Payamvdn/NorthPersian_fa_wiki huggingface dataset:
. در نمودار، تابع فشرده سازی تک جهتی با f نشان داده می شود و دو ورودی طول ثابت را به خروجی همان اندازه به عنوان یکی از ورودی ها تبدیل می کند. الگوریتم با یک مقدار اولیه شروع می شود، بردار مقداردهی اولیه (IV. (IV یک مقدار ثابت است (الگوریتم یا پیاده سازی خاص) برای هر بلوک پیغام، تابع فشرده سازی (یا فشرده سازی) f نتیجه را تا اینجا می گیرد، آن را با بلوک پیغام ترکیب می کند و یک نتیجه میانی تولید می کند. بلوک آخر با صفر به صورت نیاز و بیت با نمایش طول کل پیام اضافه می شود. (برای مثال، به قسمت پایین مراجعه کنید) برای مقاوم تر شدن بیشتر هش، نتیجه نهایی گاهی اوقات از طریق تابع نهایی تغذیه می شود. تابع نهایی می تواند چندین هدف از قبیل فشرده کردن یک حالت داخلی بزرگ تر را داشته باشد (آخرین نتیجه) به یک اندازه هش کوچک تر، یا تضمین یک اثر مخلوط سازی بهتر و ی بر روی بیت های جمع هش باشد. تابع نهایی اغلب با استفاده از تابع فشرده سازی ساخته می شود؛ که در بعضی از اسناد اصطلاحات متفاوتی به کار رفته است: عمل لایه گذاری «نهایی کردن» نامیده می شود. مشخصات امنیتی. محبوبیت این ساخت و ساز به دلیل واقعیتی است که توسط مرکل و دمگارد ثا
بت شده است که اگر عملکرد یک طرفه فشرده سازی "f" در برابر برخورد مقاومت داشته باشد، بنابراین عملکرد هش با استفاده از آن نیز ساخته شده است. متأسفانه، این ساخت و ساز چندین ویژگی نامطلوب نیز دارد: ساخت لوله گسترده ای. با توجه به ضعف ساختاری سازه های مرکل - دمگارد به خصوص مشکل گسترش طول و حملات مالتی کالیژنی، استفان لاکس استفاده از هش لوله گسترده را پیشنهاد کرد، به جای این که به ساختار مرکل دمگارد، درهم سازی لوله گسترده بسیار شبیه ساختار مرکل - دمگارد است اما دارای اندازه داخلی بزرگ تر است، به این معنی که طول بیتی که از داخل استفاده می شود بزرگ تر از طول بیت خروجی است. اگر یک هش از n بیت مورد نظر باشد، تابع فشرده سازی f مقدار 2n بیت از ارزش زنجیره ای و m بیت پیام را می گیرد و این مقدار را به خروجی 2n بیت فشرده می کند. بنابراین، در یک گام نهایی، یک تابع فشرده سازی ثانویه آخرین مقدار هش درونی (2n) را به مقدار هش نهایی (n بیت) فشرده می کند. این کار را می توان به سادگی با کنار گذاشتن نیمی از خروجی 2n بیتی انجام داد. SHA-512/224 و SHA-512/256 این شکل را می گیرند زیرا از نوع SHA-512 مشتق شده اند. SHA-384 و SHA-224 به تر
تیب به ترتیب از SHA-512 و SHA-256 مشتق شده اند، اما عرض لوله آنها بسیار کمتر از "2n است". ساختار سریع لوله گسترده. توسط Mridul Nandi و نشان داده شده است که اگر حالت لوله گسترده را به صورت زیر تقسیم کنیم می توان عملکرد هش لوله گسترده را تقریباً دو برابر سریعتر انجام داد: نیمی از آن وارد عملکرد فشرده سازی موفق می شود و نیمی دیگر همراه با خروجی آن عملکرد فشرده سازی. ایده اصلی ساخت هش این است که نیمی از مقدار زنجیره قبلی را جلو بکشید تا آن را به خروجی تابع فشرده سازی XOR کنید. با استفاده از همان تابع f مانند قبل، مقادیر زنجیره n بیتی و n + m بیت پیام را می گیرد. با این حال هزینه اضافی ما حافظه اضافه شده برای جلو کشیدن زنجیره قبلی می باشد. لایه گذاری مرکل - دمگارد. همان طور که در مقدمه ذکر شد، طرح لایه گذاری مورد استفاده در ساخت وساز برای اطمینان از امنیت طرح باید به دقت انتخاب شود. لازم است ذکر شود که برای حصول اطمینان از ایمن بودن ساختمان مرکل - دمگارد، شرایط کافی برای طرح لایه گذاری وجود دارد: با این شرایط، ما در تابع درهم سازی مرکل - دمگارد برخورد می یابیم درست زمانی که در تابع فشرده سازی اساسی برخورد برخورد م
