MD5

概要

MD4が前身であり、安全性を向上させたものとされている（いずれにしろ2018年現在、暗号学的ハッシュ関数として必要な強度が要求される目的に使ってはいけない）。1991年に開発された。開発者もMD4と同じくロナルド・リベスト。
システムにもよるが、md5sum や md5 というような名前のコマンドで、
d41d8cd98f00b204e9800998ecf8427e （入力データ長が0バイトの場合）
のようにハッシュ値が得られる。

用途

一般的な暗号学的ハッシュ関数の用途と同じであり、MD5として特筆事項は無い。ただし後述の脆弱性について確認のこと。いずれにしても2018年現在において、弱点が発見されていることを筆頭に暗号学的ハッシュ関数として必要な強度は既に残っていないので、強度が必要な場合には使ってはいけない（あるいは、それが判断できないならば単純に、使ってはいけない）。

安全性

MD5、およびRIPEMDとよばれるハッシュ関数には理論的な弱点が存在することが明らかとなっている（外部リンク参照）。
2004年8月、暗号の国際会議 CRYPTO （のランプセッション）にて、MD5のコリジョンを求めることができたという報告があった。理論的可能性として、MD5を用いて改竄されないことを確認する場合、あらかじめ正規のファイルと不正なファイルを用意しておき、正規のファイルを登録しておきながら、実際には同じMD5を持つ不正なファイルに摩り替える攻撃がありえることを意味する。また2007年11月、2つの全く異なる実行ファイルを元に、各々の末尾にデータブロックを付加し、その部分を変更しながら探索を行うことにより、同一のMD5を持たせることに成功したという報告があった。この攻撃方法は実証されたことになる。
アメリカ合衆国政府では、MD5ではなく、Secure Hash Algorithm (SHA)を標準のハッシュとして使用している。
日本のCRYPTRECでは、MD5を政府推奨暗号リストから外し、SHA-256 (SHA-2のバリエーション) 以上を推奨している。

ハッシュの衝突耐性について

MD5 のハッシュ値については、パソコンレベルでも数10分程度で、同一ハッシュ値の非ユニークなデータ列を生成できる実装が広まっている。すなわち、強衝突耐性は容易に突破されうる状態にある（SHA-0/SHA-1アルゴリズムについても、MD5ほど容易ではないが突破される脆弱性が発見されている）。
ただし、任意に与えられたハッシュ値に対して、（何らかの別の）データを生成する実装が広まっているわけではないので、弱衝突耐性が容易に突破されうる訳ではない。また、任意に与えられたハッシュ値に対して、改竄者の意図どおりのデータ列を容易に生成できる訳でもない（もしそうならば、それは既に暗号ではない）。
強衝突耐性の突破とは例えば、同一のハッシュ値を持つ非ユニークな2つのデータ列D1とD2のペアを1つ発見できた、ということである。なお、この場合D1やD2が意味を持つデータであるかどうかは問われない。また、データ列D3のハッシュ値がHであったとして、この"特定の"ハッシュ値Hに対して、同一のハッシュ値を持つような他のデータ列D4を発見できたとしたら、それは弱衝突耐性を突破された事を意味する（即ち、D3とHの組み合わせで無改竄性を証明できなくなる）。
そのため、直ちにこれらのハッシュアルゴリズムを用いている暗号化通信が盗聴・改竄されたり、電子署名の有効性が無くなると言うわけではない。しかし、強衝突耐性が突破されたという事は、将来的には攻撃手法や計算能力の進化により、弱衝突耐性も突破されうるという事を暗示する。もし弱衝突耐性が突破されたとしたら、もはや暗号化通信や電子署名の無改竄性を証明できなくなり、その暗号化・署名システムは（半ば）死を意味する。
また、暗号化・署名システムのintegrity（例えば最良攻撃手法に対して十分に頑強であるという事）にハッシュ強衝突耐性の突破が困難であるという前提がもし有った場合には、そのシステムのintegrityも当然に失われる事になる。Integrityを要求されるシステムでは、その再検証が最低限必要となる。

