payamvha/North_RAG huggingface dataset:
یک بلوک کامل برای یک مقدار طول است؛ بنابراین یک بهینه‌سازی سرعت جزئی وجود دارد که اکثر الگوریتم‌های هش از آن استفاده می‌کنند. اگر فضای کافی در بین صفرهای منتهی به آخرین بلوک وجود داشته باشد، در عوض می‌توان 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 شده‌است، یک کاهش مؤثر در مقابل حمله طولانی مدت می‌باشد. (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 ویژگی‌های 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
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 ناسازگاری‌های قابل تشخیص ایجاد می کند. با استفاده از برهم‌نهی کوانتومی و یا درهم‌تنیدگی 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
را داشته باشد. اگر مقدار استراق سمع از سطح معینی کمتر باشد، می توان کلیدی با امنیت تضمین شده تولید کرد که شخص 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 نمی‌تواند 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
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 اصالت‌سنجی شده‌ی 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 روش‌هایی مانند گالوییس/مد شمارنده از استاندارد رمزنگاری پیشرفته می توان ارتباطی اصالت‌سنجی شده و امن
پیشرفته می توان ارتباطی اصالت‌سنجی شده و امن داشت. توزیع کلید کوانتومی کار یک رمز دنباله‌ای 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 الگوریتم‌های شناخته شده توزیع کلید
می شود. از الگوریتم‌های شناخته شده توزیع کلید کوانتومی پد یک‌بار مصرف است. امنیت این الگوریتم در صورت استفاده از یک کلید تصادفی امن قابل اثبات است. این الگوریتم در عمل معمولاً در کنار الگوریتم‌های کلید متقارن مانند الگوریتم استاندارد رمزنگاری پیشرفته استفاده می شود. تبادل کلید کوانتومی. ارتباط کوانتومی شامل انتقال اطلاعات در قالب حالت‌های 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 وضعیت‌های کوانتومی استفاده می شود. توزیع
برای این وضعیت‌های کوانتومی استفاده می شود. توزیع کلید کوانتومی از بعضی ویژگی‌های وضعیت کوانتومی برای تضمین امنیت آن بهره می برد. روش‌های متعددی برای توزیع کلید کوانتومی وجود دارد، ولی می توان آن‌ها 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، پیوسته و رمزگذاری توزیع شده ارجاع فاز. پروتکل‌های گسسته زودتر اختراع شدند، و در بین پروتکل‌ها گسترده تر از بقیه استفاده می شوند. هدف دو روش دیگر رفع محدودیت‌های عملیاتی در آزمایشات است. دو پروتکلی که
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 می‌کرد. اما هر جفتی از حالت‌های مذدوج می‌توانند برای این پروتوکل استفاده شوند و تعداد زیادی از پیاده سازی‌های مبتنی بر فیبر نوری که به عنوان BB84 توصیف می‌شوند از حالات ذخیره شده در فاز بهره می‌برند. فرستنده (که معمولاً به او نام آلیس داده می‌شود) و
فرستنده (که معمولاً به او نام آلیس داده می‌شود) و گیرنده (باب) توسط یک کانال کوانتومی با یکدیگر ارتباط دارند که امکان تبادل حالات کوانتومی را فراهم می‌کند. در صورت استفاده از فوتون‌ها این کانال معمولاً فیبر نوری یا خلاء است. علاوه بر این، آن‌ها از طریق اینترنت یا رادیو یک ارتباط عمومی کلاسیک نیز دارند. پروتکل با این فرض طراحی شده که یک شنودگر (معمولاً با نام ایو) می‌تواند به روش‌های مختلف در کانال کوانتومی اختلال ایجاد کند، اما کانال کلاسیک نیاز به اصالت‌سنجی دارد. امنیت این پروتکل از ذخیره‌ی اطلاعات در
دارد. امنیت این پروتکل از ذخیره‌ی اطلاعات در حالات نامتعامد ناشی می‌شود. نامعلومی کوانتومی به این معناست که این حالات نمی‌توانند بدون ایجاد اختلال در حالت اصلی اندازه‌گیری شوند ( را ببینید). پروتکل BB84 از دو جفت حالت استفاده می‌کند 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 پولاریزه‌ی مورد استفاده معمولاً پایه‌ی مستطیلی عمودی (0°) و افقی (90°)، پایه‌ی قطری 45° و 135° یا پایه‌ی دایره‌ای سمت چپ-راست است. هر جفت از این
یا پایه‌ی دایره‌ای سمت چپ-راست است. هر جفت از این پایه‌ها نسبت به هم مذدوج هستند، لذا هر دوتا از آن‌ها می‌توانند در پروتکل استفاده شوند. در زیر پایه‌های مستطیلی و قطری استفاده شده‌اند. اولین مرحله در BB84 ارتباط کوانتومی است. آلیس یک بیت تصادفی (0 یا 1) انتخاب می‌کند و سپس یکی از دو پایه‌ی خود را (در این مثال مستطیلی یا قطری) برای انتقال آن برمی‌گزیند. او سپس یک حالت پولاریزاسیون فوتون را با توجه به مقدار بیت و پایه مطابق جدول کناری انتخاب می‌کند. برای مثال 0 در پایه‌ی مستطیلی (+) به عنوان یک حالت عمودی
0 در پایه‌ی مستطیلی (+) به عنوان یک حالت عمودی ذخیره می‌شود، و 1 در پایه‌ی قطری (x) به حالت 135° در می‌آید. سپس آلیس یک فوتون را در این حالت با استفاده از کانال کوانتومی به باب ارسال می‌کند. این فرایند از مرحله‌ی انتخاب بیت رندوم تکرار می‌شود و آلیس حالت، پایه و زمان ارسال هر فوتون را ثبت می‌کند. طبق مکانیک کوانتومی (مخصوصا نامعلومی کوانتومی)، هیچ اندازه‌گیری ممکنی نمی‌تواند بین چهار حالت پولاریزاسیون تمایز را تشخیص دهد زیرا همه‌ی آن‌ها متعامد نیستند. تنها اندازه‌گیری ممکن بین دو حالت متعامد (پایه‌ای
تنها اندازه‌گیری ممکن بین دو حالت متعامد (پایه‌ای متعامد) است. بنابراین به طور مثال اندازه‌گیری در پایه‌ی مستطیلی نتیجه‌ی عمودی یا افقی درپی خواهد داشت. اگر فوتون در حالت افقی یا عمودی (یک حالت ویژهی کوانتومی) آماده شده باشد این اندازه‌گیری حالت درست را تشخیص می‌دهد، اما اگر فوتون در حالت 45° یا 135° آماده شده باشد اندازه‌گیری در پایه‌ی مستطیلی به طور تصادفی نتیجه‌ی افقی یا عمودی خواهد داشت. همچنین بعد از این اندازه‌گیری، پولاریزاسیون فوتون در حالتی که اندازه‌گیری شده خواهد بود (افقی یا عمودی) و تمامی
اندازه‌گیری شده خواهد بود (افقی یا عمودی) و تمامی اطلاعات درباره‌ی پولاریزاسیون اولیه‌ی آن از دست خواهد رفت. از آنجایی که باب پایه‌ای که فوتون‌ها در آن ذخیره شده‌اند را نمی‌داند، تنها می‌تواند یک پایه را تصادف انتخاب کرده و در آن اندازه‌گیری کند. او این کار را برای هر فوتونی که دریافت کند انجام می‌دهد و در عین حال زمان، پایه‌ی اندازه‌گیری و حالت اندازه‌گیری شده را ثبت می‌کند. پس از آن که باب همه‌ی فوتون‌ها را دریافت کرد با آلیس در کانال عمومی کلاسیک ارتباط برقرار می‌کند. آلیس پایه‌ی فوتون‌هایی که ارسال
