payamvha/North_RAG huggingface dataset:
نباید داده‌های بیشتر از ۷ بایت داشته باشد، در غیر این صورت از حد مجاز تعیین شده برای بیشترین طول بسته تجاوز خواهد کرد. یک کاربر مخرب می‌تواند یک قطعه آی‌پی با بیشترین افست و با داده‌هایی خیلی بیشتر از ۸ بایت(به همان بزرگی که لایۀ فیزیکی اجازه می‌دهد) ارسال کند. هنگامی که گیرنده تمام قطعه‌های آی‌پی را سر هم می‌کند، با یک بسته آی‌پی بزرگتر از ۶۵۵۳۵ بایت به کار خود خاتمه می‌دهد. این احتمالاً منجر به سرریز در بافرهای حافظه‌ای می‌شود که گیرنده برای بسته در نظر گرفته‌است و می‌تواند منجر به مشکلات بسیاری شود.
گرفته‌است و می‌تواند منجر به مشکلات بسیاری شود. همانطور که از توصیف بالا مشهود است، مشکل هیچ ربطی به ICMP ندارد. این مشکلی در زمینۀ دوباره سر هم کردن قطعه‌های آی پی است که می‌تواند شامل هر نوع پروتکلی مانند(IGMP, UDP, TCP, …) باشد. راه حل این مشکل، اضافه کردن کنترل‌هایی در روند سر هم کردن قطعات است. این کنترل برای هر قطعۀ ورودی آی‌پی اطمینان حاصل می‌کند که افست قطعه و کل طول فیلدها در سرآیند آی‌پی هر قطعه آی‌پی، کوچکتر از ۶۵۵۳۵ است. اگر جمع بزرگتر شد، بنابراین بسته نامعتبر است و قطعۀ آی‌پی نادیده گرفته
بسته نامعتبر است و قطعۀ آی‌پی نادیده گرفته می‌شود. این کنترل توسط دیوار آتش انجام می‌شود، برای محافظت از میزبان‌هایی که این مشکل را درست نکرده‌اند. راه حل دیگر برای این مسئله، استفاده از یک میانگیر حافظه بزرگتر از ۶۵۵۳۵ بایت برای دوباره سر هم کردن بسته‌است.(این اساساً نادیده گرفتن مشخصات است، چرا که پشتیبانی از بسته‌هایی را اضافه می‌کند که بزرگتر از اندازۀ مجاز هستند) نوشته‌ها. ۱- Erikson, Jon (1977) HACKING the art of exploitation (2nd ed.) San Francisco: NoStarch Press p. 256
مْتْسْخِتا پایتخت پیشین پادشاهی تاریخی گرجستان شرقی، در ایالت شیدا کارتلی واقع شده‌است. متسختا از شهرهای قدیمی گرجستان است. بنای آن در نیمهٔ دوم هزارهٔ اول پیش از میلاد عیسی مسیح نهاده شده‌است. موقعیت. اکنون این شهر در نوار باریکی در طول ساحل رود متکواری و آراگوی کشیده شده و تقریباً به طول کامل توسط کوهستان‌ها، احاطه شده‌است. در دوره‌های گذشته این شهر به استحکامات و ساختمان‌های پیوسته‌ای متصل بود که تا دامنهٔ کوه‌های اطراف کشیده می‌شد و بر روی هم با پایتخت، مرکز دولتی بزرگی را تشکیل می‌دادند. تاریخ و
مرکز دولتی بزرگی را تشکیل می‌دادند. تاریخ و معماری. دورهٔ رشد متسختا از قرن‌های اولیهٔ عصر مسیحیت آغاز و تا قرن ششم میلادی ادامه یافته‌است. پس از انتقال پایتخت به تفلیس در قرن ۶ میلادی، متسختا با کلیساهای متعدد و کلیساهای جامعی که بعدها در آنجا ساخته می‌شود، به عنوان مرکز دینی کشور باقی می‌ماند. متسختای امروز با آثار معماری و باستانی ارزشمند خود همچون یک موزه است. کاوش‌هایی که در شهر و پیرامون آن صورت گرفته آثار ارزشمندی از نمونه‌های فرهنگ مادی هزارهٔ اول پیش از میلاد حضرت عیسی (ع) تا قرن‌های ۱ تا ۶ میلادی
از میلاد حضرت عیسی (ع) تا قرن‌های ۱ تا ۶ میلادی را در بر می‌گیرد. بررسی محل‌ها، ساختمان‌های مسکونی و بناهای مربوط به آن و همچنین ظروف متعدد خانگی و جواهرات، نشان دهندهٔ شکوفایی تاریخ تمدن شهر است. متسختا همچنین به عنوان یکی از مراکز مهم آثار معماری باستانی گرجستان شناخته می‌شود. هنگام ورود به شهر از شمال از طریق جاده یا از غرب از طریق راه آهن، معبد جواری که در بالای صخره‌ای کوهستانی که درست در روبه روی بلوک هی مسکونی در محل تلاقی دو رود قرار دارد خود نمایی می‌کند. معبد جواری یکی از ارزشمندترین آثار معماری
می‌کند. معبد جواری یکی از ارزشمندترین آثار معماری باستانی گرجستان است (۶۴ تا ۵۸۵ میلادی). این بنا قدیمی‌ترین نمونهٔ ساختمان‌های گنبدی است. ساختمان صومعه چنان به نظر می‌رسد که از درون صخره، به سوی قلهٔ مخروطی آن بیرون آمده است. جواری به ویژه هنگام شب در زیر تابش نورافکن‌ها زیباتر دیده می‌شود. درست در مرکز متسختا، کلیسای جامع «سوِتیتسخُوِلی» قرار دارد که در آغاز سدهٔ ۱۱ میلادی توسط معمار گرجی، آرساکیدزه ساخته شده‌است. این بنای عظیم به سبب معماری بسیار زیبا و ارزشمند خود و ترکیب قطعات حجاری‌های هنرمندانه روی
ارزشمند خود و ترکیب قطعات حجاری‌های هنرمندانه روی سنگ قابل توجه بسیار است. در فاصلهٔ کمی از کلیسای سوتیتسخوولی، صومعهٔ سامتاورو، یکی دیگر از نمونه‌های برجستهٔ معماری همان عصر قرار دارد. هنگام نزدیک شدن به مستختا در طول جادهٔ نظامی گرجستان ستون سنگی بلندی در ساحل رو به روی آراگوی، در سمت چپ قرار دارد. این ستون یادبود در محل مرگ ایلیا چاوچاوادزه، مشهورترین نویسنده و اندیشمند گرجستان سربرافراشته است. جمعیت این شهر در سال ۲۰۰۶ برابر با ۱۹۴۲۳ تن بوده‌است. صنایع و اقتصاد. ترکیب اصلی اقتصادی این منطقه کشاورزی،
و اقتصاد. ترکیب اصلی اقتصادی این منطقه کشاورزی، باغداری و پرورش گوسفند می‌باشد که این فعالیت آخر، در مناطق مرتفع تیانتی، توشِتی و کازبگی صورت می‌گیرد. جاده‌های نظامی گرجستان از این منطقه یعنی از میان تفلیس و مرز با فدراسیون روسیه می‌گذرد. این منطقه با توجه به بسته بود مسیر آبخازیا مهم‌ترین کانال تردد جاده‌ای گرجستان و روسیه می‌باشد. بیشترین صنایع این منطقه در متسختا و توشتی قرار دارد. ضمن اینکه پیست‌های اسکی در بخش گودائوری این منطقه واقع می‌باشد. نرخ بیکاری در این منطقه ۶ درصد گزارش شده‌است.
بیور یک شهرداری در استان گرونماخر کشور دوک‌نشین لوکزامبورگ است که ۲۳٫۱۴ کیلومترمربع مساحت دارد و جمعیت آن در سال ۲۰۱۱ میلادی ۱۶۳۸ نفر بوده‌است. بخش‌ها. شهرداری بیور دارای ۱۰ بخش می‌باشد که تحت نظارت اداری شهرداری بیور قرار دارد: منابع. مرکز آمار لوکزامبورگ
لوکاز گوتوالد (متو لد ۲۶ سپتامبر ۱۹۷۳), که با نام دکتر لوک شناخته می‌شود، موسیقی‌دان، تهیه‌کننده موسیقی و ترانه‌سرای آمریکایی است. از معروف‌ترین ترانه‌های با رتبه یک در "۱۰۰ آهنگ داغ بیلبورد" می‌توان به ترانه‌های «دوست‌دختر»، «دختری را بوسیدم»، «زندگی من بدون تو مزخرف است»، «رایت راند»، «تیک‌تاک»، «دختران کالیفرنیا»، «ما هستیم کسایی که هستیم»، «رویای نوجوانی»، «ئی. تی.، «آخرین شب جمعه»، «بخشی از من» و «علیه من به کار می‌بری» هستند. وی همچنین به مدت ده سال با ساتردی نایت لایو همکاری داشت.
