило, перед началом алгоритма данные расширяются неким, заранее известным, способом.
Помимо однопроходных алгоритмов, существуют многопроходные алгоритмы, в которых ещё больше усиливается лавинный эффект. В этом случае данные сначала повторяются, а потом расширяются до необходимых размеров.

Сжимающая функция на основе симметричного блочного алгоритма

В качестве сжимающей функции можно использовать симметричный блочный алгоритм шифрования. Для обеспечения большей безопасности можно использовать в качестве ключа блок данных, предназначенный к хешированию на данной итерации, а результат предыдущей сжимающей функции - в качестве входа. Тогда результатом последней итерации будет выход алгоритма. В таком случае безопасность хеш-функции базируется на безопасности используемого алгоритма.

Обычно при построении хеш-функции используют более сложную систему. Обобщённая схема симметричного блочного алгоритма шифрования изображена на рис. 2.
Таким образом, мы получаем 64 варианта построения сжимающей функции. Большинство из них являются либо тривиальными, либо небезопасными. Ниже изображены четыре наиболее безопасные схемы при всех видах атак.

Применения

Электронная подпись

Пусть некий клиент, с именем name , производит аутентификацию по парольной фразе, pass , на некоем сервере. На сервере хранится значение хеш-функции H (pass , R 2) , где R 2 - псевдослучайное, заранее выбранное число. Клиент посылает запрос (name , R 1 ), где R 1 - псевдослучайное, каждый раз новое число. В ответ сервер посылает значение R 2 . Клиент вычисляет значение хеш-функции H (R 1 , H (pass , R 2)) и посылает его на сервер. Сервер также вычисляет значение H (R 1 , H (pass , R 2)) и сверяет его с полученным. Если значения совпадают - аутентификация верна.

И т. п.). Выбор той или иной хеш-функции определяется спецификой решаемой задачи. Простейшими примерами хеш-функций могут служить контрольная сумма или CRC .

В общем случае однозначного соответствия между исходными данными и хеш-кодом нет. Поэтому существует множество массивов данных, дающих одинаковые хеш-коды - так называемые коллизии . Вероятность возникновения коллизий играет немаловажную роль в оценке «качества» хеш-функций.

Контрольные суммы

Несложные, крайне быстрые и легко реализуемые аппаратно алгоритмы, используемые для защиты от непреднамеренных искажений, в том числе ошибок аппаратуры.

По скорости вычисления в десятки и сотни раз быстрее, чем криптографические хеш-функции, и значительно проще в аппаратной реализации.

Платой за столь высокую скорость является отсутствие криптостойкости - легкая возможность подогнать сообщение под заранее известную сумму. Также обычно разрядность контрольных сумм (типичное число: 32 бита) ниже, чем криптографических хешей (типичные числа: 128, 160 и 256 бит), что означает возможность возникновения непреднамеренных коллизий.

Простейшим случаем такого алгоритма является деление сообщения на 32- или 16- битные слова и их суммирование, что применяется, например, в TCP/IP .

Как правило, к такому алгоритму предъявляются требования отслеживания типичных аппаратных ошибок, таких, как несколько подряд идущих ошибочных бит до заданной длины. Семейство алгоритмов т. н. «циклический избыточных кодов » удовлетворяет этим требованиям. К ним относится, например, CRC32 , применяемый в аппаратуре ZIP.

Криптографические хеш-функции

Среди множества существующих хеш-функций принято выделять криптографически стойкие , применяемые в криптографии . Криптостойкая хеш-функция прежде всего должна обладать стойкостью к коллизиям двух типов:

Применение хеширования

Хеш-функции также используются в некоторых структурах данных - хеш-таблицаx и декартовых деревьях . Требования к хеш-функции в этом случае другие:
- хорошая перемешиваемость данных
- быстрый алгоритм вычисления
Сверка данных

В общем случае это применение можно описать, как проверка некоторой информации на идентичность оригиналу, без использования оригинала. Для сверки используется хеш-значение проверяемой информации. Различают два основных направления этого применения:

Проверка на наличие ошибок

Например, контрольная сумма может быть передана по каналу связи вместе с основным текстом. На приёмном конце, контрольная сумма может быть рассчитана заново и её можно сравнить с переданным значением. Если будет обнаружено расхождение, то это значит, что при передаче возникли искажения и можно запросить повтор.

Бытовым аналогом хеширования в данном случае может служить приём, когда при переездах в памяти держат количество мест багажа. Тогда для проверки не нужно вспоминать про каждый чемодан, а достаточно их посчитать. Совпадение будет означать, что ни один чемодан не потерян. То есть, количество мест багажа является его хеш-кодом.

Проверка парольной фразы

В большинстве случаев парольные фразы не хранятся на целевых объектах, хранятся лишь их хеш-значения. Хранить парольные фразы нецелесообразно, так как в случае несанкционированного доступа к файлу с фразами злоумышленник узнает все парольные фразы и сразу сможет ими воспользоваться, а при хранении хеш-значений он узнает лишь хеш-значения, которые не обратимы в исходные данные, в данном случае в парольную фразу. В ходе процедуры аутентификации вычисляется хеш-значение введённой парольной фразы, и сравнивается с сохранённым.

Примером в данном случае могут служить ОС GNU/Linux и Microsoft Windows XP . В них хранятся лишь хеш-значения парольных фраз из учётных записей пользователей.

Ускорение поиска данных

Например, при записи текстовых полей в базе данных может рассчитываться их хеш код и данные могут помещаться в раздел, соответствующий этому хеш-коду. Тогда при поиске данных надо будет сначала вычислить хеш-код текста и сразу станет известно, в каком разделе их надо искать, то есть, искать надо будет не по всей базе, а только по одному её разделу (это сильно ускоряет поиск).

Бытовым аналогом хеширования в данном случае может служить помещение слов в словаре по алфавиту. Первая буква слова является его хеш-кодом, и при поиске мы просматриваем не весь словарь, а только нужную букву.

Список алгоритмов
- SHA-2 (SHA-224, SHA-256, SHA-384, SHA-512)
- RIPEMD-160
- RIPEMD-320
- Snefru
- Tiger (Whirlpool
- IP Internet Checksum (RFC 1071)
Ссылки
Wikimedia Foundation . 2010 .

Смотреть что такое "Хэш код" в других словарях: