stanford-oval/wikipedia huggingface dataset:
دوآب (روانسر)

| دوآب (روانسر) | دوآب (روانسر) |
| --- | --- |
روستا: روستا
مختصات: ۳۴°۳۲′۱۲″ شمالی ۴۶°۴۶′۵۵″ شرقی﻿ / ﻿۳۴٫۵۳۶۶۷°شمالی ۴۶٫۷۸۱۹۴°شرقی﻿ / 34.53667; 46.78194: مختصات: ۳۴°۳۲′۱۲″ شمالی ۴۶°۴۶′۵۵″ شرقی﻿ / ﻿۳۴٫۵۳۶۶۷°شمالی ۴۶٫۷۸۱۹۴°شرقی﻿ / 34.53667; 46.78194
کشور: ایران
استان: کرمانشاه
شهرستان: روانسر
بخش: بخش مرکزی
دهستان: حسن‌آباد
جمعیت: ۱۵۵ نفر (سرشماری ۹۵)
دوآب (روانسر)، روستایی از توابع بخش مرکزی شهرستان روانسر در استان کرمانشاه ایران است.
جمعیت

این روستا در دهستان حسن‌آباد قرار دارد و براساس سرشماری مرکز آمار ایران در سال ۱۳۸۵، جمعیت آن ۱۵۴ نفر (۳۸خانوار) بوده‌است.
دن دستکرد

| دن دستکرد | دن دستکرد |
| --- | --- |
روستا: روستا
مختصات: : مختصات: 
کشور: ایران
استان: سیستان و بلوچستان
شهرستان: نیک‌شهر
بخش: بخش مرکزی
دهستان: چاهان
جمعیت: ۲۰۲ نفر (سرشماری ۹۵)
دن دستکرد، روستایی از توابع بخش مرکزی شهرستان نیک‌شهر در استان سیستان و بلوچستان ایران است.
جمعیت

این روستا در دهستان چاهان قرار دارد و براساس سرشماری مرکز آمار ایران در سال ۱۳۸۵، جمعیت آن ۱۷۰ نفر (۳۱خانوار) بوده‌است.
درخواست بازفرستی خودکار

یکی از فرایندهای کنترل خطا، درخواست بازفرستی خودکار (Automatic Repeat reQuest (ARQ نامیده می‌شود. پس از فرستادن داده بر روی شبکه، شاید داده تحت تأثیر ویژگی‌های فیزیکی کابل جای گرفته، دگرگونی یافته و درستی خود را از دست دهد برای نمونه در داده‌های باینری شاید داده صفر تبدیل به داده یک یا وارون شود که این امر مایه کاهش بازدهی شبکه و افزایش دیرکرد در داد و ستد دانستار می‌گردد. زیرا به روش‌های گوناگونی این دگرگون شدن داده و نادرستی آن یافته می‌شود و فرستنده ناچاربه فرستادن دوباره داده می‌باشد تا زمانی که داده درست به گیرنده فرستاده شود.
عامل‌های گزند دار شدن داده

برجسته‌ترین عواملی که مایه گزندیافتن داده می‌گردد  به اینگونه‌اند: افت سیگنال، دگر دیسی سیگنال (اعوجاج) و نویز.
فرایند راهبری گزند با روش  ARQ

روش‌های گوناگونی برای راهبری گزند ARQ هست که البته خود یکی از عوامل دیرکرد در شبکه‌است، زیرا پس از یابش هر گزند(خطا) در داده بایستی داده دوباره فرستاده شود. رویهم رفته، سه نوع سیستم ARQ هست:
1-ARQ ایست و انتظار
2- ARQ برگشت به n
3- ARQ بازفرستی گزینشی
.
حمله با متن اصلی منتخب

حمله با متن اصلی منتخب (به انگلیسی: chosen plaintext attack) یک مدل حمله برای کشف رمز است که فرض می‌شود حمله‌کننده قابلیت انتخاب دلخواه پیام اصلی را دارد و می‌تواند پیام رمزشده مربوط به آن را به دست آورد. هدف حمله به دست آوردن اطلاعات بیشتری است که می‌تواند امنیت طرح‌های رمزنگاری را کاهش دهد.
رمزگذاری‌های مدرن امنیت معنایی را تأمین می‌کنند که با عنوان غیر قابل تشخیص بودن متن رمزشده در برابر حمله متن اصلی منتخب نیز شناخته می‌شوند و بنابراین در صورتی که درست پیاده‌سازی شوند، از لحاظ طراحی عموماً در برابر حملات با متن اصلی منتخب ایمن هستند.
الگوریتم‌های رمزنگاری کلید عمومی غیر تصادفی (قطعی) به سادگی توسط حمله‌های dictionary-type آسیب‌پذیر هستند که در آن حمله‌کننده جدولی از پیام‌های احتمالی و متن‌های رمز مربوط به آن‌ها را می‌سازد. برای پیدا کردن رمزگشایی برخی از متن‌های رمز شده حمله‌کننده به راحتی با نگاه کردن به متن‌های رمز شدهٔ موجود در جدول متن آشکار را بدست می آورد . در نتیجه برای تأمین امنیت کلید عمومی در مقابل حمله CPA به رمزنگاری احتمالی نیاز است (به عنوان مثال رمز گذاری تصادفی). رمزهای متقارن متعارف که در آن از همان کلید برای رمزگذاری و رمزگشایی یک متن استفاده می‌شود، ممکن است از انواع دیگر حمله CPA برای مثال تحلیل تفاضلی بلوک‌های رمز آسیب ببیند.
مقدمه

در یک حمله با متن اصلی منتخب، دشمن می‌تواند (احتمالاً تطبیقی) متون رمزشده‌ی پیام‌های اصلی دلخواه را بخواهد. اگر به دشمن اجازه دهیم که با یک اوراکل رمزگذاری که به صورت یک جعبه سیاه مشاهده می‌شود تعامل داشته باشد، این امر می‌تواند رسمیت پیدا کند. هدف مهاجم این است که تمام یا بخشی از کلید مخفی رمزگذاری را به دست آورد.
این کار ممکن است در عمل غیر ممکن به نظر برسد که یک مهاجم بتواند متون رمزشده را برای یک متن اصلی داده شده به دست آورد. از طرف دیگر می‌دانیم رمزنگاری مدرن در نرم‌افزار یا سخت‌افزار اجرا می‌شود و برای طیف متنوعی از برنامه‌های کاربردی مورد استفاده قرار می‌گیرد. پس در بسیاری از موارد حمله chosen-plaintext اغلب بسیار امکان‌پذیر است. حمله chosen-plaintext به حملاتی بسیار مهم در زمینه رمزنگاری کلید عمومی تبدیل شده‌است که در این رمزنگاری کلید رمزنگاری، عمومی است و حمله‌کننده می‌تواند هر متن آشکاری را برای رمزنگاری انتخاب کند.
اشکال گوناگون

دو نوع حمله CPA وجود دارد:
حمله CPA دسته‌ای که تحلیل‌گر رمز همه متن‌های آشکار را قبل از رمزنگاری شدن آن‌ها انتخاب می‌کند. این روش اغلب به معنای استفاده نامحدود از حمله CPA است.
حمله CPA تطبیقی که در آن دشمن می‌تواند پس از دیدن متون رمزشده‌ی تعدادی از متون اصلی، متون رمزشده‌ی متون اصلی دیگری را بخواهد.
روش عمومی یک حمله