حمله روز تولد یک نوع از حملات رمزنگاری است که از محاسبات ریاضی مسئله تاریخ تولد در تئوری احتمال استفاده می‌کند. این حمله می‌تواند جهت سواستفاده بین ارتباطاتی که دو یا چند قسمت با هم دارند مورد استفاده قرار بگیرد. انجام حمله و موفقیت آن به تصادم‌هایی که بین حملات تصادفی رخ می‌دهد بستگی دارد. این گونه حملات سعی دارند در جایگشتی قرار بگیرند همانطوری‌ که در مسئله روز تولد توصیف شده‌است. فهمیدن مسئله (مسئله روز تولد). به عنوان یک مثال به سناریوی که یک معلم یک کلاس ۳۰ نفره از دانش آموزانش در مورد روز تولد آن‌ها
۳۰ نفره از دانش آموزانش در مورد روز تولد آن‌ها سؤال می‌کند توجه کنید. مشخص کنید آیا دو دانشجو که تاریخ تولد یکسان دارند وجود دارد. به طور حسی این شانس ممکن است کمتر اتفاق بیفتد. اگر معلم یک روز خاص را تعیین کند (مثلاً ۱۳ اسفند) احتمال اینکه حداقل یکی از دانش‌آموزان در آن روز متولد شده باشد برابر است باformula_1 در حدود ۷٫۹ %. با این وجود احتمال اینکه یک دانش آموز با یک دانش آموزی دیگر روز تولدش یکسان باشد تقریباً برابر ۷۰ ٪ است. formula_2 ریاضیات. یک تابع f مفروض است هدف از حمله پیدا کردن دو ورودی متفاوت
f مفروض است هدف از حمله پیدا کردن دو ورودی متفاوت X1 , x2 می‌باشد به‌طوری‌ که formula_3 به هر زوج formula_4 تصادم گویند. روش مورد استفاده جهت پیدا کردن تصادم ساده‌ است به‌طوری‌که تابع f را برای مقادیر ورودی‌های مختلف که ممکن است به صورت تصادفی یا شبه تصادفی انتخاب شده باشند ارزیابی نموده تا زمانی که نتایج یکسانی برای بیش از یک ورودی بدست آید به دلیل مسئله روز تولد این روش می‌تواند کارا باشد. به‌طور خاص اگر تابع (f(x به ازای Hهای متفاوت خروجی با احتمال مساوی بدست بدهد و H به اندازه کافی بزرگ باشد سپس ما
بدست بدهد و H به اندازه کافی بزرگ باشد سپس ما انتظار خواهیم داشت از یک زوج متفاوتformula_4نتیجه روبرو را حاصل کنیمformula_3 بعد از ارزیابی تابع برای حدود formula_7 آرگومان‌های متفاوت آزمایش زیر را ملاحظه می‌کنیم. از یک مجموعه مقادیر H، n مقدار را به صورت تصادفی انتخاب می‌کنیم که در نتیجه اجازه تکرار به وجود خواهد آمد. در(p(n; H ملاحظه خواهید کرد که در طول این آزمایش احتمال اینکه حداقل یک مقدار انتخاب شده بیش از یکبار اتفاق خواهد افتاد این احتمال می‌تواند توسط رابطه زیر تخمین زده شود formula_8 رابطه(n(p; H
رابطه زیر تخمین زده شود formula_8 رابطه(n(p; H کوچکترین مقداری که انتخاب می‌کنیم را نشان می‌دهد چون احتمال پیدا کردن یک تصادم حداقل p است. با تبدیل کردن عبارت بالا، تخمین زیر بدست می‌آید: formula_9 و با قرار دادن احتمال ۰٫۵ برای تصادم به رابطه زیر می‌رسیم: formula_10 با استفاده از(Q(H اعدادی را انتخاب می‌کنیم قبل از اینکه اولین تصادم اتفاق بیفتد این عدد با رابطه زیر تخمین زده می‌شود: formula_11 به عنوان مثال اگر از یک هش ۶۴ بیتی استفاده شود به‌طور تخمینی ۱٫۸ × ۱۰۱۹خروجی متفاوت خواهیم داشت. اگر همه این
۱٫۸ × ۱۰۱۹خروجی متفاوت خواهیم داشت. اگر همه این موارد احتمال برابر داشته باشند به‌طور تخمینی خروجی متفاوت حدود ۵٫۱ × ۱۰۹ خواهد بود که تلاش می‌کند با یکbrute force تصادم تولید کند به این مقدار محدوده روز تولد می‌گویند. و برای n بیت کد، 2n/2 محاسبه صورت گرفته‌ است. به راحتی خروجی‌های یک تابع توزیع یکنواخت دیده می‌شود بنابراین یک تصادم یافت می‌شود حتی سریعتر نیز این اتفاق می‌افتد. مفهوم تعادل در یک تابع hash، مقدار مقاومت تابع در برابر حمله روز تولد را تعیین می‌کند و اجازه می‌دهد تا آسیب‌پذیری از رشته hashهای