برقرار می‌کند. آلیس پایه‌ی فوتون‌هایی که ارسال کرده را برای باب می‌فرستد و باب نیز پایه‌هایی که در آن‌ها اندازه‌گیری انجام داده را برای آلیس ارسال می‌کند. هردوی آن‌ها اندازه‌گیری (بیت) هایی را که باب در پایه‌ی نادرست اندازه‌گیری کرده دور می‌ریزند که به طور میانگین نصف بیت‌ها خواهد بود و از نصف باقی مانده‌ی بیت‌ها به عنوان کلید اشتراکی استفاده می‌کنند. برای بررسی وجود یک شنودگر، آلیس و باب زیرمجموعه‌ی از پیش تعیین شده‌ای از بیت‌های باقی مانده را با هم مقایسه می‌کنند. اگر شخص ثالثی (معمولاً با نام ایو) به
می‌کنند. اگر شخص ثالثی (معمولاً با نام ایو) به اطلاعات پولاریزاسیون فوتون‌ها دست یافته باشد، این موضوع باعث ایجاد خطا در اندازه‌گیری‌های باب می‌شود. سایر شرایط محیطی به شکل مشابهی می‌توانند باعث ایجاد خطا شوند. اگر بیشتر از formula_1 بیت متفاوت باشد، کلید دور ریخته شده و آن‌ها دوباره تلاش می‌کنند. ارتباط جدید ممکن است با کانال کوانتومی جدیدی برقرار شود، زیرا امنیت کلید قابل تضمین نیست. formula_1 به گونه‌ای انتخاب می‌شود که اگر بیت‌های شناخته شده توسط ایو از آن کمتر باشد، بتوان با تشدید حریم خصوصی و کاهش
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 جفت‌های درهم‌تنیده‌ی فوتون‌ها استفاده می‌کند. این فوتون‌ها می‌توانند توسط آلیس، باب، منبعی مستقل از این دو یا حتی آلیس تولید شوند. فوتون‌ها به گونه‌ای توزیع می‌شوند که آلیس و باب هر کدام یک فوتون از هر جفت را دریافت کنند. این طرح بر اساس دو ویژگی درهم‌تنیدگی بنا شده است. اولین ویژگی آن است که حالات درهم‌تنیده کاملاً به یکدیگر مرتبط هستند به نحوی که اگر
کاملاً به یکدیگر مرتبط هستند به نحوی که اگر باب و آلیس پولاریزاسیون فوتون‌هایشان را اندازه‌گیری کنند، با قطعیت کامل همواره نتیجه‌ی مشابه یکدیگر خواهند یافت. این برای هر جفت دیگری از فوتون‌های تولید شده در پولاریزاسیون‌های متعامد برقرار است. در نتیجه لازم است این دو شخص مستقل از فاصله‌ی بینشان درک مشابهی از جهت داشته باشند. با این حال نتایج خاص به طور کامل تصادفی هستند؛ برای آلیس پیشبینی پولاریزاسیونی که خود (یا باب) قرار است اندازه‌گیری کند (افقی یا عمودی) غیر ممکن است. ویژگی دوم این است که هر گونه استراق
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 می‌دهد. مشابه BB84، این پروتکل شامل یک پروتکل اندازه‌گیری خصوصی قبل از تشخیص حضور ایو می‌شود. در مرحله‌ی اندازه‌گیری آلیس هر فوتون را در یکی از پایه‌های formula_3 و باب در یکی از پایه‌های formula_4 می‌سنجند، که در آن‌ها formula_5 دوران یافته‌ی پایه‌ی formula_6 به اندازه‌ی formula_7 است. آلیس و باب پایه‌های انتخاب شده‌ی خود را تا قبل از پایان اندازه‌گیری‌ها مخفی نگه می‌دارند. دو گروه
پایان اندازه‌گیری‌ها مخفی نگه می‌دارند. دو گروه فوتون تشکیل می‌شوند: گروه اول شامل فوتون‌هایی می‌شود که توسط باب و آلیس در پایه‌ی مشابهی اندازه‌گیری شدند و سایر فوتون‌ها در گروه دوم قرار می‌گیرند. برای تشخیص استراق سمع، باب و آلیس می‌توانند آماره‌ی formula_8 را با استفاده از ضریب همبستگی بین پایه‌هایشان مشابه آزمایش بل محاسبه کنند. نتیجه برای فوتون‌هایی که حداکثر درهم‌تنیدگی را دارند formula_9 خواهد شد. اگر چنین نباشد، آلیس و باب می‌توانند نتیجه بگیرند که ایو با وارد کردن واقع‌گرایی محلی به سیستم سبب نقض
