Payamvdn/NorthPersian_fa_wiki huggingface dataset:
ست، و روش های متفاوتی برای ذخیره سازی این پسوردها وجود دارد. به این دلیل که جدول ها در برابر سارقین آسیب پذیر هستند ذخیره سازی پسورد پلین تکست خطرناک می باشد، به همین دلیل اکثر بانک های اطلاعاتی یک تابع درهم ساز رمزنگارانه از پسورد کاربران را در بانکشان ذخیره می کنند. در چنین سیستم هایی هیچ چیزـ از جمله سیستم احراز هویت ـ نمی تواند با صرفاً نگاهی به میزان ولیوی ذخیره شده در بانک اطلاعات پسورد کاربر را پیدا کند، در عوض وقتی یک کاربرپسوردی را برای احراز هویت وارد می کند، سیستم میزان هش را برای پسورد وارد شده محاسبه می کند و آن مقدار هش با هش ذخیره شده توسط کاربر مقایسه می شود و احراز هویت موفق خواهد بود اگر دو هش با هم تطابق داشته باشند. بعد از جمع آوری یک هش کد، استفاده از هش مذکور بعنوان پسورد، با عدم موفقیت مواجه می شود، زیرا سیستم احراز هویت آن را برای بار دوم نیز هش می کند. برای دستیابی به پسورد یک کاربر، یک پسوردی که میزان یکسانی هش تولید می کند، معمولاً از طریق یک بروت فورس یا دیکشنری اتک (حملهٔ لغت نامه ای) باید پیدا شود. جدول های رنگین کمانی معمولاً آن دسته ابزاری هستند که ایجاد شده اند تا تنها با بررس
ی میزان هش شده از یک پسورد مشتق می گیرند. جدول های رنگین کمانی همیشه مورد نیاز نیستند با توجه به اینکه روش های مستقیم تری برای واژگونی هش (هش ریورسال) وجود دارد، حملات بروت فورس و لغت نامه ای از مستقیم ترین روش ها برای آن می باشند. اگرچه این ها برای سیستم هایی که از کدهای طولانی استفاده می کنند به دلیل دشوار بودن ذخیره سازی تمام آپشن های موجود و همچنین دشواری آن در سرچ کردن از طریق چنین بانک اطلاعاتی گسترده ای برای انجام سرچ معکوس (ریورس لوک آپ) از یک هش، مناسب نیستند. برای حل این مسئله جدول های ریورس لوک آپ (جستجوی معکوس) تولید شده اند تا مقدار کمی از هش های انتخابی را ذخیره کنند، که زمانی که معکوس شوند می توانند زنجیرهٔ بزرگی از کدها را ایجاد کند. اگرچه که جستجوی معکوس یک هش در یک جدول زنجیره ای زمان محاسبات بیشتری صرف می کند، اما جدول لوک آپ (جستجو) به خودی خود می تواند بسیار کوچک باشد، تا هش هایی از کدهای طولانی تر بتوانند در آن ذخیره شوند. جدول های رنگین کمانی اصلاحیه های هستند بر این تکنیک زنجیره ای راه حلی را برای مشکلی بنام تصادم (برخورد) فراهم کرده اند. کاربردها. تقریباً تمام ویرایش های یونیکس و لینو
کس و BSD از رشته درهم سازی شده با استفاده می کنند. هر سیستم کامپیوتری که در آن احراز هویت پسورد وجود دارد، باید شامل بانک اطلاعاتی از پسوردها باشد، با استفاده از مبهم ساختن (برای در امان ماندن از مهاجمین) یا با استفاده از پلین تکست، و روش های متفاوتی برای ذخیره سازی این پسوردها وجود دارد. به این دلیل که جدول ها در برابر سارقین آسیب پذیر هستند ذخیره سازی پسورد پلین تکست خطرناک می باشد، به همین دلیل اکثر بانک های اطلاعاتی یک هش هیپتوگرافی (تابع درهم ساز رمزنگارانه) از پسورد کاربران را در بانکشان ذخیره می کنند. در چنین سیستم هایی هیچ چیزـ از جمله سیستم احراز هویت ـ نمی تواند با صرفاً نگاهی به میزان ولیوی ذخیره شده در بانک اطلاعات پسورد کاربر را پیدا کند، در عوض وقتی یک کاربرپسوردی را برای احراز هویت وارد می کند، سیستم میزان هش را برای پسورد وارد شده محاسبه می کند و آن مقدار هش با هش ذخیره شده توسط کاربر مقایسه می شود و احراز هویت موفق خواهد بود اگر دو هش با هم تطابق داشته باشند. بعد از جمع آوری یک هش کد، استفاده از هش مذکور بعنوان پسورد، با عدم موفقیت مواجه می شود، زیرا سیستم احراز هویت آن را برای بار دوم نیز هش