APOPの脆弱性

2007年4月IPAはAPOPの脆弱性について警告した。これは電気通信大学の太田和夫（暗号理論）らが発見したもので、APOPのプロトコル上の弱点を利用して、MD5ハッシュから理論的に元のパスワードを求めることが出来るというものである。これの対策としては、SSLの利用が推奨されている。（総当たり攻撃法によるツールは既に公表されている）

Flame攻撃に関して

2012年4月に発覚した「Flame攻撃」（Microsoft Updateに対するなりすまし攻撃）において、一部のデジタル証明書の署名アルゴリズムにMD5が使われていたことから、MD5 の衝突耐性に関する脆弱性をついて、デジタル証明書の偽造が行われたように一部媒体では報道されている。
しかし、米ソフォス (Sophos) 社の記事によると、マイクロソフトがコード署名に使用できるデジタル証明書であって、ターミナルサーバーライセンスインフラストラクチャ（中間Certificate Authenticity）上で使用できるものを、誤って発行していた事が原因とされている。また、Flameマルウェアが攻撃に使用したデジタル証明書を入手した経路、また前述の MD5 で署名された証明書をクラックして偽造したものであるか否かは明らかになっていないとしている。一方マイクロソフトは、Windows Vista以降のバージョンにおけるコード署名の検証を回避するためには攻撃者が MD5 の衝突を利用して特定の拡張フィールドを削除する必要があったとしている。
マイクロソフトは2012年6月5日に、問題となったターミナルサーバーライセンスインフラストラクチャの中間Certificate Authenticityを無効化するセキュリティアップデートを公開している。

擬似コード

MD5ハッシュは、以下の擬似コードで書いたアルゴリズムで算出される。値はすべてリトルエンディアンとする。
function md5 (message : array[0..*] of bit) returns array[0..15] of unsignedInt8 is
    //左ローテート関数
    function leftRotate (x : unsignedInt32, c : integer range 0..31) returns unsignedInt32 is
    begin leftRorate := (x leftShift c) bitOr (x rightShift (32-c)) end ;

    function makeK (i : integer range 0..63) returns unsignedIt32 is
    begin makeK := floor(2³²×abs(sin(i + 1))) end ;

begin//注: すべての変数は符号なし32ビット値で、桁があふれた時は2³²を法として演算されるものとする。//ラウンドごとのローテート量 sを指定するconst s : array[0..63] of unsignedInt32 :=
  {
   7, 12, 17, 22,  7, 12, 17, 22,  7, 12, 17, 22,  7, 12, 17, 22,
   5,  9, 14, 20,  5,  9, 14, 20,  5,  9, 14, 20,  5,  9, 14, 20,
   4, 11, 16, 23,  4, 11, 16, 23,  4, 11, 16, 23,  4, 11, 16, 23,
   6, 10, 15, 21,  6, 10, 15, 21,  6, 10, 15, 21,  6, 10, 15, 21
  } ;

//整数ラジアンのときの三角関数からKの値を生成するconst K : array[0..63] of unsignedInt32 := range 0..63 map makeK  ;