ایو با وارد کردن واقع‌گرایی محلی به سیستم سبب نقض قضیه بل شده است. اگر پروتکل موفقیت‌آمیز باشد، می‌توان از گروه اول برای تولید کلیدها استفاده کرد. هک کوانتومی. حمله‌های امنیتی نقاط ضعف در عملکرد پروتکل توزیع کلید کوانتومی یا نقص‌های اجزای فیزیکی سازنده‌ی آن را هدف قرار می‌دهند. اگر امکان دستکاری تجهیزات استفاده شده در توزیع کلید کوانتومی وجود داشته باشد، این سیستم می‌تواند با حمله‌ی مولد عدد تصادفی وادار به تولید کلیدهای غیر امن شود. نوع دیگری از حمله‌های متداول حمله‌ی اسب تروآ است که نیازمند دسترسی فیزیکی
حمله‌ی 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 فوتون‌ها به آلیس ارسال می‌کند. دستگاه آلیس بخشی از نور ایو را بازتاب می‌دهد و اینگونه پایه‌ی او آشکار می‌شود. اما این حمله می‌تواند با استفاده از یک یابنده‌ی کلاسیک که سیگنال‌های نامعتبر را تشخیص می‌دهد خنثی شود. همچنین گمان بر آن است که بیشتر حمله‌ها را می‌توان با تغییر روش پیاده‌سازی خنثی کرد، البته اثبات رسمی تاکنون ارائه نشده است. حمله‌های دیگری از
رسمی تاکنون ارائه نشده است. حمله‌های دیگری از قبیل حمله‌ی حالت جعلی، تغییر فاز، و حمله‌ی شیفت زمانی شناخته شده هستند. حمله‌ی 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 حمله‌ی تغییر فاز نیز بر روی سیستم توزیع کلیدی که توسط پروژه‌ی هک کوانتومی شرکت سوییسی به منظور تحقیق ساخته شده نمایش داده شد. آین یکی از اولین حمله‌های جلوگیری و باز-ارسال است که بر روی یک پیاده‌سازی متداول QKD در سیستم های QKD
بر روی یک پیاده‌سازی متداول QKD در سیستم های QKD تجاری انجام می‌شود. این واقعه بازتاب خبری قابل توجهی داشته است. اولین حمله‌ای 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 می‌شد از راه دور با ارسال اشعه های خاص پرنور کنترل کرد. در دنباله‌ای از مقالات پس از آن، همکاری بین دانشگاه علم و فناوری نروژ و در آلمان روش‌های متعددی برای شنود سیستم های QKD تجاری را آشکار کرد که از نقاط ضعف موجود در دیود نوری
را آشکار کرد که از نقاط ضعف موجود در دیود نوری بهمنی بهره می‌بردند. این موضوع باعث رشد تحقیقات بر روی روش های جدید به منظور تامین امنیت شبکه‌های ارتباطی شده است. توزیع کلید کوانتومی غیرواقعی. با استفاده از پروتکل ارائه شده توسط Tae-Gon Noh می‌توان یک کلید امن را بدون عبور ذرات حامل اطلاعات سرّی از کانال کوانتومی توزیع کرد. به این شکل که آلیس یک فوتون ایجاد می‌کند که تا قبل از اندازه‌گیری در اَبَرحالتی از مسیر الف و ب قرار دارد. مسیر الف در داخل دستگاه امن آلیس قرار دارد و مسیر ب به باب می‌رود. با نپذیرفتن
قرار دارد و مسیر ب به باب می‌رود. با نپذیرفتن فوتون‌هایی که باب دریافت می‌کند و تنها پذیرفتن آن‌هایی که دریافت نمی‌کند، باب و آلیس می‌توانند یک کانال امن ایجاد کنند. تلاش ایو برای خواندن فوتون‌های "غیرواقعی" قابل تشخیص خواهد بود. این پروتکل از یک پدیده‌ی کوانتومی بهره می‌برد که در آن صرف وجود احتمال ارسال یک فوتون در سیستم تاثیرگذار است حتی وقتی ارسال نشده است. نیز از همین پدیده‌ی کوانتومی استفاده می‌کند، به طور مثال در که می‌توان در آن بمب‌های قابل انفجار را بدون منفجر کردن از بمب‌های بی‌خطر تشخیص داد.