می کند. برای دستیابی به پسورد یک کاربر، یک پسوردی که میزان یکسانی هش تولید می کند، معمولاً از طریق یک حمله جستجوی فراگیر (Brute-force attacks)یا حمله لغت نامه ای(dictionary attacks) باید پیدا شود. جدول های رنگین کمانی معمولاً آن دسته ابزاری هستند که ایجاد شده اند تا تنها با بررسی میزان هش شده از یک پسورد مشتق می گیرند. جدول های رنگین کمانی همیشه مورد نیاز نیستند با توجه به اینکه روش های مستقیم تری برای واژگونی هش (هش ریورسال) وجود دارد، حملات بروت فورس و لغت نامه ای از مستقیم ترین روش ها برای آن می باشند. اگرچه این ها برای سیستم هایی که از کدهای طولانی استفاده می کنند به دلیل دشوار بودن ذخیره سازی تمام آپشن های موجود و همچنین دشواری آن در سرچ کردن از طریق چنین بانک اطلاعاتی گسترده ای برای انجام سرچ معکوس (ریورس لوک آپ) از یک هش، مناسب نیستند. برای حل این مسئله جدول های ریورس لوک آپ (جستجوی معکوس) تولید شده اند تا مقدار کمی از هش های انتخابی را ذخیره کنند، که زمانی که معکوس شوند می توانند زنجیرهٔ بزرگی از کدها را ایجاد کند. اگرچه که جستجوی معکوس یک هش در یک جدول زنجیره ای زمان محاسبات بیشتری صرف می کند، اما ج
دول لوک آپ (جستجو) به خودی خود می تواند بسیار کوچک باشد، تا هش هایی از کدهای طولانی تر بتوانند در آن ذخیره شوند. جدول های رنگین کمانی اصلاحیه های هستند بر این تکنیک زنجیره ای راه حلی را برای مشکلی بنام تصادم (برخورد) فراهم کرده اند. ریشه یابی. اصطلاح «جداول رنگین کمان» برای اولین بار در مقاله اولیه دکتر اوچسلین استفاده شد. این اصطلاح به روشی است که از توابع کاهش متفاوتی برای افزایش میزان موفقیت حمله استفاده می شود. در روش اصلی هلمن از جدولهای کوچک زیادی با عملکرد متفاوت استفاده می شود. جداول رنگین کمان بسیار بزرگتر هستند و در هر ستون از یک تابع کاهش متفاوت استفاده می کنند. هنگامی که از رنگ ها برای نشان دادن توابع کاهش استفاده می شود، رنگین کمان در جدول رنگین کمان ظاهر می شود. شکل ۲ مقاله دکتر اوچسلین حاوی گرافیکی سیاه و سفید است که نحوه ارتباط این بخش ها را نشان می دهد. دکتر اوچسلین برای ارائه در کنفرانس Crypto 2003، رنگی را به این گرافیک اضافه کرد تا ارتباط رنگین کمان روشن تر شود. گرافیکی پیشرفته ای که در کنفرانس ارائه شده است در سمت راست نشان داده شده است. مقدمهٔ زنجیرهای درهمسازی. "برای زنجیرهای هش به غیر
از آنچه در اینجا ذکر شد، زنجیره درهم سازی را ببینید." فرض کنید ما یک تابع درهم ساز کد (تابع هش کد) H و یک سری محدود از کدهای P داریم، هدف محاسبهٔ اولیه ساختار یک دیتا می باشد. از هر خروجی H در تابع درهم ساز داده شده می توان یک عنصر p در P را مانند H(P)=h پیدا کرد، یا نشان داد که عنصر p در P وجود ندارد. ساده ترین روش برای انجام آن، محاسبهٔ (H(P برای همهٔ pهای داخل P است. اما آن موقع ذخیره کردن جدول نیازمند (|P|n) formula_1 بیت فضا می باشد که در آن |P| اندازهٔ سری p و n اندازهٔ یک خروجی از H است که مانعی برای |P| بزرگ می باشد. هش چین تکنیکی برای کاهش این فضای درخواست شده می باشد. ایدهٔ مشخص کردن یک تابع کاهشی R می باشد که میزان هش را به میزان ولیوها در P تقلیل دهد. به یاد داشته باشید، تابع کاهشی درواقع معکوسی از تابع درهم ساز نیست، بلکه بیشتر یک تابع متفاوت با دامنهٔ تابع و با دامنهٔ مشترک درهم ساز می باشد. با تناوبی کردن تابع درهم ساز با تابع کاهشی (reduction function) زنجیره هایی از کدهای متناوب هش ولیوهایی (یا میزانی از هش) شکل می گیرد. برای مثال اگر p یک سری پسوردهای شش حرفی با حروف کوچ بود و هش ولیوها ۳۲ ب