یک حمله دسته‌ای با متن اصلی منتخب معمولاً به صورت زیر انجام می‌شود:
مهاجم می‌تواند n متن اصلی را انتخاب کند (این پارامتر n بخشی از مدل حمله است که می‌تواند محدود یا نامحدود باشد).
سپس مهاجم این n متن اصلی را به اوراکل رمزگذاری می‌فرستد.
سپس اوراکل رمزگذاری متون اصلی مهاجم را رمزگذاری کرده و آن‌ها را به مهاجم می‌فرستد.
مهاجم n متن رمزشده از اوراکل دریافت می‌کند، به صورتی که مهاجم می‌داند هر متن رمزشده مربوط به کدام متن اصلی است.
بر اساس جفت‌های متن اصلی و متن رمزشده، مهاجم می‌تواند تلاش کند که کلید مورد استفاده اوراکل برای رمزگذاری متون اصلی را استخراج کند. از آن جایی که در این نوع حمله، مهاجم می‌تواند متن اصلی را متناسب با نیاز خود انتخاب کند، ممکن است پیچیدگی حمله کاهش یابد.
در شرایط بالا پس از مرحله آخر، مراحل زیر را در نظر بگیرید:
دشمن دو متن اصلی m 0 و m 1 را به عنوان خروجی تولید می‌کند.
بیت b یکنواخت و به صورت تصادفی انتخاب می‌شود  b\leftarrow \{0,1\}.
دشمن، رمزنگاری m b را می‌گیرد و تلاش می‌کند «حدس بزند» که چه متن اصلی‌ای را دریافت کرده‌است و بیت 'b را به عنوان خروجی تولید می‌کند.
اگر دشمن بعد از اجرای آزمایش فوق با n = ۱ با احتمال غیر قابل اغماض بهتر از ۱/۲ نتواند 'b = b را به درستی تشخیص دهد، آن رمزگذاری، رمزنگاری غیر قابل تشخیصی تحت حمله با متن اصلی منتخب دارد.
نمونه‌ها

نمونه‌های زیر نشان می‌دهد که چگونه بعضی از رمزگذاری‌هایی که تعاریف امنیتی دیگر را برآورده می‌کنند، ممکن است با یک حمله با متن اصلی منتخب شکسته شوند.
حمله زیر به رمزگذاری سزار، امکان بازیابی کامل کلید مخفی را فراهم می‌کند:
فرض کنید دشمن این پیام را ارسال می‌کند: Attack at down،
اوراکل Nggnpx ng qnja را برمی‌گرداند.
سپس دشمن می‌تواند برای بازیابی کلید به همان روشی که رمزگذاری سزار را رمزگشایی می‌کند، عمل کند. دشمن می‌تواند جایگزینی‌های A → N و T → G و... را استنباط کند. این باعث می‌شود که دشمن بفهمد که ۱۳، کلید مورد استفاده در رمزگذاری سزار بوده است.
با استفاده از روش‌های رمزگذاری پیچیده‌تر، منابع روش رمزگشایی فشرده‌تر می‌شود؛ با این حال، مفهوم اصلی هنوز هم نسبتاً همان است.
حمله زیر به one-time pad، امکان بازیابی کامل کلید مخفی را فراهم می‌کند. فرض کنید طول پیام و طول کلید برابر n هستند.
دشمن یک رشته متشکل از n صفر را به اوراکل می‌فرستد.
اوراکل یای انحصاری (xor) کلید و رشته را برمی‌گرداند.
رشته‌ای که اوراکل برگردانده، کلید مخفی است.
در عمل