را بدون منفجر کردن از بمب‌های بی‌خطر تشخیص داد. بجز در حالت غیرواقعی. تاریخچه. رمزنگاری کوانتومی نخستین بار توسط که استاد دانشگاه کلمبیا در نیویورک بود پیشنهاد شد که در اوایل دهه‌ی 1970 ایده‌ی رمزگذاری کوانتومی مذدوج را معرفی کرد. مقاله‌ی اولیه‌ی او با عنوان "رمزگذاری مذدوج" توسط IEEE Information 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 اندازه‌گیری مانند پولاریزاسیون خطی یا دایره‌ای نور را شرح داد،
پولاریزاسیون خطی یا دایره‌ای نور را شرح داد، به گونه‌ای که هر کدام و نه هردو به طور همزمان بتوانند دریافت و رمزگشایی شوند. به منظور شرح ایده‌اش 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 فرضیه‌ی "جفت مذدوج قابل اندازه‌گیری" ویزنر ارائه کردند. در 1990، آرتور اکرت که در آن زمان دانشجوی دکترا در بود روشی متفاوت برای توزیع کلید کوانتومی مبتنی بر درهم‌تنیدگی کوانتومی طراحی کرد. آینده. سیستم‌های تجاری فعلی اکثراً برای دولت‌ها و
آینده. سیستم‌های تجاری فعلی اکثراً برای دولت‌ها و شرکت‌هایی با نیازمندی‌های امنیتی سطح بالا طراحی شده‌اند. در چنین مواقعی که روش‌های کلاسیک توزیع کلید تضمین مورد نظر را فراهم نمی‌کند، از توزیع کلید با استفاده از قاصد استفاده می‌شود. از مزیت های این روش نداشتن محدودیت فاصله‌ای ذاتی است، و با وجود زمان های انتقال طولانی نرخ انتقال می‌تواند به دلیل وجود حافظه‌های قابل حمل با ظرفیت بالا افزایش یابد. تمایز اصلی توزیع کلید کوانتومی در توانایی تشخیص دستبرد در کلید آن است، در حالی که در صورت استفاده از قاصد امنیت
آن است، در حالی که در صورت استفاده از قاصد امنیت کلید نمی‌تواند اثبات یا آزموده شود. مزیت دیگر سیستم های توزیع کلید کوانتومی خودکار بودن آن‌ها است، و در عین حال در مقایسه با یک شبکه‌ی انسانی قاصد قابل اطمینان‌تر هستند و هزینه‌های عملیاتی آن‌ها کمتر است. پروتکل سه مرحله‌ای 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 می‌کند. عواملی مانند هزینه‌ی بالای تجهیزات و نبودن خطری مشهود در استفاده از پروتکل های
و نبودن خطری مشهود در استفاده از پروتکل های تبادل کلید فعلی مانع از استفاده‌ی گسترده از توزیع کلید کوانتومی خارج از کاربرد های امنیتی سطح بالا می‌شود. اما با وجود شبکه‌های فیبر نوری در بسیاری از کشورها، زیرساخت مناسب برای استفاده‌ی 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.