یتی بودند، این زنجیره به این شکل درمی آمد: که تنها نیاز برای تابع کاهشی این است که بتواند یک مقدار پلین تکست را به اندازهٔ مشخصی درآورد. برای تولید کردن جدول، ما چندین کد اولیه از P انتخاب می کنیم، زنجیره هایی از تعدادی طول k ثابت شده را در هرکدام محاسبه می کنیم و فقط اولین و آخرین کد در هر زنجیره را ذخیره می کنیم. اولین کد نقطهٔ شروع و آخرین کد نقطهٔ پایان نامیده می شود. برای مثال زنجیرهٔ “aaaaaa” نقطهٔ شروع می شود و “kiebgt” نقطه پایان و هیچ کدام از کدهای دیگر (یا هش ولیوها) ذخیره نمی شوند. حال هش ولیوی داده شدهٔ h را می خواهیم معکوس کنیم (کد مطابق آن را برایش پیدا کنیم) یک زنجیره را که با h شروع می شود، با اعمال R، سپس H، سپس R و … محاسبه می کنیم اگر در هر نقطه یک ولیو (مقدار) مطابق با یکی از نقاط پایان مشاهده کنیم، نقطه شروع متناظر را نیز می گیرم و از آن استفاده می کنیم تا زنجیره را بازسازی کنیم. احتمال زیادی وجود دارد که این زنجیره شامل ولیوی h باشد، در این صورت مستقیماً ولیوی ماقبل آن در چین سیفر p می باشد، که ما بدنبال آن هستیم. برای مثال اگر به ما هش 920EC10 داده شده باشد، ما زنجیرهٔ آن را با اعمال او
لیه R محاسبه می کنیم: formula_3 چون “KIEBGT” یکی از نقاط پایان در جدول ما می باشد، ما کد متناظر شروع کنندهٔ “aaaaaa” را برمی داریم و زنجیرهٔ آن را دنبال می کنیم تا به 920ECF10 برسیم: formula_4 بنابراین کد (پسورد) SGFNYD (یا هر پسوردی دیگری که هش ولیوی یکسانی دارد) می باشد. به یاد داشته باشید که این زنجیره همیشه شامل هش ولیوی h نمی باشد؛ حتی ممکن است زنجیره ای که با h شروع شده با زنجیره ای که نقطهٔ شروع متفاوتی دارد ادغام شود. برای مثال ممکن است به ما هش ولیوی FB107E70 داده شده باشد و وقتی زنجیرهٔ آن را دنبال می کنیم به KEIBGT برسیم: formula_5 اما FB107E70 زنجیره ای نیست که با “aaaaaa” شروع شود، که به این اخطار غلط (فالس آلارم) گفته می شود. در این حالت ما آن تطابق را رد می کنیم و به گسترش زنجیرهٔ h به جستجوی تطابق (مچ) دیگری می پردازیم. اگر زنجیرهٔ h به اندازهٔ طول زنجیرهٔ k بدون هیچ تطابق (مچ) مناسبی گسترش پیدا کرد، به این نتیجه می رسیم که پسورد (کد) مورد نظر در هیچ کدام از زنجیره ها تولید نشده است. محتوای جدول به هش ولیو بستگی ندارد که بخواهد معکوس شود، این محتوا یکبار تولید می شود و سپس برای جستجوهای اصلاح
نشده تکرار می شود. افزایش طول زنجیره اندازهٔ جدول را کاهش می دهد، این همچنان زمان مورد نیاز برای اجرای جستجوها را افزایش می دهد، این همان تبادل زمان-حافظهٔ جدول رنگین کمانی می باشد. در یک حالت ساده از زنجیره های تک موردی (تک آیتمی) جستجو بسیار سریع ولی جدول نیز بسیار بزرگ است. زمانی که زنجیره ها بلندتر شوند جستجو کندتر می شود، ولی اندازهٔ جدول کاهش می یابد. هش چین های ساده چندین نقص دارند، جدی ترین آن ها این است، که اگر در هر نقطه ای دو زنجیره برخورد کنند (یعنی هردو ولیوی یکسانی تولید کنند) آن ها ادغام می شوند و در نتیجه جدول کد (پسورد)های زیادی را با وجود پرداخت هزینه