ی کنیم؛ بنابراین، در صورت ایمن بودن عملکرد فشرده سازی اساسی، ساخت و ساز مرکل - دامگارد به طور قابل ملاحظه ای ایمن است. مثال های لایه گذاری عرضی. "به عنوان مثال، بیایید بگوییم پیامی که باید هش شود "HashInput" است و اندازه بلوک عملکرد فشرده سازی ۸ بایت (۶۴ بیت) است." "بنابراین ما دو بلوک مانند این داریم:" اما این کافی نیست زیرا این بدان معنی است که پیام های مجزا که با همان داده ها شروع می شوند و با صفر یا بیشتر بایت از داده های ثابت لنت ختم می شوند، با استفاده از همان بلوک های مشابه، تولید همان جمع نهایی نهایی را وارد تابع کاهش می کنند. برای جلوگیری از این امر، باید بیت اول داده های ثابت پر شده تغییر یابد. از آنجایی که لایه گذاری ثابت به طور کلی از صفر ساخته می شود، اولین بیت لنت به طور اجباری به "۱" تغییر می یابد. برای مقاوم شدن بیشتر هش، طول پیام را می توان در یک بلوک اضافی اضافه کرد. برای جلوگیری از ابهام، مقدار طول پیام باید خود در برابر حملات پسوند طول مقاوم باشد. اکثر پیاده سازی های متداول از یک اندازه بیت ثابت (به طور کلی ۶۴ یا ۱۲۸ بیت در الگوریتم های مدرن) و یک موقعیت ثابت در انتهای آخرین بلوک برای رمزگ
ذاری مقدار طول پیام استفاده می کنند (برای توضیحات، "شبه کد SHA-1 را ببینید")، اگرچه این امر مطابق با منطق ارائه شده در این صفحه، از قرار دادن طول در ابتدای پیام، در جایی که خود مسئولیت حمله به پسوند ندارد، کمتر مؤثر است، اما قبل از شروع بررسی تعداد داده های در حال بررسی، یا قرار دادن چندین مقدار از این مقادیر، در جهت بلوک، در جریان بررسی، به دانش نیاز دارد. اکنون این مقدار کمی هدر رفته است زیرا به معنی ایجاد یک بلوک کامل برای یک مقدار طول است؛ بنابراین یک بهینه سازی سرعت جزئی وجود دارد که اکثر الگوریتم های هش از آن استفاده می کنند. اگر فضای کافی در بین صفرهای منتهی به آخرین بلوک وجود داشته باشد، در عوض می توان مقدار طول را در آنجا پر کرد. توجه داشته باشید که ذخیره طول پیام به خارج از باند در ابرداده یا در غیر این صورت در آغاز پیام تعبیه شده است، یک کاهش مؤثر در مقابل حمله طولانی مدت می باشد. (تا زمانی که نادرستی طول پیام و عمل (checksum) هر دو مورد توجه واقع شوند)
توزیع کلید کوانتومی (QKD) یک روش ارتباط امن است که یک پروتکل رمزنگاری مبتنی بر مکانیک کوانتومی را پیاده سازی می کند. این روش امکان اشتراک گذاری یک کلید تصادفی مخفی را بین دو شخص فراهم می کند، که می توان از آن برای رمزگذاری و رمزگشایی پیامها استفاده کرد. معمولاً این روش به اشتباه رمزنگاری کوانتومی خوانده می شود، زیرا شناخته شده ترین مثال از کاربرد آن است. از ویژگی های منحصر به فرد و مهم توزیع کلید کوانتومی این است که دو کاربر در حال ارتباط می توانند حضور شخص ثالث و تلاش او برای کسب دانش از کلید را تشخیص دهند. این ویژگی از یکی از اصول پایه مکانیک کوانتوم ناشی می شود: به طور کلی اندازه گیری یک سیستم کوانتومی آن را مختل می کند. شخص ثالثی که قصد شنود کلید را داشته باشد باید به طریقی آن را اندازه بگیرد، و به این ترتیب ناسازگاری های قابل تشخیص ایجاد می کند. با استفاده از برهم نهی کوانتومی و یا درهم تنیدگی کوانتومی و انتقال اطلاعات در حالت کوانتومی، می توان یک سیستم ارتباطی ایجاد کرد که توانایی تشخیص استراق سمع را داشته باشد. اگر مقدار استراق سمع از سطح معینی کمتر باشد، می توان کلیدی با امنیت تضمین شده تولید کرد که ش