و اجازه می‌دهد تا آسیب‌پذیری از رشته hashهای رایج مانند MD و SHA تخمین زده شود. حساسیت امضای دیجیتال. امضای دیجیتال می‌تواند مستعد برای یک حمله روز تولد باشد پیام m به‌طور خاصی توسط اولین محاسبهformula_12علامت‌گذاری شده‌است هرجا که f یک تابع رمز نگاری hash باشد و از بعضی کلیدهای رمزی برای نشان دادنformula_12استفاده می‌کنیم فرض کنید مسعود می‌خواهد با امضای قرارداد جعلی وحید را فریب دهد وحید برای قرارداد منصفانه m و جعلی formula_14آماده‌است. بنابراین او اعدادی را برای موقعیت‌های m که قابل تغییر می‌باشد
اعدادی را برای موقعیت‌های m که قابل تغییر می‌باشد می‌تواند پیدا کند بدون اینکه تغییری در امضا به وجود آید. از قبیل قرار دادن کاما، خط خالی، یک جمله در دو جابجایی مترادف‌ها و غیره. با ترکیب کردن این تغییرات او می‌تواند تعداد زیادی از تغییرات بر روی m که قرار دادهای عادلانه آنان را می‌باشد را ایجاد کند. در حالتی مشابه، وحید همچنین تعداد زیادی از تغییرات بر روی formula_14که قراردادهای جعلی در آن می‌باشد را ایجاد می‌کند او سپس تابع HASH را به همه این تغییرات تا زمانی که یک نسخه از قرار داد منصفانه و یک نسخه از
زمانی که یک نسخه از قرار داد منصفانه و یک نسخه از قرارداد جعلی پیدا کند اعمال می‌کند که در آن مقادیر HASH یکسانی هستند formula_16.او نسخه عادلانه و صحیح را برای امضا به مسعود ارائه می‌کند، پس از اینکه او امضا کرد وحید امضا نمودن آن را قرارداد جعلی الصاق می‌کند. این امضا پس از آن ثابت می‌کند که مسعود قرارداد جعلی را امضا کرده‌است. احتمالات کمی متفاوت از مسئله اصلی روز تولد است، چرا که وحید دو قرارداد عادلانه یا دو قرارداد جعلی با یک HASH یکسان بدست نیاورده‌است.استراتژی وحید تولید کردن یک زوج قرارداد عادلانه
وحید تولید کردن یک زوج قرارداد عادلانه و یک زوج قرارداد جعلی است. مسئله روز تولد معادله‌ای که n یک عدد زوج می‌باشد را می‌پذیرد. تعداد hashهایی که وحید تولید کرده‌است برابر formula_17 می‌باشد. برای جلوگیری از این حمله، طول خروجی تابع hash استفاده شده برای طرح امضا می‌تواند به اندازه کافی بزرگ انتخاب شود تا اینکه حمله روز تولد با محاسباتی عملی نشود به این معنی که حدود دو برابر بیتهایی که مورد نیاز است برای جلوگیری از حمله brute force استفاده شود به عنوان مثال برای یک الگوریتم که از حمله روز تولد برای محاسبه
برای یک الگوریتم که از حمله روز تولد برای محاسبه الگوریتم گسسته استفاده می‌شود می‌توان به Pollard's rho algorithm for logarithms اشاره کرد. حمله روز تولد اغلب به عنوان یک ضعف موجود در سیستم‌های DNS اینترنت بحث می‌شود.
#تغییرمسیر تالاب انزلی
بلوفیش (Blowfish) یک شیوه رمزنگاری بر پایه استفاده از کلید رمز و یک رمزگذاری قطعه‌ای متقارن است که در سال ۱۹۹۳ توسط بروس اشنایر طراحی و در بسیاری از مجموعه‌های رمزنگاریی و محصولات رمزگذاری گنجانده شد. بلوفیش نرخ رمزگذاری خوبی را در نرم‌افزار ارائه می‌دهد و تا امروز هیچ تحلیل رمز موثری بر روی آن پیدا نشده‌است. با این حال، استاندارد رمزگذاری پیشرفته (AES) امروزه بیشتر مورد توجه‌است. شینر بلوفیش را به عنوان یک الگوریتم همه منظوره به عنوان جایگزینی عاری از مشکل و محدودیت‌های برقراری ارتباط با الگوریتم‌های دیگر،
محدودیت‌های برقراری ارتباط با الگوریتم‌های دیگر، برای استاندارد رمزنگاری داده‌ها قدیمی طراحی کرد. زمانی که بلوفیش منتشر شد بسیاری از طرح‌های دیگر گرفتار قانون ثبت اختراع بودند یا جز اسرار تجاری-دولتی محسوب می‌شدند. شینر اعلام کرد که، "بلوفیش ثبت نشده‌است، و در تمام کشورها این گونه باقی خواهد ماند. بدینوسیله الگوریتم در مالکیت عمومی قرار می‌گیرد و توسط هرکسی می‌تواند آزادانه استفاده شود." خصوصیات قابل توجه این طراحی شامل کلید- وابسته به s-box و یک زمانبند کلید بسیار پیچیده‌است. الگوریتم. دی‌ای‌اس (DES) یکی