//（Kを事前に計算して、テーブルとしておくこともできる）////const K : array[0..63] of unsignedInt32 :=//  {//  D76AA478(16進数), E8C7B756(16進数), 242070DB(16進数), C1BDCEEE(16進数),//  F57C0FAF(16進数), 4787C62A(16進数), A8304613(16進数), FD469501(16進数),//  698098D8(16進数), 8B44F7AF(16進数), FFFF5BB1(16進数), 895CD7BE(16進数),//  6B901122(16進数), FD987193(16進数), A679438E(16進数), 49B40821(16進数),//  F61E2562(16進数), C040B340(16進数), 265E5A51(16進数), E9B6C7AA(16進数),//  D62F105D(16進数), 02441453(16進数), D8A1E681(16進数), E7D3FBC8(16進数),//  21E1CDE6(16進数), C33707D6(16進数), F4D50D87(16進数), 455A14ED(16進数),//  A9E3E905(16進数), FCEFA3F8(16進数), 676F02D9(16進数), 8D2A4C8A(16進数),//  FFFA3942(16進数), 8771F681(16進数), 6D9D6122(16進数), FDE5380C(16進数),//  A4BEEA44(16進数), 4BDECFA9(16進数), F6BB4B60(16進数), BEBFBC70(16進数),//  289B7EC6(16進数), EAA127FA(16進数), D4EF3085(16進数), 04881D05(16進数),//  D9D4D039(16進数), E6DB99E5(16進数), 1FA27CF8(16進数), C4AC5665(16進数),//  F4292244(16進数), 432AFF97(16進数), AB9423A7(16進数), FC93A039(16進数),//  655B59C3(16進数), 8F0CCC92(16進数), FFEFF47D(16進数), 85845DD1(16進数),//  6FA87E4F(16進数), FE2CE6E0(16進数), A3014314(16進数), 4E0811A1(16進数),//  F7537E82(16進数), BD3AF235(16進数), 2AD7D2BB(16進数), EB86D391(16進数)//  } ;//A、B、C、Dの初期値var a0 : unsignedInt32 := 67452301(16進数) ; // Avar b0 : unsignedInt32 := EFCDAB89(16進数) ; // Bvar c0 : unsignedInt32 := 98BADCFE(16進数) ; // Cvar d0 : unsignedInt32 := 10325476(16進数) ; // D//パディング処理: 1ビットのデータ「1」を追加する
message[message.length] = (bit) 1 ;
//注: 入力のバイト値は、最高位ビットが先のビットであるビット列として解釈するものとする。const initial_message_length : integer := message.length ;

//パディング処理: 残りは「0」で埋めるrepeat
    message[message.length] := (bit) 0
until (message.length mod 512) ＝ 448 ; //448 ＝ 512 － 64
message[message.length .. message.length+63] := split (initial_message_length mod 2⁶⁴, 1bit) ;


//入力を512ビットのブロックに切って、順次処理する//chunk のバイトオーダーは message のバイトオーダーのままであるvar chunk : bits512 ;
for each chunk of split (message, 512bit) do
    var M : array [0..15] of unsignedInt32 := split (chunk, 32bit) ;
//内部状態の初期化
    var A : unsignedInt32 := a0 ;
    var B : unsignedInt32 := b0 ;
    var C : unsignedInt32 := c0 ;
    var D : unsignedInt32 := d0 ;
//メインループ
    var F : unsignedInt32 ;
    var g : integer range 0..15 ;
    for i from 0 to 63
        switch
            case 0 ≦ i ≦ 15 do
                F := (B bitAnd C) bitOr ((bitNot B) bitAnd D) ;
                g := i
            end case
            case 16 ≦ i ≦ 31 do
                F := (D bitAnd B) bitOr ((bitNot D) bitAnd C) ;
                g := (5×i + 1) mod 16
            end case
            case 32 ≦ i ≦ 47 do
                F := (B bitXor C) bitXor D ;
                g := (3×i + 5) mod 16
            end case
            case 48 ≦ i ≦ 63 do
                F := C bitXor (B bitOr (bitNot D)) ;
                g := (7×i) mod 16
            end case
        end switch
        F := F + A + K[i] + M[g] ;
        (D, C, A) := (C, B, D) ;
        B := B + leftRotate(F, s[i]) ;
    end for ;
//今までの結果にこのブロックの結果を足す
    a0 := a0 + A ;
    b0 := b0 + B ;
    c0 := c0 + C ;
    d0 := d0 + D
end for ;

//16個の8ビット符号なし整数型データ列がMD5値である。
//リトルエンディアンでの出力
md5[ 0.. 3] := split (a0, 8bit) ;
md5[ 4.. 7] := split (b0, 8bit) ;
md5[ 8..11] := split (c0, 8bit) ;
md5[12..15] := split (d0, 8bit) ;
end.
なお、RFC 1321 にある本来の式に代えて、以下のように計算するほうが効率的な場合がある（高級言語で書いている場合、コンパイラの最適化に任せるほうがよい。
NANDとANDが並行して計算できる環境であれば、並列演算のできない以下の式に比べて、元のままのほうが速いことも多々ある）。
( 0 ≦ i ≦ 15): F := D bitXor (B bitAnd (C bitXor D))
(16 ≦ i ≦ 31): F := C bitXor (D bitAnd (B bitXor C))