خص ثالث نتواند درباره آن اطلاعاتی کسب کند. در غیر این صورت تولید کلیدی امن ممکن نیست و ارتباط قطع می شود. بر خلاف رمزنگاری کلید عمومی کلاسیک که بر مبنای دشواری محاسباتی توابعی خاص بنا شده و نمی تواند اثباتی ریاضی برای سختی وارونه کردن توابع یک طرفه مورد استفاده ارائه کند، امنیت رمزنگاری مبتنی بر توزیع کلید کوانتومی به اصول مکانیک کوانتوم وابسته است. امنیت توزیع کلید کوانتومی با استفاده از نظریه اطلاعات و امنیت رو به جلو (forward secrecy) قابل اثبات است. نقطه ضعف اصلی توزیع کلید کوانتومی این است که معمولاً به یک کانال ارتباطی اصالت سنجی شده ی کلاسیک نیاز دارد. در رمزنگاری مدرن، داشتن چنین کانالی به این معنی است که از قبل یک کلید متقارن با طول کافی یا کلید عمومی با سطح امنیت قابل قبول تبادل شده است. با چنین شرایطی بدون توزیع کلید کوانتومی و با استفاده روش هایی مانند گالوییس/مد شمارنده از استاندارد رمزنگاری پیشرفته می توان ارتباطی اصالت سنجی شده و امن داشت. توزیع کلید کوانتومی کار یک رمز دنباله ای با هزینه ای چند برابر آن را انجام می دهد. بروس اشنایر، متخصص امنیت مشهور گفته است که توزیع کلید کوانتومی "بی مصرف و
گران" است. توزیع کلید کوانتومی تنها برای تولید و توزیع کلید استفاده می شود، نه برای ارسال پیام یا داده. این کلید می تواند در یک الگوریتم رمزگذاری دلخواه برای رمزگذاری یا رمزگشایی پیام استفاده شود، که در ادامه این پیام در یک کانال مخابراطی عادی ارسال می شود. از الگوریتم های شناخته شده توزیع کلید کوانتومی پد یک بار مصرف است. امنیت این الگوریتم در صورت استفاده از یک کلید تصادفی امن قابل اثبات است. این الگوریتم در عمل معمولاً در کنار الگوریتم های کلید متقارن مانند الگوریتم استاندارد رمزنگاری پیشرفته استفاده می شود. تبادل کلید کوانتومی. ارتباط کوانتومی شامل انتقال اطلاعات در قالب حالت های کوانتومی یا کیوبیت می شود، بر خلاف ارتباط کلاسیک که در آن اطلاعات با استفاده از بیتها منتقل می شود. معمولاً از فوتونها برای این وضعیت های کوانتومی استفاده می شود. توزیع کلید کوانتومی از بعضی ویژگی های وضعیت کوانتومی برای تضمین امنیت آن بهره می برد. روش های متعددی برای توزیع کلید کوانتومی وجود دارد، ولی می توان آن ها را با توجه به ویژگی مورد استفاده در دو دسته قرار داد. این دو روش در ادامه به سه دسته تقسیم می شوند: متغیر گسسته، پی
وسته و رمزگذاری توزیع شده ارجاع فاز. پروتکل های گسسته زودتر اختراع شدند، و در بین پروتکل ها گسترده تر از بقیه استفاده می شوند. هدف دو روش دیگر رفع محدودیت های عملیاتی در آزمایشات است. دو پروتکلی که در ادامه توصیف می شوند از رمزگذاری گسسته استفاده می کنند. پروتکل BB84: چارلز اچ. بنت و گیلز براسارد (1984). این پروتکل که بر اساس نام مخترعان و سال انتشارش BB84 نامیده شده، در ابتدا با حالات فوتون پولاریزه اطلاعات را منتقل می کرد. اما هر جفتی از حالت های مذدوج می توانند برای این پروتوکل استفاده شوند و تعداد زیادی از پیاده سازی های مبتنی بر فیبر نوری که به عنوان BB84 توصیف می شوند از حالات ذخیره شده در فاز بهره می برند. فرستنده (که معمولاً به او نام آلیس داده می شود) و گیرنده (باب) توسط یک کانال کوانتومی با یکدیگر ارتباط دارند که امکان تبادل حالات کوانتومی را فراهم می کند. در صورت استفاده از فوتون ها این کانال معمولاً فیبر نوری یا خلاء است. علاوه بر این، آن ها از طریق اینترنت یا رادیو یک ارتباط عمومی کلاسیک نیز دارند. پروتکل با این فرض طراحی شده که یک شنودگر (معمولاً با نام ایو) می تواند به روش های مختلف در کانال کو
انتومی اختلال ایجاد کند، اما کانال کلاسیک نیاز به اصالت سنجی دارد. امنیت این پروتکل از ذخیره ی اطلاعات در حالات نامتعامد ناشی می شود. نامعلومی کوانتومی به این معناست که این حالات نمی توانند بدون ایجاد اختلال در حالت اصلی اندازه گیری شوند ( را ببینید). پروتکل BB84 از دو جفت حالت استفاده می کند که هر جفت نسبت به دیگری متعامد است و دو حالت درون هر جفت نسبت به هم متعامد هستند. جفتی از حالات متعامد پایه نام دارد. جفت حالات پولاریزه ی مورد استفاده معمولاً پایه ی مستطیلی عمودی (0°) و افقی (90°)، پایه ی قطری 45° و 135° یا پایه ی دایره ای سمت چپ-راست است. هر جفت از این پایه ها نسبت به هم مذدوج هستند، لذا هر دوتا از آن ها می توانند در پروتکل استفاده شوند. در زیر پایه های مستطیلی و قطری استفاده شده اند. اولین مرحله در BB84 ارتباط کوانتومی است. آلیس یک بیت تصادفی (0 یا 1) انتخاب می کند و سپس یکی از دو پایه ی خود را (در این مثال مستطیلی یا قطری) برای انتقال آن برمی گزیند. او سپس یک حالت پولاریزاسیون فوتون را با توجه به مقدار بیت و پایه مطابق جدول کناری انتخاب می کند. برای مثال 0 در پایه ی مستطیلی (+) به عنوان یک حالت عمود