محاسباتی یکسان، پوشش نمی دهد؛ زیرا زنجیره های قبلی کاملاً آنجا ذخیره نگشته اند و پیدا شدن تشخیص درست در این حالت غیرممکن است. برای مثال، اگر سومین ولیو در زنجیره ۳ با دومین ولیو در زمینهٔ ۷ تطابق داشته باشد، آن دو زنجیره تقریباً توالی یکسانی از ولیوها را پوشش می دهند، اما ولیوی آخر آن ها یکسان نخواهد بود. تابع درهم ساز H بعید است که برخوردی داشته باشد، با توجه به اینکه اتفاق نیفتادن آن یک ویژگی مهم برای ایمنی تابع محسوب می شود. اما تابع کاهشی R
به دلیل لزومش بر درست پوشش دادن پلین تکست های مشابه، نمی تواند برای ایجاد نشدن برخورد از خود مقاومتی نشان دهد. دیگر مشکلات منتج شده برای اهمیت انتخاب تابع مناسب برای R است.انتخاب R برای اینکه هویت آن را تشکیل دهد کمی از یک تلاش بروت فورس بهتر است. تنها زمانیکه مهاجم ایدهٔ خوبی دربارهٔ اینکه پلین تکست به چه صورت خواهد بود داشته باشد، می تواند یک تابع R انتخاب کند و مطئن شود که زمان و فضا تنها برای پلین تکست های مشابه مصرف می شوند، تمام فضای کدهای محتمل نیز استفاده نمی شوند. در اصل R نتایج اولین هش محاسباتی را به سمت مشابهی به پلین تکست ها هدایت می کند، اما این مزایا به شکلی ایجاد می شوند که R تقریباً همهٔ پلین تکست های ممکن را تولید نمی کند. در رده ای که مهاجم ترجیح می دهد آن را چک کند، انکار کردن قطعیت مهاجم نسبت به اینکه هیچ کدی از ردهٔ آن ها وارد نشده. همچنین طراحی تابع R بگونه ای که با پلین تکست های مورد انتظار تطابق داشته باشد می تواند سخت باشد. جدول های رنگین کمانی. جدول های رنگین کمانی به طور مؤثری مشکل برخورد کردن با هش چین های معمولی را بوسیلهٔ جابجایی یک تابع کاهشی R با یک توالی از توابع مرتبط به R1
از طریق Rk حل می کند. از این طریق برای اینکه دو زنجیره به هم برخورد کنند و ادغام شوند، آن ها باید به ولیوی مشترکی با تکراری یکسان برخورد کنند. در نتیجه در این حالت، آخرین ولیوها در هر زنجیره دارای یک هویت مختص به خود خواهند بود. آخرین پس پردازش رد شده می تواندزنجیره ها را در داخل جدول بچیند و هرگونه تکرار زنجیره هایی را که ولیوی نهایی مشترکی با سایر زنجیره ها دارند حذف کند. سپس زنجیره های جدید تولید می شوند تا داخل جدول را پر کنند، این زنجیره ها نیز از برخورد به هم مصون نیستند (می توانند بصورت کوتاه همپوشانی داشته باشند) اما آن ها ادغام نخواهند شد و به شدت آمار برخورد زنجیره ها به هم را کاهش می دهند. استفاده از توالی توابع کاهشی نحوهٔ چگونگی انجام جستجو را تغییر داده است، زیرا هش ولیو مورد نظر می تواند در هر مکانی در زنجیره پیدا شود. این ضروری است که k زنجیره های متفاوت تولید شوند. اولین زنجیره فرض می کند که هش ولیو در موقعیت یکی مانده به آخر هش قرار گرفته است و RK-1 را بکار می برد، سپس H، سپسRK و … تا آخرین زنجیره که همهٔ توابع کاهشی را که با H متناوب هستند بکار می برد. این یک راه جدید برای تولید یک هشدار غ
لط ایجاد می کند، و اگر ما موقعیت هش ولیو را غلط حدس بزنیم در آن صورت باید بدون استفاده از آن یک زنجیره را ارزیابی کنیم. اگرچه جدول های رنگین کمانی باید زنجیره های بیشتری را دنبال کنند، اما آن ها این مسئله را با داشتن جدول ها کمتر جبران می کنند. افزایش اندازهٔ هش چین های ساده نسبت به اندازهٔ مشخصی به دلیل ادغام زنجیره ها آن ها را ناکار آمد می کند؛ برای مقابله با این موضوع آن ها چندین جدول نگه داری می کنند و هر سرچی باید از یک جدول جداگانه صورت