در جنگ جهانی دوم تحلیل‌گران رمز در نیروی دریایی ایالات متحده آمریکا کشف کردند که ژاپن قصد حمله به مکانی را دارد که به آن “AF” گفته می‌شود. آن‌ها معتقد بودند که “AF” ممکن است جزیره میدوی باشد؛ زیرا سایر مناطق در جزایر هاوایی دارای کلماتی رمزی بودند که با “A” شروع می‌شدند. برای اثبات فرضیه خود مبنی بر اینکه “AF” مربوط به جزیره میدوی است، از نیروهای آمریکایی در میدوی خواستند که یک پیام ساده درباره منابع کم ارسال کنند. ژاپنی‌ها این پیام را رهگیری کردند و بلافاصله به مافوق‌های خود گزارش دادند که منابع آب “AF” کم است که این امر، فرضیه نیروی دریایی آمریکا را تأیید کرد و به آن‌ها اجازه داد که نیروی خود را برای پیروزی در نبرد در موقعیت مستقر کنند.
همچنین در طول جنگ جهانی دوم، رمزشکنان متفقین در پارک بلتچلی گاهی از نیروی هوایی سلطنتی می‌خواستند مین‌هایی را در موقعیتی قرار دهد که هیچ علامت اختصاری یا جایگزینی در مرجع شبکه سیستم دریایی آلمان نداشته باشد. امید این بود که آلمانی‌ها با دیدن مین‌ها، برای رمزگذاری یک پیام هشداردهنده در مورد مین‌ها و یک پیام "همه پاکسازی شدند" پس از برداشتن آن‌ها، از یک ماشین انیگما استفاده کنند و این به متفقین اطلاعات کافی در مورد پیام را بدهد تا بتوانند انیگمای نیروی دریایی آلمان را بشکنند. این فرآیندِ کاشتن یک متن اصلی شناخته‌شده باغبانی نامیده شد. رمزشکنان متفقین همچنین به پیام‌های ارسال‌شده توسط مأمور دوم، ژوان پوژول گارسیا، که گزارش‌های رادیویی رمزگذاری‌شده‌اش در مادرید دریافت شده بود، کمک کرد که به صورت دستی رمزگشایی شوند و سپس با یک ماشین انیگما برای انتقال به برلین مجدداً رمزگذاری شوند. این به رمزشکنان کمک کرد که کد استفاده شده در مرحله دوم را با تهیه متن اصلی رمزگشایی کنند.
در عصر مدرن، اغلب از حملات با متن اصلی منتخب برای شکستن رمزهای متقارن استفاده می‌شود. برای ایمن بودن در برابر حملات با متن اصلی منتخب، رمزگذاری متقارن نباید در برابر این حملات آسیب‌پذیر باشد. بنابراین برای کسانی که رمزگذاری متقارن را پیاده‌سازی می‌کنند، مهم است که بدانند یک مهاجم چگونه می‌کوشد رمزهای آنان را بشکند و پیشرفت‌هایی در این زمینه داشته باشد.
برای برخی از حملات با متن اصلی منتخب، ممکن است مهاجم نیاز داشته باشد که فقط بخش کوچکی از متن اصلی را انتخاب کند. چنین حملاتی با عنوان حملات تزریق متن اصلی شناخته می‌شوند.
ارتباط با حملات دیگر

یک حمله با متن اصلی منتخب، قوی‌تر از حمله با متن اصلی شناخته‌شده است؛ زیرا مهاجم می‌تواند مستقیماً اصطلاحات یا الگوهای خاصی را مورد هدف قرار دهد، بدون اینکه منتظر بماند به طور طبیعی ظاهر شوند. همچنین امکان جمع‌آوری سریع‌تر داده‌های مربوط به تحلیل رمزنگاری را فراهم می‌کند. بنابراین هر رمزی که بتواند از حملات CPA جلوگیری کند، تضمین می‌کند در برابر حملات متن آشکار و حملات ciphertext-only امن باشد.
با این حال، هنگامی که مهاجم بتواند متن اصلی را برای متون رمزشده دلخواه به دست آورد، یک حمله با متن اصلی منتخب ضعیف‌تر از یک حمله با متن رمزشده منتخب است. یک مهاجم حمله با متن رمزشده منتخب، گاهی می‌تواند یک سیستم ایمن در برابر حمله با متن اصلی منتخب را بشکند. مثلا رمزگذاری El Gamal در برابر حملات با متن اصلی منتخب ایمن است اما در برابر حملات با متن رمزشده منتخب آسیب‌پذیر است؛ زیرا بی قید و شرط، انعطاف‌پذیر است.
لینک‌های مرتبط