اس‌اچ‌ای۳ (الگوریتم امن درهم‌ساز ۳) آخرین عضو خانواده الگوریتم امن درهم‌ساز است که توسط مؤسسه ملی فناوری و استانداردها در ۵ اوت ۲۰۱۵ منتشر شد. ساختار داخلی اس‌اچ‌ای۳ با ساختار اس‌اچ‌ای-۱ و اس‌اچ‌ای-۲ که بیشتر شبیه ام‌دی۵ می‌باشند تفاوت دارد، اگرچه عضوی از همان سری استانداردها محسوب می‌شود. اس‌اچ‌ای۳ یک زیر مجموعه از خانواده بدوی گسترده‌تر رمزنگاری Keccak() است، که توسط گیدو برتونی، جوان دیمِن، مایکل پیترز و ژیل وان آش طراحی شده و بر روی RadioGatún بنا شده‌اند. نویسندگان Keccak کاربردهای اضافی برای این تابع
نویسندگان Keccak کاربردهای اضافی برای این تابع ارائه داده‌اند، که البته هنوز توسط NIST استاندارد نشده‌اند، از جمله رمز دنباله‌ای، یک سیستم رمزگذاری تأیید هویت، یک برنامه درهم‌ساز «درختی» برای درهم‌سازی سریعتر بر روی برخی معماری‌های 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 می‌دهد که هر مقدار از داده وارد شود("جذب" در اصطلاحات اسفنجی)، و هر مقدار از داده بیرون
در اصطلاحات اسفنجی)، و هر مقدار از داده بیرون انداخته شود("فشردن")، در حالی که با توجه به همه ورودی‌های قبلی به عنوان یک تابع نیمه تصادفی عمل می‌کند. این منجر به انعطاف‌پذیری زیادی می‌شود. NIST در حال حاضر برنامه ای برای برداشت اس‌اچ‌ای۲ یا حذف آن از استاندارد اصلاح شده ایمن درهم‌سازی ندارد. هدف از اس‌اچ‌ای۳ این است که می‌تواند در برنامه‌های فعلی در صورت لزوم مستقیماً جایگزین اس‌اچ‌ای۲ شود و استحکام ابزار کلی الگوریتم درهم‌ساز NIST را به طرز قابل توجهی بهبود بخشد. سازندگان الگوریتم‌های Keccak و توابع
بهبود بخشد. سازندگان الگوریتم‌های Keccak و توابع اس‌اچ‌ای۳ پیشنهاد می‌کنند از تابع سریعتر KangarooTwelve با پارامترهای تنظیم شده و حالت درهم‌سازی درختی جدید بدون سربار اضافی، برای پیام‌های 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 می‌باشد. این الگوریتم مبتنی بر طرح‌های درهم‌سازی قبلی PANAMA و RadioGatún است. PANAMA در سال ۱۹۹۸ توسط دیمِن و کریگ کلَپ طراحی شده‌است.
در سال ۱۹۹۸ توسط دیمِن و کریگ کلَپ طراحی شده‌است. 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 عمومی اختصاص داده شده است. در سال ۲۰۰۶، NIST برای ایجاد یک استاندارد جدید درهم‌سازی، اس‌اچ‌ای۳، اقدام به سازماندهی رقابت تابع درهم‌سازی NIST کرد. اس‌اچ‌ای۳ قرار نیست که جایگزین اس‌اچ‌ای۲ شود، زیرا هیچ حمله قابل توجهی به اس‌اچ‌ای۲ نشان داده نشده‌است. به دلیل حملات موفقیت‌آمیز بر اس‌اچ‌ای۰، ام‌دی۵
به دلیل حملات موفقیت‌آمیز بر اس‌اچ‌ای۰، ام‌دی۵ واس‌اچ‌ای۱، NIST احساس نیاز به یک رمزنگاری درهم‌ساز جایگزین و متفاوت کرد، که SHA-3 نام گرفت. پس از یک دوره تنظیم، پذیرش‌ها باید تا پایان سال ۲۰۰۸ ارسال می‌شدند. 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 الگوریتم‌هایشان را «اصلاح» کنند تا مشکلاتی که کشف شده بود حل شوند. تغییراتی که در کچاک ایجاد شده‌است به این شرح