بگیرد. جدول های رنگین کمانی می توانند عملکرد مشابهی با جدولهایی که k بار از آن ها بزرگتر هستند داشته باشند و این نکته به آن ها اجازه می دهد که k فاکتور عملکرد جستحو را اجرا کنند. مثال. جدول های رنگین کمانی از یک الگوریتم اصلاح شده با یک تابع کاهشی متفاوت برای هر لینک در یک زنجیره استفاده می کنند. در این صورت زمانیکه بین هش ها در حداقل دو زنجیره برخوردی اتفاق بیوفتد، تا زمانیکه در هر زنجیره برخوردی در یک موقعیت مشابه بین آن ها ایجاد نشود، زنجیره ها ادغام نخواهند شد. این احتمال کرک صحیح را برای یک جدول با اندازهٔ مشخص، البته با هزینه مجذور شدن تعداد گام های لازم برا ی هر ج
ستجو افزایش می دهد. همانگونه جستجوی روتین (معمولی)، در حال حاضر همچنان به تکرار کردن فهرست اولین تابع کاهشی استفاده شده در زنجیره نیاز دارد. جدول های رنگین کمانی مخصوص توابع در هم سازی هستند که برایشان ساخته شده است. برای مثال جدول های MD5 فقط هش های MD5 را می توانند کرک کنند. تئوری این تکنیک توسط فیلیپ اوکسلین بعنوان یک شکل سریع از تبادل زمان/حافظه اختراع شده بود، که او آن را در کشف گذرواژه ویندوز پیاده سازی کرده بود. قوی ترین برنامهٔ کرک رنگین کمانی بعداً بوجود آمد که می توانست جدول های رنگین کمانی را برای مجموعهٔ مشخصه های متفاوت برای هشینگ الگوریتم ها (الگوریتم های خرد شده) تولید و استفاده کند که شامل هش LM,MD5 و SHA-1 می شود. در حالت ساده که تابع کاهشی باتابع درهم ساز هیچ برخوردی ندارد، دادن یک جدول رنگین کمانی کامل (که آن شما را برای پیدا کردن کد تطابق داده شده که از هر هش داده می شود، مطمئن می کند) به اندازهٔ سری پسورد |P| و به زمان T که زمان مورد نیاز برای محاسبهٔ جدول است، با طول جدول L و با t میانگین زمان مورد نیاز برای پیدا کردن کد مطابق با هش داده شده مستقیماً با هم در ارتباط اند؛formula_6 حفاظت د
ر برابر جدول های رنگین کمانی. یک جدول رنگین کمانی در مقابل هش های یکطرفه که شامل سالت () بزرگ می باشند بی تأثیر است. برای مثال یک هش کد را در نظر بگیرید که با استفاده از دنبال کردن تابع روبرو تولید شده است. (که در آن "||" الحاق اپراتور است): formula_10 یا formula_11 سالت ولیو پنهان نیست و شاید بصورت تصادفی ساخته و با هش کد ذخیره شود. یک مقدار زیادی از سالت ولیو از حملات پیش پردازش جلوگیری می کند، که شامل جدول های رنگین کمانی نیز می باشد و اطمینان حاصل می کند که پسورد کاربران به طور منحصر به فردی هش شده (ریز شده) است. به این معنی که دو کاربر با پسوردی یکسان هش های متفاوتی خواهند داشت. (با فرض اینکه از سالت های متفاوتی استفاده شده است). برای رسیدن به نتیجه ای موفق مهاجم باید همهٔ جدول ها را برای هر سالت ولیو (میزان سالت) ممکن پیش پردازش کند. سالت باید به اندازهٔ کافی بزرگ باشد وگرنه مهاجم می تواند یک جدول برای هر سالت ولیو ایجاد کند. برای پسوردهای قدیمی یونیکس() از سالت ۱۲ بیتی استفاده می شد؛ و این نیاز به ۴۰۹۶ عدد جدول داشت، که یک افزایش هزینهٔ قابل توجهی برای مهاجم داشت، ولی با توجه به هارد درایوهای (دیسک های