بسیار پیچیده‌است. الگوریتم. دی‌ای‌اس (DES) یکی از پرکاربردترین الگوریتم‌های رمزنگاری. آخرین طراحی از یک ماشین یک میلیون دلاری که توانست کلید دی‌ای‌اس را تنها در ۳٫۵ ساعت بازیابی کند تنها آنچه را که همگان می‌دانستند بیان کرد: اندازه کلید دی‌ای‌اس برای امروز بسیار کوچک است. دنیا تنها به این دلیل نسبتاً به دی‌ای‌اس اطمینان دارد که توانست از بررسی ان‌اس‌ای جان سالم بدر ببرد. متخصصان از این جهت به دی‌ای‌اس اطمینان دارند که یک استاندارد منتشر شده‌است، و همچنین توانسته‌است طی ۲۰ سال از تحلیل رمزهای شدید رمزگذاران
طی ۲۰ سال از تحلیل رمزهای شدید رمزگذاران در سراسر جهان نجات پیدا کند. دنیای رمزنگاری این چنین است: میزان اعتماد به یک الگوریتم هنگامی افزایش می‌یابد که هر گروه از پی گروه دیگر برای شکستن آن تلاش کنند و شکست بخورند. کاندیدهای جایگزینی مدام در حال ظهروند اما هیچ نتوانسته‌اند توجه زیادی را به خود جلب کنند. دی‌ای‌اس سه‌گانه (3DES) رویکردی محافظه کارانه دارد؛ IDEA(که در PGP به کار رفته‌است) نویدبخش‌ترین الگوریتم جدید است. همچنین دسته‌ای از الگوریتم‌های ثبت نشده‌ای که در حال اجرا هستند: RC4 (در ابتدا یک راز
که در حال اجرا هستند: RC4 (در ابتدا یک راز تجاری شرکت امنیت داده RSA بود اما اکنون در اینترنت در دسترس عموم قرار دارد)، SAFER، و بلوفیش. شرح بلوفیش. بلوفیش یک رمزنگاری قطعه‌ای است که داده‌ها در فطعه‌های ۸ بایتی رمز می‌کند. الگوریتم شامل دو بخش است: یک بخش بسط کلید و یک بخش رمزگذاری داده. بسط کلید یک کلید با طول متغیر و حداکثر ۵۶ بایت (۴۴۸بیت) را به آرایه‌ای از چندین زیرکلید مجموعاً ۴۱۶۸بایت، تبدیل می‌کند بلوفیش 16 دور دارد. هر دور شامل یک جایگشت وابسته به کلید، و یک جانشانی وابسته به کلید و داده‌است. تمامی
و یک جانشانی وابسته به کلید و داده‌است. تمامی عملگرها XORها و جمع‌هایی هستند که بر روی کلمات ۳۲ بیتی اعمال می‌شوند. تنها عملگر اضافی چهار آرایه شاخص دار جستجوی داده در هر دور است. طول قطعه در بلوفیش 64 بیت و طول کلید از ۳۲ بیت تا ۴۴۸ بیت متغیر است. این روش یک رمزنگاری فیستل ۱۶ دوره‌است و از کلید بزرگی وابسته به s-box استفاده می‌کند. در ساختار شبیه CAST-128 است که از s-box ثابت استفاده می‌کند. زیرکلید. بلوفیش از تعداد زیادی زیرکلید استفاده می‌کند. این کلیدها باید پیش از هرگونه رمزگذاری یا رمزگشایی محاسبه
باید پیش از هرگونه رمزگذاری یا رمزگشایی محاسبه شوند. آرایه پی شامل ۱۸تا زیرکلید ۳۲بیتی است: P1، P2،... ،P18. همچنین چهار S-box سی و دو بیتی با ۲۵۶ عضو در هرکدام وجود دارد: S1,0، S1,1،... ، S1,255؛S2,0، S2,1،... ، S2,255؛ S3,0، S3,1،... ، S3,255؛ S4,0، S4,1،... ، S4,255. تولید زیرکلید. زیرکلیدهای محاسبه شده از الگوریتم بلوفیش استفاده می‌کنند: ۱. ابتدا P-array و پس از آن چهار S-box به ترتیب، با یک رشته ثابت مقداردهی می‌شوند. این رشته شامل ارقام هگزادسیمال عدد پی: P1 = 0x243f6a88, P2 = 0x85a308d3, P3 =
عدد پی: P1 = 0x243f6a88, P2 = 0x85a308d3, P3 = 0x13198a2e, P4 = 0x03707344, الی آخر. 2. P1 را با ۳۲ بیت اول کلید یای مانعةالجمع می‌کنیم، P2 را با ۳۲ بیت دوم، و همین‌طور تا آخر برای تمام بیت‌های کلید (احتمالاً تا P14). مکرراً بین بیت‌های کلید می‌چرخیم تا تمام عناصر آرایه پی (P-array) با بیت‌های کلید یای مانعةالجمع (XOR) شده شوند. (برای هر کلید کوتاه، حداقل یک کلید بلندتر هم ارز وجود دارد؛ برای مثال، اگر A یک کلید ۶۴ بیتی باشد، آنگاه AA, AAA و… کلیدهای هم ارز هستند) ۳. رشته‌های تمام صفر را با الگوریتم بلوفیش