ی ذخیره می شود، و 1 در پایه ی قطری (x) به حالت 135° در می آید. سپس آلیس یک فوتون را در این حالت با استفاده از کانال کوانتومی به باب ارسال می کند. این فرایند از مرحله ی انتخاب بیت رندوم تکرار می شود و آلیس حالت، پایه و زمان ارسال هر فوتون را ثبت می کند. طبق مکانیک کوانتومی (مخصوصا نامعلومی کوانتومی)، هیچ اندازه گیری ممکنی نمی تواند بین چهار حالت پولاریزاسیون تمایز را تشخیص دهد زیرا همه ی آن ها متعامد نیستند. تنها اندازه گیری ممکن بین دو حالت متعامد (پایه ای متعامد) است. بنابراین به طور مثال اندازه گیری در پایه ی مستطیلی نتیجه ی عمودی یا افقی درپی خواهد داشت. اگر فوتون در حالت افقی یا عمودی (یک حالت ویژهی کوانتومی) آماده شده باشد این اندازه گیری حالت درست را تشخیص می دهد، اما اگر فوتون در حالت 45° یا 135° آماده شده باشد اندازه گیری در پایه ی مستطیلی به طور تصادفی نتیجه ی افقی یا عمودی خواهد داشت. همچنین بعد از این اندازه گیری، پولاریزاسیون فوتون در حالتی که اندازه گیری شده خواهد بود (افقی یا عمودی) و تمامی اطلاعات درباره ی پولاریزاسیون اولیه ی آن از دست خواهد رفت. از آنجایی که باب پایه ای که فوتون ها در آن ذخیر
ه شده اند را نمی داند، تنها می تواند یک پایه را تصادف انتخاب کرده و در آن اندازه گیری کند. او این کار را برای هر فوتونی که دریافت کند انجام می دهد و در عین حال زمان، پایه ی اندازه گیری و حالت اندازه گیری شده را ثبت می کند. پس از آن که باب همه ی فوتون ها را دریافت کرد با آلیس در کانال عمومی کلاسیک ارتباط برقرار می کند. آلیس پایه ی فوتون هایی که ارسال کرده را برای باب می فرستد و باب نیز پایه هایی که در آن ها اندازه گیری انجام داده را برای آلیس ارسال می کند. هردوی آن ها اندازه گیری (بیت) هایی را که باب در پایه ی نادرست اندازه گیری کرده دور می ریزند که به طور میانگین نصف بیت ها خواهد بود و از نصف باقی مانده ی بیت ها به عنوان کلید اشتراکی استفاده می کنند. برای بررسی وجود یک شنودگر، آلیس و باب زیرمجموعه ی از پیش تعیین شده ای از بیت های باقی مانده را با هم مقایسه می کنند. اگر شخص ثالثی (معمولاً با نام ایو) به اطلاعات پولاریزاسیون فوتون ها دست یافته باشد، این موضوع باعث ایجاد خطا در اندازه گیری های باب می شود. سایر شرایط محیطی به شکل مشابهی می توانند باعث ایجاد خطا شوند. اگر بیشتر از formula_1 بیت متفاوت باشد، کلید د
ور ریخته شده و آن ها دوباره تلاش می کنند. ارتباط جدید ممکن است با کانال کوانتومی جدیدی برقرار شود، زیرا امنیت کلید قابل تضمین نیست. formula_1 به گونه ای انتخاب می شود که اگر بیت های شناخته شده توسط ایو از آن کمتر باشد، بتوان با تشدید حریم خصوصی و کاهش طول کلید دانش ایو از آن را نیز به مقدار دلخواه کاهش داد. پروتکل E91: آرتور اکرت (1991). طرح آرتور اکرت از جفت های درهم تنیده ی فوتون ها استفاده می کند. این فوتون ها می توانند توسط آلیس، باب، منبعی مستقل از این دو یا حتی آلیس تولید شوند. فوتون ها به گونه ای توزیع می شوند که آلیس و باب هر کدام یک فوتون از هر جفت را دریافت کنند. این طرح بر اساس دو ویژگی درهم تنیدگی بنا شده است. اولین ویژگی آن است که حالات درهم تنیده کاملاً به یکدیگر مرتبط هستند به نحوی که اگر باب و آلیس پولاریزاسیون فوتون هایشان را اندازه گیری کنند، با قطعیت کامل همواره نتیجه ی مشابه یکدیگر خواهند یافت. این برای هر جفت دیگری از فوتون های تولید شده در پولاریزاسیون های متعامد برقرار است. در نتیجه لازم است این دو شخص مستقل از فاصله ی بینشان درک مشابهی از جهت داشته باشند. با این حال نتایج خاص به طور کا