سخت) ترابایتی غیر عملی نیز نبود. روش های و که در LINUX و BSD Unixes و سولاریس استفاده می شوند سالت ۱۲۸ بیتی دارند. این سالت ولیوی بزرگ حمله در مقابل این سیستم ها را برای تقریباً هر مقدار کد (اینجا منظور از مقدار طول کد است) غیرقابل نفوذ می کند. حتی اگر مهاجم می توانست یک میلیون جدول در ثانیه ایجاد کند، باز هم او نیاز به میلیون ها سالت داشت تا جدول هارا برای همهٔ سالت های ممکن بسازد. تکنیک دیگری که به جلوگیری از حمله های پیش پردازشی کمک می کند، بسط دادن کلیدی (key stretching) می باشد. وقتی از بسط دادن استفاده می شود، سالت، کد و بعضی از هش ولیوهای واسطه توسط تابع درهم ساز اصولی، چندین بار به اجرا در می آیند تا زمان محاسبهٔ مورد نیاز را برای هش کردن (خرد کردن) هر کد افزایش دهند. برای مثال MD5-CRYPT از ۱۰۰۰ لوپ (حلقه) تکراری استفاده می کند که به طور مداوم (پشت سر هم) سالت، کد و هش ولیوی واسطه را به تابع درهم ساز MD5 اصلی خود بازمی گرداند. هش کد کاربری دنباله سالت ولیو (که پنهان نیست) و هش نهایی می باشد. این زمان اضافه برای کار مورد توجه قرار نمی گیرد چون آن ها باید فقط چندین ثانیه صبر کنند هر دفعه که وارد سیستم
می شوند. از طرفی بسط دادن تأثیرات حملهٔ بروت فورس را نیز در تناسب با تعداد تکرارها کاهش می دهد، زیرا تعداد تلاش هایی را که یک مهاجم می تواند در زمان داده شده مشخصی داشته باشد کاهش می دهد. این ویژگی ها در MD5 CRYPT و BYCRYPT اجرا شده اند. همچنین به مقدار زیادی زمان مورد نیاز را برای ایجاد یک پیش پردازش افزایش می دهد، اما به دلیل عدم وجود سالت این اتفاق تنها یک بار نمی تواند روی دهد. یک رویکرد متناوب به دلیل تقویت کلیدی ("key strengthening")، کلید را با یک سالت تصادفی گسترش می دهد. اما سپس (برخلاف عملکرد بسط کلیدی) بصورتی این سالت را حذف می کند. این هم مهاجمین و هم کاربران را مجبور به بکاربردن یک جستجوی بروت فورس برای سالت ولیو می کند. اگرچه مقاله ای که بسط دادن کلید را معرفی کرده بود به این تکنیکی که پیشتر توضیح دادیم (تقویت کلیدی) نیز اشاره کرده بود، ولی نام دیگری به آن داده بود. اصطلاح تقویت کلیدی در حال حاضر گاهی (شاید بصورت غلط) برای بسط کلیدی نیز استفاده می شود. جدول های رنگین کمانی و سایر حملات پیش پردازشی در مقابل کد (پسورد)هایی که شامل سمبل ها یا علامت هایی خارج از حلقهٔ پیش فرض هستند یا آن هایی که بلن
دتر از پیش پردازش های مهاجمین هستند عمل نمی کنند. اگرچه جدول ها می توانند با راه های مشترکی که کاربرها انجام می دهند، برای انتخاب یک پسورد ایمن تر نیز ساخته شوند، راه هایی مانند:اضافه کردن یک عددیا مولفهٔ مخصوص به پسورد. به دلیل سرمایه گذاری قابل ملاحظه در پروسهٔ محاسبه کردن، جدول های رنگین کمانی که بالای ۱۴ خانه در طولشان دارند هنوز رایج نیستند؛ بنابراین انتخاب یک پسوردی که بیشتر از ۱۴ مولفه دارد ممکن است مهاجم را به روش بروت فورس متوسل کند. تلاش های مخصوص و متمرکزی که بر روی LM هش () تمرکز کرده و یک الگوریتم هش قدیمی استفاده شده توسط شرکت ماکروسافت همگی در دسترس عموم قرار دارند. هش LM منحصراً آسیب پذیر می باشد، زیرا پسوردها با بیش از ۷ مولفه، به دو بخش شکسته می شوند؛ که هر کدام از آن ها بصورت جداگانه هش شده (خرد شده) اند.انتخاب یک پسوردی که دارای ۱۵ مولفه یا بیشتر می باشد می تواند ضمانت کند که در این صورت هش LM ایجاد نخواهد شد. استفادهٔ عام. تقریباً همهٔ توزیعات (محصولات) و تغییرات یونیکس، لینوکس و BSD از سالت ها استفاده می کنند؛ گرچه بسیاری از اپلیکیشن ها فقط از یک هش (معمولا MD5) بدون سالت، استفاده می کنن
د. ویندوز ماکروسافت نسخهٔ NT/2000 از و با روش هشینگ (خرد کردن) (براساس ) استفاده می کند، که سالت نشده نیز می باشد و این مسئله آن را به یکی از معروف ترین جدول های تولید شده تبدیل کرده است.