هستند) ۳. رشته‌های تمام صفر را با الگوریتم بلوفیش با استفاده از زیرکلیدهای شرح داده شده در مراحل ۱ و ۲، رمزگذاری می‌کنیم. ۴. P1 و P2 را با خروجی‌های مرحله ۳ معاوضه می‌کنیم. ۵. خروجی مرحله ۳ را با استفاده از الگوریتم بلوفیش با زیرکلیدهای اصلاح شده رمزگذاری می‌کنیم. ۶. P3 و P4 را با خروجی مرحله ۵ معاوضه می‌کنیم. ۷. عملیات را آنقدر ادامه می‌دهیم تا تمام عناصر آرایه پی و پس از آن به ترتیب تمام چهار تا S-box با خروجی مدام در حال تغییر الگوریتم بلوفیش، معاوضه شده باشند. به‌طور کلی ۵۲۱ تکرار لازم است تا تمام
شده باشند. به‌طور کلی ۵۲۱ تکرار لازم است تا تمام زیرکلیدهای لازم تولید شوند. برنامه‌های کاربردی می‌توانند به جای اجرای چندین باره این فرایند اشتقاقی، کلیدهای را ذخیره کنند شکل مقابل نحوه عمل بلوفیش را نمایش می‌دهد. هر خط نشان دهنده ۳۲ بیت است. الگوریتم دو آرایه از زیرکلیدها را نگه می‌دارد: یک آرایه پی با ۱۸ ورودی و چهار S-box با ۲۵۶ ورودی. s-boxها ۸ بیت به عنوان ورودی دریافت می‌کنند و ۳۲ بیت خروجی تولید می‌کنند. در هر دور یکی از اعضای آرایه پی استفاده می‌شود، و پس از دور آخر، هر نیمه قطعه با یکی از دو عضو
و پس از دور آخر، هر نیمه قطعه با یکی از دو عضو باقی‌مانده‌استفاده نشده از اعضای p، یای مانعةالجمع (XOR) می‌شوند. شکل بالا سمت چپ تابع فیستل بلوفیش را نشان می‌دهد. تابع ۳۲ بیت ورودی را به چهار قسمت ۸ بیتی تقسیم می‌کند، و سپس یک چهارم‌ها را به عنوان ورودی s-boxها استفاده می‌کند. خروجی‌ها به هم نهشتی ۲^۳۲ اضافه می‌شوند و برای تولید ۳۲بیت خروجی نهایی XOR می‌گردند. رمزگذاری و رمزگشایی. بلوفیش 16 دور دارد. ورودی یک عنصر داده ۶۴ بیتی به نام xاست. x به دو نیمه ۳۲بیتی تقسیم می‌شود: xL، xR. سپس برای i = ۱ تا ۱۶: xL
تقسیم می‌شود: xL، xR. سپس برای i = ۱ تا ۱۶: xL = xL XOR Pi xR = F(xL) XOR xR Swap xL and xR پس از دور شانزدهم، : xL و xR دوباره تعویض می‌شوند تا آخرین تعویض بی‌اثر شود. سپس مقادیر xR = xR XOR P17 و xL = xL XOR P18 محاسبه می‌شوند. در آخر xL و xR با هم یکی می‌شوند تا متن رمز شده بدست آید. تابع F چیزی شبیه این است: xL به چهار قسمت ۸بیتی شکسته می‌شود: a، b، c و d. آنگاه، F(xL) = ((S1,a + S2,b mod 232) XOR S3,c) + S4,d mod 232 رمزگشایی دقیقاً مانند رمزگذاری است، با این تفاوت که P1، P2،... ،P18 به ترتیب معکوس
با این تفاوت که P1، P2،... ،P18 به ترتیب معکوس استفاده می‌شوند تحلیل رمز بلوفیش. هیچ تحلیل رمز موثری تا سال ۲۰۱۱ بر روی نسخه تمام دور بلوفیش وجود نداشت. یک خطای Sign extension در کد C منتشر شده شناخته شده‌است. در سال ۱۹۹۶ سرج وادنی (Serge Vaudenay) حمله‌ای با استفاده از متن آشکار معلوم پیدا کرد که برای شکستن رمز به 2^(8r+1) متن آشکار معلوم نیاز داشت، که در آن r تعدا دورها است. علاوه بر این، او کلاسی از کلیدهای ضعیف را شناسایی کرد. برای برخی از کلیدهای ضعیف که S-boxهای ضعیفی تولید می‌کنند(شانس بدست آوردن
که S-boxهای ضعیفی تولید می‌کنند(شانس بدست آوردن آن‌ها به‌طور تصادفی ۱ در ۲^۱۴ است)، حمله‌ای مشابه نیازمند تنها 24r+1 متن آشکار انتخاب شده‌است تا بتواند آرایه پی را بازسازی کند(یادآوری می‌کنیم که فرض بر این است که S-boxها مشخص هستند). بدون مشخص بودن S-boxها، این حمله تنها می‌تواند تشخیص دهد که یک کلید ضعیف در حال استفاده‌است، اما نمی‌تواند مشخص کند که چیست (نه S-boxها و آرایه پی و نه خود کلید). این حمله تنها علیه نوع‌هایی با تعداد دور پایین کاربرد دارد؛ این حمله در برابر بلوفیش با ۱۶ دور کاملاً بی‌اثر است.