تغییراتی که در کچاک ایجاد شده‌است 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 اس‌اچ‌ای۳ به یک استاندارد درهم‌سازی تبدیل شده‌است. طرح. اس‌اچ‌ای۳ از ساخت اسفنجی استفاده می‌کند، که در آن داده‌ها «جذب» اسفنج می‌شوند، سپس نتیجهٔ آن‌ها به بیرون «فشرده» می‌شود. در مرحله جذب، بلوک‌های پیام XOR
«فشرده» می‌شود. در مرحله جذب، بلوک‌های پیام XOR شده و به زیر مجموعه ای از حالت تبدیل می‌شوند، که بعداً با استفاده از یک تابع جایگشت formula_1 به صورت یک کل درمی‌آیند. در مرحله «فشردن»، بلوک‌های خروجی از همان زیر مجموعه حالت خوانده می‌شوند، و با استفاده از تابع تغییر حالت formula_1 تغییر می‌یابند. سایز بخشی از حالت که نوشته شده و خوانده شده‌است «نرخ» (مشخص شده با formula_3) نامیده می‌شود، و اندازه بخشی که توسط ورودی / خروجی دست نخورده می‌ماند، «ظرفیت» (مشخص شده با formula_4) نامیده می‌شود. ظرفیت تعیین‌کننده
با formula_4) نامیده می‌شود. ظرفیت تعیین‌کننده 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 بلوک‌های بیتی با عرض formula_8 کار می‌کند، نرخ formula_3 و طول خروجی formula_10 ، ظرفیتی برابر با formula_11 و ساخت اسفنجی formula_12 را داریم، می‌دهد رشتهٔ بیتی formula_13 به طول formula_10، که به شرح زیر کار می‌کند: این واقعیت که وضعیت داخلی "S" حاوی "c" بیت اضافی اطلاعات علاوه بر آنچه در خروجی "Z
"c" بیت اضافی اطلاعات علاوه بر آنچه در خروجی "Z نوشته می‌شود است،" مانع از حملات طولانی مدت می‌شود که ام‌دی۵، اس‌اچ‌ای۱، اس‌اچ‌ای۲ و سایر درهم‌سازی‌های مبتنی بر ساخت و ساز مرکل-دامگارد مستعد آن هستند. در اس‌اچ‌ای۳، 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 کلمه‌های توان دویی با اندازه‌های کوچکتر "w" و حتی با ۱ بیت (که درمجموع حالتی با ۲۵ بیت می‌سازد) هم تعریف شده‌است. اندازه‌های حالت کوچک می‌تواند برای آزمایش حملات
اندازه‌های حالت کوچک می‌تواند برای آزمایش حملات تحلیل رمزنگاری مورد استفاده قرار گیرد، و اندازه‌های حالت متوسط (از ، با ۲۰۰ بیت، تا ، با ۸۰۰ بیت) در برنامه‌های کاربردی سبک استفاده می‌شود. برای موارد اس‌اچ‌ای۳–۲۲۴، اس‌اچ‌ای۳–۲۵۶، اس‌اچ‌ای۳–۳۸۴، و اس‌اچ‌ای۳–۵۱۲، مقدار "r" از "d بیشتر است"، بنابراین در مرحله فشردن نیازی به جایگشت‌های بلوکی اضافی نیست. "d" بیت اول از وضعیت، همان درهم‌سازی مورد نظر ما می‌باشد. با این حال، SHAKE-۱۲۸ و SHAKE-۲۵۶ امکان خروجی با طول دلخواه را به ما می‌دهند، که در برنامه‌هایی مانند