مل تصادفی هستند؛ برای آلیس پیشبینی پولاریزاسیونی که خود (یا باب) قرار است اندازه گیری کند (افقی یا عمودی) غیر ممکن است. ویژگی دوم این است که هر گونه استراق سمع توسط ایو ارتباط بین دو فوتون را به شکل محسوسی برای باب و آلیس تغییر می دهد. مشابه BB84، این پروتکل شامل یک پروتکل اندازه گیری خصوصی قبل از تشخیص حضور ایو می شود. در مرحله ی اندازه گیری آلیس هر فوتون را در یکی از پایه های formula_3 و باب در یکی از پایه های formula_4 می سنجند، که در آن ها formula_5 دوران یافته ی پایه ی formula_6 به اندازه ی formula_7 است. آلیس و باب پایه های انتخاب شده ی خود را تا قبل از پایان اندازه گیری ها مخفی نگه می دارند. دو گروه فوتون تشکیل می شوند: گروه اول شامل فوتون هایی می شود که توسط باب و آلیس در پایه ی مشابهی اندازه گیری شدند و سایر فوتون ها در گروه دوم قرار می گیرند. برای تشخیص استراق سمع، باب و آلیس می توانند آماره ی formula_8 را با استفاده از ضریب همبستگی بین پایه هایشان مشابه آزمایش بل محاسبه کنند. نتیجه برای فوتون هایی که حداکثر درهم تنیدگی را دارند formula_9 خواهد شد. اگر چنین نباشد، آلیس و باب می توانند نتیجه بگیرند ک
ه ایو با وارد کردن واقع گرایی محلی به سیستم سبب نقض قضیه بل شده است. اگر پروتکل موفقیت آمیز باشد، می توان از گروه اول برای تولید کلیدها استفاده کرد. هک کوانتومی. حمله های امنیتی نقاط ضعف در عملکرد پروتکل توزیع کلید کوانتومی یا نقص های اجزای فیزیکی سازنده ی آن را هدف قرار می دهند. اگر امکان دستکاری تجهیزات استفاده شده در توزیع کلید کوانتومی وجود داشته باشد، این سیستم می تواند با حمله ی مولد عدد تصادفی وادار به تولید کلیدهای غیر امن شود. نوع دیگری از حمله های متداول حمله ی اسب تروآ است که نیازمند دسترسی فیزیکی به ورودی ها نیست: به جای تلاش برای خواندن فوتون های آلیس و باب، ایو پالس های بزرگی از نور را در زمان بین ارسال فوتون ها به آلیس ارسال می کند. دستگاه آلیس بخشی از نور ایو را بازتاب می دهد و اینگونه پایه ی او آشکار می شود. اما این حمله می تواند با استفاده از یک یابنده ی کلاسیک که سیگنال های نامعتبر را تشخیص می دهد خنثی شود. همچنین گمان بر آن است که بیشتر حمله ها را می توان با تغییر روش پیاده سازی خنثی کرد، البته اثبات رسمی تاکنون ارائه نشده است. حمله های دیگری از قبیل حمله ی حالت جعلی، تغییر فاز، و حمله ی ش
یفت زمانی شناخته شده هستند. حمله ی شیفت زمانی بر روی یک سیستم رمزنگاری کوانتومی تجاری نیز آزمایش شده است. این اولین نمایش هک کوانتومی بر روی یک سیستم توزیع کلید کوانتومی غیرخانگی است. پس از آن حمله ی تغییر فاز نیز بر روی سیستم توزیع کلیدی که توسط پروژه ی هک کوانتومی شرکت سوییسی به منظور تحقیق ساخته شده نمایش داده شد. آین یکی از اولین حمله های جلوگیری و باز-ارسال است که بر روی یک پیاده سازی متداول QKD در سیستم های QKD تجاری انجام می شود. این واقعه بازتاب خبری قابل توجهی داشته است. اولین حمله ای که ادعای شنود کامل کلید بدون برجا گذاشن رد را مطرح کرد در سال 2010 اتفاق افتاد. در عمل نشان داده شد که یابنده های تک-فوتون موجود در دو دستگاه تجاری را می شد از راه دور با ارسال اشعه های خاص پرنور کنترل کرد. در دنباله ای از مقالات پس از آن، همکاری بین دانشگاه علم و فناوری نروژ و در آلمان روش های متعددی برای شنود سیستم های QKD تجاری را آشکار کرد که از نقاط ضعف موجود در دیود نوری بهمنی بهره می بردند. این موضوع باعث رشد تحقیقات بر روی روش های جدید به منظور تامین امنیت شبکه های ارتباطی شده است. توزیع کلید کوانتومی غیرواقعی.