حمله در برابر بلوفیش با ۱۶ دور کاملاً بی‌اثر است. وینسنت رایمن در پایان‌نامه دکترای خویش، یک حمله دیفرانسیلی مرتبه دوم را معرفی کرد که تنها می‌توانست چهار دور را بشکند و نه بیشتر. تا امروز هیچ راهی برای شکستن ۱۶-دور تمام شناخته نشده مگر جستجوی جامع! جان کلسی حمله‌ای را طراحی کرد که می‌توانست ۳-دور بلوفیش را بشکند اما قادر نبود آن را بسط دهد ویکرا سینگ چابرا به راه‌های مؤثر برای پیاده‌سازی ماشین جستجوی آزمون جامع روی آورده بود. سرج وادنی به بررسی یک نوع ساده از بلوفیش پرداخت که در آن S-box مشخص و مستقل از
از بلوفیش پرداخت که در آن S-box مشخص و مستقل از کلید بود. در این حالت یک حمله تفاضلی می‌تواند آرایه پی را با انتخاب 28r+1 متن آشکار بازسازی کند (r تعداد دورها است). این حمله برای بلوفیش با ۸ دور و بیشتر غیرممکن است، زیرا متون آشکار بیشتر از آنچه که یک رمزنگار قطعه‌ای ۶۴ بیتی بتواند تولید کند، نیاز دارد. نتیجه. هیچ کس تاکنون نتوانسته به ایجاد حمله‌ای که بتواند بلوفیش را بشکند نزدیک هم بشود. با این وجود، تحلیل رمزهای بیشتری پیش از آنکه یک الگوریتم را امن بخوانیم مورد نیاز است. بروس شینر اشاره می‌کند در
بخوانیم مورد نیاز است. بروس شینر اشاره می‌کند در حالیکه بلوفیش هنوز مورد استفاده قرار می‌گیرد، اما او توصیه می‌کند از الگوریتم اخیر توفیش (Twofish) به جای آن استفاده شود. بلوفیش در عمل. بلوفیش یک رمزنگاری قطعه‌ای سریع محسوب می‌شود، به جز هنگامیکه کلیدها عوض می‌شوند. هر کلید جدید نیازمند پیش-پردازشی است که معادل رمزگذاری یک فایل متنی تقریباً ۴کیلوبایتی است، که نسبت به دیگر رمزنگاری‌های قطعه‌ای بسیار کند است. این مسئله مانع از استفاده آن در برخی از برنامه‌های کاربردی می‌شود، اما در دیگر برنامه‌ها مشکلی نیست.
کاربردی می‌شود، اما در دیگر برنامه‌ها مشکلی نیست. در یک برنامه کاربردی، این یک مزیت به‌شمار می‌آید: روش درهم سازی رمزعبور که در اپن بی‌اس‌دی استفاده می‌شود از الگوریتمی استفاده می‌کند که از بلوفیش مشتق شده‌است که این موضوع سرعت محاسبات کلید را کاهش می‌دهد؛ ایده این کار این است که تلاش‌های اضافی محاسباتی در برابر حمله واژه‌نامه‌ای حفاظت ایجاد می‌کند. "نگاه کنید" به کشش کلید. بلوفیش تنها ۴کیلوبایت از فضای حافظه دسترسی تصادفی را به خود اختصاص می‌دهد. این محدودیت نه تنها مشکلی برای کامپیوترهای قدیمی و
محدودیت نه تنها مشکلی برای کامپیوترهای قدیمی و لپ‌تاپ‌ها به حساب نمی‌آید، بلکه آن را برای استفاده در کوچک‌ترین سیستم‌های تعبیه شده ای مانند کارت‌های هوشمند اولیه مناسب می‌کند. بلوفیش یکی از اولین رمزنگاری‌های قطعه‌ای امنی بود که ثبت اختراع نشد و به این ترتیب کاملاً رایگان در اختیار همگان برای استفاده قرار گرفت. این خصوصیت به محبوبیت آن در نرم‌افزارهای رمزنگاری کمک کرده‌است.
در علم کامپیوتر، یک زامبی یا مردهٔ متحرک، رایانه‌ای متصل به اینترنت است که توسط یک هکر، ویروس رایانه‌ای یا اسب تروآ تحت کنترل گرفته شده و می‌تواند برای انجام وظایف مخربی از یک نوع یا متفاوت و تحت نظارت از راه دور مورد استفاده قرار گیرد. بات‌نتهای زامبی، اغلب برای گسترش هرزنامه‌های الکترونیکی و شروع حمله محروم‌سازی از سرویس استفاده می‌شوند. اکثر مالکان رایانه‌های زامبی، از به کار گرفته شدن سامانه‌شان از این طریق بی‌خبر هستند و از آن‌جا که مالک بی‌خبر است، این کامپیوترها به استعاره با زامبی‌ها مقایسه می‌شوند.