صفحه حمله با متن اصلی منتخب در ویکی‌پدیای انگلیسی
دونگی تووارنیک

| دونگی تووارنیک Доњи Товарник (صربی) | دونگی تووارنیک Доњи Товарник (صربی) |
| --- | --- |
روستا: روستا
دونگی تووارنیکموقعیت دونگی تووارنیک در نقشه: دونگی تووارنیکموقعیت دونگی تووارنیک در نقشه
مختصات: ۴۴°۴۹′ شمالی ۱۹°۵۷′ شرقی﻿ / ﻿۴۴٫۸۱۷°شمالی ۱۹٫۹۵۰°شرقی﻿ / 44.817; 19.950: مختصات: ۴۴°۴۹′ شمالی ۱۹°۵۷′ شرقی﻿ / ﻿۴۴٫۸۱۷°شمالی ۱۹٫۹۵۰°شرقی﻿ / 44.817; 19.950
کشور:  صربستان
منطقه:  استان خودمختار وویوودینا
ناحیه: ناحیه سرم
شهرداری: پچینتسی
جمعیت (۲۰۰۲): جمعیت (۲۰۰۲)
 • کل: ۱۰۱۶
منطقهٔ زمانی: یوتی‌سی +۱ (زمان)
 • تابستانی (DST): یوتی‌سی +۲ (ساعت تابستانی اروپای مرکزی)
دونگی تووارنیک (به صربی: Donji Tovarnik) یک منطقهٔ مسکونی در صربستان است که در پچینتسی واقع شده‌است. دونگی تووارنیک ۱٬۰۱۶ نفر جمعیت دارد.
یواس‌اس فلمینگ (دی‌ئی-۳۲)

| 0 | 1 |
| --- | --- |
پیشینه: پیشینه
مالک: 
آب‌اندازی::  ۲۴ دسامبر ۱۹۴۲
آغاز کار::  ۱۶ ژوئن ۱۹۴۳
اعزام::  ۱۸ سپتامبر ۱۹۴۳
مشخصات اصلی: مشخصات اصلی
وزن::  1,140 (standard), 1,430 tons (full)
پهنا::  ۳۵ فوت ۲ اینچ (۱۰٫۷۲ متر)
آبخور::  ۱۱ فوت ۰ اینچ (۳٫۳۵ متر)
سرعت::  ۱۹ گره (۳۵ کیلومتر بر ساعت)
یواس‌اس فلمینگ (دی‌ئی-۳۲) (به انگلیسی: USS Fleming (DE-32)) یک کشتی بود. این کشتی در سال ۱۹۴۳ ساخته شد.
دینو گیفورد

| اطلاعات شخصی | اطلاعات شخصی | اطلاعات شخصی | اطلاعات شخصی |
| --- | --- | --- | --- |
زادروز:  ۶ ژانویهٔ ۱۹۱۷
زادگاه:  لیورنو
تاریخ مرگ:  ۵ نوامبر ۲۰۱۳ (۹۶ سال)
محل مرگ:  فلورانس
قد:  ۱٫۷۷ متر (۵ فوت ۹ ۱⁄۲ اینچ)
پست:  هافبک
باشگاه‌های حرفه‌ای*: باشگاه‌های حرفه‌ای*
| سال‌ها |  باشگاه‌ها |  بازی† |  (گل)† |
| ۱۹۳۶–۱۹۳۷ |  Viareggio |  ۲۳ |  (۱) |
| ۱۹۳۷–۱۹۳۸ |  باشگاه فوتبال لیورنو |  ۴ |  (۰) |
| ۱۹۳۸–۱۹۳۹ |  باشگاه فوتبال مودنا |  ۱۳ |  (۰) |
| ۱۹۳۹–۱۹۴۰ |  Molinella |  ۱۰ |  (۰) |
| ۱۹۴۰–۱۹۴۱ |  Le Signe |  ۱۱ |  (۰) |
| ۱۹۴۱–۱۹۴۲ |  L'Aquila Calcio |  ۰ |  (۰) |
| مجموع |   |  ۶۱ |  (۵) |
 تعداد بازی‌ها و گل‌ها فقط مربوط به بازی‌های لیگ داخلی است. :  تعداد بازی‌ها و گل‌ها فقط مربوط به بازی‌های لیگ داخلی است. 
دینو گیفورد (انگلیسی: Dino Gifford; ۶ ژانویهٔ ۱۹۱۷ – ۵ نوامبر ۲۰۱۳) بازیکن فوتبال اهل ایتالیا بود.
از باشگاه‌هایی که در آن بازی کرده‌است می‌توان به باشگاه فوتبال لیورنو و باشگاه فوتبال مودنا اشاره کرد.
دوتیرکی ۵۸۶۷۱