با استفاده از پروتکل ارائه شده توسط Tae-Gon Noh می توان یک کلید امن را بدون عبور ذرات حامل اطلاعات سرّی از کانال کوانتومی توزیع کرد. به این شکل که آلیس یک فوتون ایجاد می کند که تا قبل از اندازه گیری در اَبَرحالتی از مسیر الف و ب قرار دارد. مسیر الف در داخل دستگاه امن آلیس قرار دارد و مسیر ب به باب می رود. با نپذیرفتن فوتون هایی که باب دریافت می کند و تنها پذیرفتن آن هایی که دریافت نمی کند، باب و آلیس می توانند یک کانال امن ایجاد کنند. تلاش ایو برای خواندن فوتون های "غیرواقعی" قابل تشخیص خواهد بود. این پروتکل از یک پدیده ی کوانتومی بهره می برد که در آن صرف وجود احتمال ارسال یک فوتون در سیستم تاثیرگذار است حتی وقتی ارسال نشده است. نیز از همین پدیده ی کوانتومی استفاده می کند، به طور مثال در که می توان در آن بمب های قابل انفجار را بدون منفجر کردن از بمب های بی خطر تشخیص داد. بجز در حالت غیرواقعی. تاریخچه. رمزنگاری کوانتومی نخستین بار توسط که استاد دانشگاه کلمبیا در نیویورک بود پیشنهاد شد که در اوایل دهه ی 1970 ایده ی رمزگذاری کوانتومی مذدوج را معرفی کرد. مقاله ی اولیه ی او با عنوان "رمزگذاری مذدوج" توسط IEEE Info
rmation Theory رد شد اما در سال 1983 در (SIGACT News (15:1 pp. 78–88, 1983 به چاپ رسید. در این مقاله او روش ذخیره یا ارسال دو پیام در قالب یک جفت مذدوج قابل اندازه گیری مانند پولاریزاسیون خطی یا دایره ای نور را شرح داد، به گونه ای که هر کدام و نه هردو به طور همزمان بتوانند دریافت و رمزگشایی شوند. به منظور شرح ایده اش او طرحی برای سندهای بانکی غیرقابل جعل ارائه کرد. پس از یک دهه، از متعلق به IBM و از دانشکاه مونترآل روشی برای ارتباط امن بر اساس فرضیه ی "جفت مذدوج قابل اندازه گیری" ویزنر ارائه کردند. در 1990، آرتور اکرت که در آن زمان دانشجوی دکترا در بود روشی متفاوت برای توزیع کلید کوانتومی مبتنی بر درهم تنیدگی کوانتومی طراحی کرد. آینده. سیستم های تجاری فعلی اکثراً برای دولت ها و شرکت هایی با نیازمندی های امنیتی سطح بالا طراحی شده اند. در چنین مواقعی که روش های کلاسیک توزیع کلید تضمین مورد نظر را فراهم نمی کند، از توزیع کلید با استفاده از قاصد استفاده می شود. از مزیت های این روش نداشتن محدودیت فاصله ای ذاتی است، و با وجود زمان های انتقال طولانی نرخ انتقال می تواند به دلیل وجود حافظه های قابل حمل با ظرفیت بالا ا
فزایش یابد. تمایز اصلی توزیع کلید کوانتومی در توانایی تشخیص دستبرد در کلید آن است، در حالی که در صورت استفاده از قاصد امنیت کلید نمی تواند اثبات یا آزموده شود. مزیت دیگر سیستم های توزیع کلید کوانتومی خودکار بودن آن ها است، و در عین حال در مقایسه با یک شبکه ی انسانی قاصد قابل اطمینان تر هستند و هزینه های عملیاتی آن ها کمتر است. پروتکل سه مرحله ای کاک به عنوان روشی کاملاً کوانتومی برای ارتباط امن پیشنهاد شده است، بر خلاف توزیع کلید کوانتومی که در آن ارتباط رمزی از الگوریتم های کلاسیک استفاده می کند. عواملی مانند هزینه ی بالای تجهیزات و نبودن خطری مشهود در استفاده از پروتکل های تبادل کلید فعلی مانع از استفاده ی گسترده از توزیع کلید کوانتومی خارج از کاربرد های امنیتی سطح بالا می شود. اما با وجود شبکه های فیبر نوری در بسیاری از کشورها، زیرساخت مناسب برای استفاده ی بیشتر فراهم است. یک گروه تعیین استاندارد (ISG) در نهاد استانداردهای مخابراطی اروپا (ETSI) برای رفع مشکلات استاندارد سازی در رمزنگاری کوانتومی تشکیل شده است.