رضا عامری (زادهٔ ۱۰ شهریور ۱۳۴۰ تهران) دیپلمات و سفیر کنونی ایران در کشور امارات متحدهٔ عربی است. وی سفیر پیشین ایران در الجزایر بوده است و مدیرکل سابق خاورمیانه و شمال آفریقا در دولت یازدهم بود. وی پیش تر سفیر ایران در کشورهای سودان و اریتره بوده و معاونت سفارت کشورمان در کویت و مسئولیت هایی را در ادارات مرکزی وزارت خارجه در حوزه خاورمیانه و خلیج فارس عهده دار بوده است. عامری در میان شرکت کنندگان دوره دبیراولی مقام دوم را کسب کرد و وزیر امور خارجه وقت به صورت کتبی از وی تقدیر کرد. همچنین در زمان تصدی مسئولیت ایشان در سفارت جمهوری اسلامی ایران در سودان، این سفارت به عنوان «نمایندگی برتر ایران در آفریقا در سال ۱۳۸۵» انتخاب و تقدیرنامه کتبی از وزیر امور خارجه وقت دریافت نمود. در ضمن در سال ۱۳۸۸ به مقام «نمایندگی برتر در توسعه روابط اقتصادی در سال ۱۳۸۸» رسید و مجدداً از وزیر امور خارجه وقت تقدیرنامه کتبی اخذ نمود. وی در پایان مأموریت سفارت در سودان (خارطوم)، از رئیس جمهور آن کشور مدال درجه یک نیلین، عالی ترین مدال سیاسی کشور سودان را دریافت کرد. زندگی نامه. او در دهم شهریور ۱۳۴۰ در خانواده مذهبی در جنوب تهران خی
ابان ری دیده به جهان گشود. دوره تحصیل ابتدایی خود را در دبستان ملی مالکی واقع در محله تیردوقلو به اتمام رساند. وی در خرداد ماه ۱۳۵۸ در رشته علوم تجربی از دبیرستان دارالفنون فارغ التحصیل شد. در آذرماه ۱۳۶۱ وارد جهاد سازندگی شد و تا بهمن سال بعد در آن نهاد مشغول بکار بود. در بهمن ۱۳۶۲ در مؤسسه آموزش عالی وزارت خارجه در رشته زبان عربی این مؤسسه مشغول به تحصیل گردید. این مؤسسه بعدها به دانشکده روابط بین الملل وزارت امور خارجه تغییر نام یافت. عامری پس از ورود به وزارت خارجه تاکنون در کشورها و مسئولیتهای مختلفی انجام وظیفه کرده است. وی دارای لیسانس حقوق از دانشگاه شهید بهشتی و فوق لیسانس مترجمی زبان عربی از دانشگاه تهران است. سفیر ایران در الجزایر. در سال ۱۳۹۳ حسن روحانی رئیس جمهور ایران بنا به پیشنهاد دکتر محمدجواد ظریف، عامری را به سمت سفیر فوق العاده و تام الاختیار جمهوری اسلامی ایران در الجزایر منصوب کرد.
مدیریت ترافیک هوایی (ATM) اصطلاحی در هوانوردی است که شامل کلیه سیستم های یاری رسان به هواگرد در برخاست از پروازگاه، عبور از مرز هوایی و فرود در پروازگاه می شود. این سیستم ها شامل کنترل ترافیک هوایی (ATC)، پرسنل تجهیزات امنیتی ترافیک هوایی (ATSEP)، هواشناسی هوانوردی، سیستم های ناوبری هوایی (پشتیبان ناوبری)، مدیریت مرز هوایی (ASM)، خدمات ترافیک هوایی (ATS) و جریان ترافیک هوایی (ATFM) یا مدیریت ظرفیت و جریان ترافیک هوایی (ATFCM) می شود. افزایش تأکید بر مدیریت ترافیک هوایی مدرن به خاطر سازگاری و هماهنگی آن با سیستم هایی است که به هواگرد امکان کمترین تغییر در مرز هوایی را می دهد. سیستم های مدیریت ترافیک هوایی به صورت سنتی توسط کشورها بر اساس نیازهای خوشان توسعه داده می شوند. بر این اساس هر کشور سطوح خدمات جداگانه ای را برای خود تعریف می کند. بسیاری از ارائه دهندگان خدمات ناوبری هوایی (ANSP) به سرویس های مدیریت ترافیک هوایی که با هواگردهای مدرن سازگار هستند خدمات ارائه نمی کنند زیرا سازمان بین المللی هوانوردی کشوری (ایکائو) برای ایجاد هماهنگی در برنامه ریزی جهانی به روزرسانی، اقدام به ایجاد "سیستم به روزرسانی به صو
رت بلوکی در هوانوردی" (Aviation System Block Upgrade یا ASBU) کرده است. دفتر ایکائو در بانکوک تایلند برای منطقه آسیا و اقیانوسیه در حال توسعه یک برنامه مدیریت ترافیک هوایی یکپارچه به نام Revenue Passenger Kilometres است که به نظر می رسد بتواند انتظارها برای به روز رسانی های مدیریت ترافیک هوایی در پر رفت وآمدترین ناحیه هوایی جهان را براورده کند. به نظر می رسد که این برنامه یکپارچه از سوی گروه منطقه ای برنامه ریزی و اجرای ناوبری هوایی آسیا و اقیانوسیه (APANPIRG) در میانه سال ۲۰۱۳ تأیید شود.