دلخواه را به ما می‌دهند، که در برنامه‌هایی مانند رمزگذاری با پرکردن نامتقارن بهینه مفید است. لایه گذاری. برای اطمینان از اینکه پیام را می‌توان به بلوک‌های "r" بیتی مساوی تقسیم کرد، لایه‌گذاری لازم است. اس‌اچ‌ای۳ از الگوی ۱*۱۰ در عملکرد لایه‌گذاری خود استفاده می‌کند: یک بیتِ ۱، به‌دنبال آن صفر یا بیشتر بیتِ ۰ (حداکثر تا) و یک بیتِ ۱ نهایی. حداکثر بیت صفر زمانی رخ می‌دهد که آخرین بلوک پیام بیت طول داشته باشد. دراین‌حالت بلوک دیگری پس از بیتِ ۱ اولیه اضافه می‌شود که حاوی بیتِ صفر قبل از بیتِ ۱ نهایی است. دو
که حاوی بیتِ صفر قبل از بیتِ ۱ نهایی است. دو بیتِ ۱، حتی اگر طول پیام در حال حاضر بر "r" بخش‌پذیر باشد، اضافه می‌شوند. در این حالت، یک بلوک دیگر به پیام اضافه می‌شود که حاوی یک بیتِ ۱ است، به دنبال آن یک بلوک تایی بیتِ صفر و یک بیتِ ۱ دیگر می‌باشد. این کار لازم است برای اینکه که یک پیام که طولش بر "r" بخش پذیر است و به چیزی که شبیه لایه‌گذاری به نظر می‌رسد ختم می‌شود، همان درهم‌سازی را تولید نکند که یک پیام دیگری که آن بیت‌ها را ندارد تولید می‌کند. بیتِ ۱ اولیه برای این نیاز است که پیام‌هایی که فقط چند
۱ اولیه برای این نیاز است که پیام‌هایی که فقط چند بیتِ ۰ اضافی آخرشان متمایز است، یک درهم‌سازی مشابه ایجاد نکنند. موقعیت بیتِ ۱ نهایی نشان می‌دهد که از کدام نرخ "r" استفاده شده‌است (لایه‌گذاری چند نرخی)، که برای اثبات امنیت لازم است تا برای انواع مختلف درهم‌سازی کار کند. بدون آن، درهم‌سازی‌های مختلف از یک پیام کوتاه یکسان می‌تواند دارای برش یکسانی شود. جایگشت بلوکی. تبدیل بلوکی "f"، که Keccak-f [1600] برای اس‌اچ‌ای۳ است، جایگشتی است که از عملیات XOR، AND و NOT استفاده می‌کند و برای پیاده‌سازی آسان در هردوی
استفاده می‌کند و برای پیاده‌سازی آسان در هردوی نرم‌افزار و سخت‌افزار طراحی شده‌است. این تبدیل برای هر طول کلمه‌ای که توانی از دو باشد، تعریف شده‌است. نسخه اصلی اس‌اچ‌ای۳، از کلمات ۶۴ بیتی، استفاده می‌کند. آرایهٔ حالت می‌تواند به صورت یک آرایهٔ بیتی در نظر گرفته شود. فرض کنید برابر بیتِ ام از ورودی باشد، که در یک مدل Little Endian از قرارداد شمارش بیتی و اندیس گذاری ردیف-اول فرض شده‌است، یعنی شماره ردیف، شماره ستون و شماره بیت را مشخص می‌کند. اندیس گذاری حسابی برای دو بعد اول، در پیمانه ۵ و برای بعد سوم در
برای دو بعد اول، در پیمانه ۵ و برای بعد سوم در پیمانه w انجام می‌شود. تابع جایگشت بلوکیِ پایه، متشکل از دورِ پنج مرحله‌ای است: سرعت. سرعت درهم‌سازی پیام‌های طولانی توسط اس‌اچ‌ای۳، بسیار تحت تأثیر محاسبهٔ "f" = Keccak-f [۱۶۰۰] و XOR کردن "S" با مقدار گسترش‌یافتهٔ "P" i، که یک عملیات روی "b" = ۱۶۰۰ بیت است، می‌باشد. با این حال، از آنجایی که c بیت آخر مقدار گسترش‌یافتهٔ "P i" درهرصورت صفر هستند، و XOR با ۰ یک NOP است، کافی است عملیات XOR را فقط برای r بیت انجام دهیم"(r" = ۱۶۰۰–۲ × ۲۲۴ = ۱۱۵۲ بیت برای