اس اچ ای۳ (الگوریتم امن درهم ساز ۳) آخرین عضو خانواده الگوریتم امن درهم ساز است که توسط مؤسسه ملی فناوری و استانداردها در ۵ اوت ۲۰۱۵ منتشر شد. ساختار داخلی اس اچ ای۳ با ساختار اس اچ ای-۱ و اس اچ ای-۲ که بیشتر شبیه ام دی۵ می باشند تفاوت دارد، اگرچه عضوی از همان سری استانداردها محسوب می شود. اس اچ ای۳ یک زیر مجموعه از خانواده بدوی گسترده تر رمزنگاری Keccak() است، که توسط گیدو برتونی، جوان دیمِن، مایکل پیترز و ژیل وان آش طراحی شده و بر روی RadioGatún بنا شده اند. نویسندگان Keccak کاربردهای اضافی برای این تابع ارائه داده اند، که البته هنوز توسط NIST استاندارد نشده اند، از جمله رمز دنباله ای، یک سیستم رمزگذاری تأیید هویت، یک برنامه درهم ساز «درختی» برای درهم سازی سریعتر بر روی برخی معماری های خاص، و رمزهای AEAD کیاک(Keyak) و کِتجه(Ketje). Keccak مبتنی بر یک رویکرد جدید به نام ساخت اسفنجی است. ساخت اسفنجی مبتنی بر یک تابع تصادفی گسترده تصادفی یا جایگشت تصادفی است و این امکان را می دهد که هر مقدار از داده وارد شود("جذب" در اصطلاحات اسفنجی)، و هر مقدار از داده بیرون انداخته شود("فشردن")، در حالی که با توجه به همه ورو
دی های قبلی به عنوان یک تابع نیمه تصادفی عمل می کند. این منجر به انعطاف پذیری زیادی می شود. NIST در حال حاضر برنامه ای برای برداشت اس اچ ای۲ یا حذف آن از استاندارد اصلاح شده ایمن درهم سازی ندارد. هدف از اس اچ ای۳ این است که می تواند در برنامه های فعلی در صورت لزوم مستقیماً جایگزین اس اچ ای۲ شود و استحکام ابزار کلی الگوریتم درهم ساز NIST را به طرز قابل توجهی بهبود بخشد. سازندگان الگوریتم های Keccak و توابع اس اچ ای۳ پیشنهاد می کنند از تابع سریعتر KangarooTwelve با پارامترهای تنظیم شده و حالت درهم سازی درختی جدید بدون سربار اضافی، برای پیام های با اندازه کوچک استفاده کنند. تاریخچه. الگوریتم Keccak اثری از گیدو برتونی، جوان دیمِن (که وی همچنین رمزنگاری Rijndael را با همکاری وینسنت رجمن طراحی کرده)، مایکل پیترز، و ژیل وان آش می باشد. این الگوریتم مبتنی بر طرح های درهم سازی قبلی PANAMA و RadioGatún است. PANAMA در سال ۱۹۹۸ توسط دیمِن و کریگ کلَپ طراحی شده است. RadioGatún، جانشین PANAMA، توسط پیترز، دیمِن و وان آش طراحی شد و در کارگاه NIST Hash در سال ۲۰۰۶ ارائه شد. کد منبع اجرای مرجع از طریق چشم پوشی CC0 به حوزه عم
ومی اختصاص داده شده است. در سال ۲۰۰۶، NIST برای ایجاد یک استاندارد جدید درهم سازی، اس اچ ای۳، اقدام به سازماندهی رقابت تابع درهم سازی NIST کرد. اس اچ ای۳ قرار نیست که جایگزین اس اچ ای۲ شود، زیرا هیچ حمله قابل توجهی به اس اچ ای۲ نشان داده نشده است. به دلیل حملات موفقیت آمیز بر اس اچ ای۰، ام دی۵ واس اچ ای۱، NIST احساس نیاز به یک رمزنگاری درهم ساز جایگزین و متفاوت کرد، که SHA-3 نام گرفت. پس از یک دوره تنظیم، پذیرش ها باید تا پایان سال ۲۰۰۸ ارسال می شدند. کچاک(Keccak) به عنوان یکی از ۵۱ نامزد پذیرفته شد. در