سیارک ۵۸۶۷۱ (به انگلیسی: 58671 Diplodocus، نامگذاری:1997YC8) پنجاه و هشت هزار و ششصد و هفتاد و یکمین سیارک کشف شده‌است که در ۲۵ دسامبر ۱۹۹۷ کشف شد.
ده‌حسن (هیرمند)

| ده حسن | ده حسن |
| --- | --- |
روستا: روستا
مختصات: ۳۱°۶′۱۱٫۰۲″ شمالی ۶۱°۴۶′۷٫۰۰″ شرقی﻿ / ﻿۳۱٫۱۰۳۰۶۱۱°شمالی ۶۱٫۷۶۸۶۱۱۱°شرقی﻿ / 31.1030611; 61.7686111: مختصات: ۳۱°۶′۱۱٫۰۲″ شمالی ۶۱°۴۶′۷٫۰۰″ شرقی﻿ / ﻿۳۱٫۱۰۳۰۶۱۱°شمالی ۶۱٫۷۶۸۶۱۱۱°شرقی﻿ / 31.1030611; 61.7686111
کشور: ایران
استان: سیستان و بلوچستان
شهرستان: هیرمند
بخش: بخش مرکزی
دهستان: جهان‌آباد
جمعیت: ۳۶نفر
ده حسن، روستایی است از توابع بخش مرکزی شهرستان هیرمند در استان سیستان و بلوچستان ایران.
جمعیت

این روستا در دهستان جهان‌آباد قرار داشته و براساس سرشماری سال ۱۳۸۵جمعیت آن ۳۶نفر (۱۱خانوار) بوده‌است.
ردلندز، کلرادو

| ردلندز، کلرادو | ردلندز، کلرادو |
| --- | --- |
حوزه سرشماری: حوزه سرشماری
موقعیت ردلندز، کلرادو در نقشه: موقعیت ردلندز، کلرادو در نقشه
کشور:  ایالات متحده آمریکا
ایالت:  کلرادو
ردلندز (به انگلیسی: Redlands) یک منطقهٔ مسکونی در ایالات متحده آمریکا است که در شهرستان میسا، کلرادو واقع شده‌است. ردلندز ۴۰٫۳ کیلومتر مربع مساحت و ۸٬۶۸۵ نفر جمعیت دارد و ۱٬۴۱۹ متر بالاتر از سطح دریا واقع شده‌است.
دیوار آتش بزرگ چین

دیوار آتش بزرگ چین (به انگلیسی: Great Firewall) یک پروژه دولت چین برای کنترل اینترنت است. در این پروژه دولت چین از فناوری‌های مختلف کنترل شبکه برای اعمال سیاست‌های خود در اینترنت کشورش استفاده کرده‌است. تحلیل گران معتقدند دیوار بزرگ چین یکی از پیچیده‌ترین سامانه‌های کنترل اینترنت در مقایسه با سامانه‌های مشابه سایر کشور هاست. نام این سامانه از ترکیب دو نام دیوار آتش و دیوار بزرگ چین گرفته شده‌است. دیوار بزرگ چین کار خود را با مسدود کردن دسترسی به صفحات وب شروع کرد و بعد از توسعه‌های فراوان قابلیت مسدود کردن فیلترشکن‌ها، ارتباطات رمز شده و تور (Tor) به آن اضافه شده است
تاریخچه