کامپیوترها به استعاره با زامبی‌ها مقایسه می‌شوند. کامپیوترهایی که از لحاظ استاندارد ایمنی در سطح پایین‌تری هستند، می‌توانند توسط یک مهاجم برای انواع مقاصد مختلف مورد استفاده قرار بگیرد. کامپیوترهایی که به این شکل، بدون آگاهی صاحب واقعی آن‌ها، مورد بهره‌برداری قرار می‌گیرند، زامبی نامیده می‌شوند. معمول‌ترین کاربردهای زامبی‌ها عبارتند از ارسال هرزنامه، شرکت در حملات هماهنگ و در مقیاس بالا از نوع از کار انداختن سرویس. تاریخچه. از زامبی‌ها به‌طور وسیع برای فرستادن هرزنامه‌ها استفاده می‌شد؛ از سال ۲۰۰۵ تخمین
هرزنامه‌ها استفاده می‌شد؛ از سال ۲۰۰۵ تخمین زده شد که ۵۰ تا ۸۰ درصد از کل هرزنامه‌های جهان توسط کامپیوترهای زامبی ارسال شده بودند. این به ارسال کنندهٔ اسپم اجازه می‌دهد که از شناسایی جلوگیری کرده و احتمالاً هزینه‌های پهنای باند خود را کاهش دهند، چرا که صاحبان زامبی‌ها برای پهنای باند خودشان پرداخت می‌کنند. این اسپم‌ها همچنین تا حد زیادی گسترش اسب‌های تروآ را افزایش می‌دهند؛ چون اسب‌های تروآ خود به خود تکرار نمی‌شوند. آن‌ها برای رشد کردن به حرکت پست‌های الکترونیک یا اسپم‌ها وابسته هستند؛ در حالی که کرم‌ها
یا اسپم‌ها وابسته هستند؛ در حالی که کرم‌ها می‌توانند از روش‌های دیگر گسترش یابند. به دلایل مشابه، از زامبی‌ها برای ارتکاب به کلاهبرداری در کلیک در برابر سایت‌هایی که تبلیغاتِ پرداخت به ازای هر کلیک را نمایش می‌دهند، استفاده می‌شود. دیگران می‌توانند وبگاه‌های فیشینگ یا قاطرپول را به خدمت بگیرند. از زامبی‌ها می‌توان برای اجرای حمله‌های انکار سرویس توزیع‌شده استفاده کرد؛ اصطلاحی که به جاری شدن سیل هماهنگی از وبگاه‌های مورد نظر به وسیلهٔ تعداد زیادی از کامپیوترها، به صورت یک دفعه اشاره دارد. تعداد زیادی از
به صورت یک دفعه اشاره دارد. تعداد زیادی از کاربران اینترنت به منظور خرابی و جلوگیری از دسترسی کاربران قانونی به سایت، درخواست‌هایی به صورت هم‌زمان از سرور یک وبگاه می‌دهند. گونه‌ای از این نوع سیل تحت عنوان تخریب سرویس توزیع شده شناخته می‌شود. تخریب سرویس توزیع شده که توسط زامبی‌های فعال انجام می‌شود، سیل دوره‌ای و تعدیل شده‌ای از وبگاه‌ها است که بیشتر با هدف کم کردن سرعت سایت قربانی انجام می‌شود تا از کار انداختن آن. اثربخشی این تاکتیک از این حقیقت سرچشمه می‌گیرد که سیل‌های شدید را می‌توان به سرعت تشخیص
می‌گیرد که سیل‌های شدید را می‌توان به سرعت تشخیص داده و رفع کرد؛ اما حمله‌های زامبی فعال و در نتیجهٔ کندی دسترسی به وبگاه می‌تواند برای ماه‌ها یا حتی سال‌ها از نظرها دور بماند. حوادث قابل توجهی از حملات انکار و تخریب سرویس توزیع شده در گذشته، شامل حمله‌ای بر اساس سرویس SPEWS در سال ۲۰۰۳ و حمله‌ای علیه سرویس قورباغهٔ آبی در سال ۲۰۰۶ هستند. در سال ۲۰۰۰ چندین وبگاه برجسته (یاهو!، ئی‌بی و…) توسط یک حملهٔ انکار سرویس توزیع شده که به وسیلهٔ یک نوجوان کانادایی راه‌اندازی شد، با وقفه مواجه شدند. حمله‌ای بر grc.com
شد، با وقفه مواجه شدند. حمله‌ای بر grc.com به تفصیل مورد بحث قرار گرفته و حمله‌کننده که فردی ۱۳ ساله، احتمالاً از کنوشا، ویسکانسین در ایالت ویسکانسین بود، در وبگاه تحقیقات گیبسون شناسایی شد. استیو گیبسون رباتی که در آن حمله به عنوان زامبی بود را تجزیه (پیاده) کرد و آن را تا توزیع کننده‌اش ردیابی کرد. او در گزارشی در مورد تحقیقش عملکرد یک کانال آی‌آرسی تحت کنترل بات را شرح می‌دهد. ابتدا در سال ۲۰۰۹، قابلیت‌های شبکه‌ای از ربات‌های (بات‌نت‌ها) مشابهی نیز برای بازار رو به رشد تلفن‌های هوشمند پدیدار شده‌است. در
رو به رشد تلفن‌های هوشمند پدیدار شده‌است. در سال ۲۰۱۲ نیز هکرها با استفاده از بدافزارهای تلفن‌های هوشمند DDOS را پیاده‌سازی کرده‌اند. منابع. 1-Tom Spring, Spam Slayer: Slaying Spam-Spewing Zombie PCs, PC World, 2005-06-20 2-White, Jay D. (2007). Managing Information in the Public Sector. M.E. Sharpe. pp. 221. . 3-Weisman, Steve (2008). The Truth about Avoiding Scams. FT Press. pp. 201. . 4-Schwabach, Aaron (2006). Internet and the Law. ABC-CLIO. pp. 325. . 5-Steve Gibson, The Attacks on GRC.COM, Gibson
. 5-Steve Gibson, The Attacks on GRC.COM, Gibson Research Corporation, first: 2001-05-04, last: 2009-08-12