پرسنل تجهیزات امنیتی ترافیک هوایی (ATSEP) واژه ای تعریف شده از سوی سازمان بین المللی هوانوردی کشوری (ایکائو) برای پرسنل فنی است که کار آنها ساخت و پشتیبانی از سخت افزارها و نرم افزارهایی است که بر روی زمین نصب شده و از آنها برای پشتیبانی از ناوبری هوایی و مدیریت ترافیک هوایی استفاده می شود. عمده کارکنان در رساننده خدمات ناوبری هوایی مهندس، کاردان فنی تجربی، متخصصان سخت افزار و نرم افزار، تهیه، نصب و راه اندازی، یکپارچه سازی، کالیبراسیون، تعمیر و نگهداری، بازرسان ایمنی و نظارت بر این سیستم ها هستند. تجهیزات مورد استفاده نیز از سیستم های الکترونیکی تخصصی گوناگون تا ابزارهای الکترونیکی عمومی ساده مانند درایو دیسک سخت کامپیوتر و نرم افزارهای عمومی تا تخصصی متغیر است. این سیستم ها امکان برقراری ارتباط و پشتیبانی ناوبری برای هواگرد، ردیابی (مانند رادار) پردازش داده های پرواز و ابزار پشتیبانی برای کنترل ترافیک هوایی را فراهم می کنند. متخصصان تعلیم دیده تجهیزات امنیتی ترافیک هوایی، آموزش پیشرفته ای درباره مهندسی سامانه ها و مهندسی ایمنی می بینند. در بسیاری از کشورهای انگلیسی زبان به جای واژه "پرسنل تجهیزات امنیتی ترا
فیک هوایی " از واژه ساده "مهندس" استفاده می شود. حتی اگر این پرسنل شامل گروه بزرگ و گوناگونی از مهندسان حرفه ای و تکنیسین های بسیار آموزش دیده باشد. فدراسیون بین المللی اتحادیه امنیتی ترافیک هوایی (IFATSEA) یک سازمان بین المللی برای نمایندگی پرسنل تجهیزات امنیتی ترافیک هوایی در مباحث تخصصی است. فدراسیون بین المللی اتحادیه امنیتی ترافیک هوایی، روز ۱۲ نوامبر را به عنوان روز جهانی تجهیزات امنیتی ترافیک هوایی اعلام کرده که در آن از دستاوردهای این افراد برای ایجاد آسمان امن تر در جهان قدردانی می شود. در فرانسه این دوره های لازم برای دریافت مدرک تجهیزات امنیتی ترافیک هوایی در دانشگاه ملی هوانوردی کشوری فرانسه برگزار می شود.
«اندک اندک» تصنیفی است از ساخته های شهرام ناظری که با صدای خودش و گروهی تحت سرپرستی جلال ذوالفنون اجرا شده است. این تصنیف روی شعری از مولانا و در آواز بیات ترک ساخته شده است. ناظری این اثر را اولین بار در سال ۱۳۶۰ و به مناسبت هشتصدمین سال مولانا در آلبوم "گل صدبرگ" اجرا کرد. این آهنگ توانست در میان خاطرات موسیقایی ایرانیان، به جایگاهی خاص دست یابد.
اریک میلگان (زاده ۲۵ اوت ۱۹۷۴) بازیگر آمریکایی است. از فیلم های معروف او می توان به بازی در سریال استخوان ها اشاره کرد.
استاتیک گازها () شاخه ای از استاتیک شاره ها است که به مطالعهٔ گازها در حالت ساکن می پردازد. شاخهٔ متناظر با آن که به مطالعهٔ گازها در حال حرکت می پردازد، دینامیک گازها یا آیرودینامیک نام دارد. استاتیک گازها علم مطالعهٔ تغییرات مکانی چگالی، به ویژه در هوا است. هواایست دستگاهی سبک تر از هوا مانند کشتی هوایی یا بادکنک است که از اصول استاتیک گازها برای شناوری در هوا بهره می برد. قانون های پایه. معادلات حاکم بر رفتار گازها در وضعیت ساکن، مشابه با هیدرواستاتیک است. برای آغاز، معادلهٔ تکانهٔ سیال در حال جریان به صورت زیر نوشته می شود: formula_1 که در آن formula_2 چگالی سیال، formula_3 سرعت لحظه ای، formula_4 فشار سیال، formula_5 نیروهای حجمی خارجی وارد بر سیال و formula_6 ضریب انتقال تکانه هستند. از آن جایی که طبیعت سیال ساکن حکم می کند که formula_7 و formula_8 باشند، مجموعهٔ معادلات دیفرانسیل جزئی زیر، که بیان کنندهٔ معادلات اساسی استاتیک گازها هستند، به دست می آیند. formula_9 افزون بر این، برای لحاظ کردن چگالی غیر ثابت در سیستم های سیال گازی بایستی قانون گاز کامل مد نظر قرار گیرد: formula_10 که در آن formula_11 ثا
بت جهانی گازها و formula_12 دمای گاز هستند. بنابراین معادلات دیفرانسیل جزئی استاتیک گازها به صورت زیر در می آیند: formula_13 می توان از معادلات بالا برای محاسبهٔ توزیع فشار در گازهایی که وضعیت ترمودینامیکی آن ها توسط معادلهٔ حالت گازهای کامل به دست می آید، بهره برد.