ژانویه ۲۰۰۹، ۱۴ الگوریتم برای دور دوم انتخاب شد. کچاک به آخرین مرحله در دسامبر ۲۰۱۰ رسید. در طول مسابقه، به شرکت کنندگان اجازه داده شد الگوریتم هایشان را «اصلاح» کنند تا مشکلاتی که کشف شده بود حل شوند. تغییراتی که در کچاک ایجاد شده است به این شرح است: در تاریخ ۲ اکتبر ۲۰۱۲، کچاک به عنوان برنده مسابقه انتخاب شد. در سال ۲۰۱۴، NIST پیش نویس FIPS 202 «استاندارد SHA-3: توابع هش مبتنی بر permutation و توابع خروجی قابل گسترش» را منتشر کرد. FIPS 202 در ۵ اوت ۲۰۱۵ تصویب شد. در ۵ اوت ۲۰۱۵، NIST اعلام کرد که اس اچ ای۳ به
یک استاندارد درهم سازی تبدیل شده است. طرح. اس اچ ای۳ از ساخت اسفنجی استفاده می کند، که در آن داده ها «جذب» اسفنج می شوند، سپس نتیجهٔ آن ها به بیرون «فشرده» می شود. در مرحله جذب، بلوک های پیام XOR شده و به زیر مجموعه ای از حالت تبدیل می شوند، که بعداً با استفاده از یک تابع جایگشت formula_1 به صورت یک کل درمی آیند. در مرحله «فشردن»، بلوک های خروجی از همان زیر مجموعه حالت خوانده می شوند، و با استفاده از تابع تغییر حالت formula_1 تغییر می یابند. سایز بخشی از حالت که نوشته شده و خوانده شده است «نرخ» (مشخص شده با formula_3) نامیده می شود، و اندازه بخشی که توسط ورودی / خروجی دست نخورده می ماند، «ظرفیت» (مشخص شده با formula_4) نامیده می شود. ظرفیت تعیین کننده امنیت طرح است. حداکثر سطح امنیتی برابر نصف ظرفیت است. با درنظر گرفتن یک رشته بیت ورودی formula_5 ، یک تابع پدینگ مانند formula_6 ، یک تابع جایگشت formula_1 که روی بلوک های بیتی با عرض formula_8 کار می کند، نرخ formula_3 و طول خروجی formula_10 ، ظرفیتی برابر با formula_11 و ساخت اسفنجی formula_12 را داریم، می دهد رشتهٔ بیتی formula_13 به طول formula_10، که به شر
ح زیر کار می کند: این واقعیت که وضعیت داخلی "S" حاوی "c" بیت اضافی اطلاعات علاوه بر آنچه در خروجی "Z نوشته می شود است،" مانع از حملات طولانی مدت می شود که ام دی۵، اس اچ ای۱، اس اچ ای۲ و سایر درهم سازی های مبتنی بر ساخت و ساز مرکل-دامگارد مستعد آن هستند. در اس اچ ای۳، حالت "S" شامل یک آرایه شامل کلمات "w" بیتی ("w=۶۴")، و درکل "b" = ۵ × ۵ × "w" = ۵ × ۵ × ۶۴ = ۱۶۰۰ بیت است. کچاک(Keccak) همچنین برای کلمه های توان دویی با اندازه های کوچکتر "w" و حتی با ۱ بیت (که درمجموع حالتی با ۲۵ بیت می سازد) هم تعریف شده است. اندازه های حالت کوچک می تواند برای آزمایش حملات تحلیل رمزنگاری مورد استفاده قرار گیرد، و اندازه های حالت متوسط (از ، با ۲۰۰ بیت، تا ، با ۸۰۰ بیت) در برنامه های کاربردی سبک استفاده می شود. برای موارد اس اچ ای۳–۲۲۴، اس اچ ای۳–۲۵۶، اس اچ ای۳–۳۸۴، و اس اچ ای۳–۵۱۲، مقدار "r" از "d بیشتر است"، بنابراین در مرحله فشردن نیازی به جایگشت های بلوکی اضافی نیست. "d" بیت اول از وضعیت، همان درهم سازی مورد نظر ما می باشد. با این حال، SHAKE-۱۲۸ و SHAKE-۲۵۶ امکان خروجی با طول دلخواه را به ما می دهند، که در برنامه هایی مانند