گمان می‌رود طرح دیوار آتش بزرگ چین نشئت گرفته از سیاست کلی دولت چین مبنی بر توسعه اقتصادی همراه با حفظ فرهنگ بومی و جلوگیری از ورود فرهنگ بیگانه است که در جملات سیاست مدارانی مانند دنگ ژیائوپینگ دیده می‌شود. اولین اتصال اینترنت در چین در سال ۱۹۹۴ برقرار شد و بعد از مدتی اینترنت به‌طور گسترده‌ای توسعه یافت به طوری که در سال ۱۹۹۵ عرضه عمومی آن آغاز شد، بنابراین وزارت امینت عمومی چین بر اساس سیاست‌های کلی دولت چین اقداماتی را برای کنترل اینترنت شروع کرد.
در سال ۱۹۹۷ با تصویب قوانین محتوای مجرمانه قدم‌های اولیه برداشته شد و در سال ۱۹۹۸ وزارت امنیت عمومی چین پروژه سپر طلایی را برای اعمال این گونه سیاست‌ها در اینترنت شروع کرد. به‌طور کلی پروژه سپر طلایی به عنوان پروژه مادر در بخش مسدودسازی شناخته می‌شود و دیوار آتش بزرگ چین به عنوان بخشی از آن مطرح می‌شود البته گروهی دیگر معتقدند مدیریت دیوار آتش بزرگ مستقل از وزارت امنیت عمومی است، طراحی و پیاده‌سازی آن توسط مرکز هماهنگی آپا چین انجام شده و وزارت صنعت و فناوری اطلاعات چین مدیریت آن را انجام می‌دهد هر چند اطلاع دقیقی از رابطهٔ بین آن دو در دسترس نیست اما می‌توان گفت اولین تلاش‌های فنی برای مسدود کردن اینترنت از سال ۱۹۹۶ آغاز و از سال ۱۹۹۸ جدی‌تر شد.
فناوری مسدود سازی

همان‌طور که گفته شد به اعتقاد صاحب نظران کشور چین یکی از پیشرفته‌ترین و پیچیده‌ترین سیستم‌های کنترل اینترنت در دنیا را دارد. این پروژه از نظر فنی ابعاد مختلفی دارد و دانشگاه‌ها و موسسات تحقیقاتی مختلفی از جمله دانشگاه هاربین و مؤسسه تکنولوژی رایانه آکادمی علوم چین در ایجاد آن نقش داشتند. دیوار آتش بزرگ سال‌ها پیش با مسدود سازی صفحات وب در پروتکل اچ‌تی‌تی‌پی شروع به کار کرده و به مرور انواع قابلیت‌های مسدود سازی بر مبنای نشانی وب، تغییر نام دامنه، تشخیص و مسدود کردن ارتباطات غیرمجازی رمزنگاری شده، به آن اضافه شده‌است. دولت چین قابلیت مسدود کردن ابزارهای دور زدن فیلترینگ و همچنین مسدود کردن وی‌پی‌ان‌ها را به مرور به آن اضافه کرده‌است. در زیر این قابلیت‌ها به‌طور خلاصه مورد بررسی قرار می‌گیرد:
فناوری مسدود سازی > مسدود سازی آی‌پی

در این روش آدرس آی‌پی مقصد بسته‌های عبوری از شبکه مورد بررسی قرار می‌گیرد در صورتی آن آدرس در لیست سیاه باشد، شبکه آن بسته را انتقال نمی‌دهد و اتصال کاربر به سرور غیرمجاز بر قرار نمی‌شود.
عیب این روش آن است که اگر روی یک سرور که یک آدرس آی‌پی دارد، چندین سایت داشته باشیم (که به آن میزبانی‌اشتراکی گفته می‌شود) در صورتی که یکی از سایت‌ها غیرمجاز شناخته شود بقیه سایت‌های روی آن سرور هم مسدود می‌شوند. به مثال زیر که سه سایت روی یک سرور را نشان می‌دهد توجه کنید:
215.52.32.1 www.example1.com
215.52.32.1 www.example2.com
215.52.32.1 www.example3.com
حالا اگر فقط محتوای سایت example1.com غیرمجاز باشد و از روش مسدود سازی آی‌پی استفاده شود سایت‌های example2.com و example3.com که همان آدرس آی‌پی را دارند نیز از دسترس خارج می‌شوند هر چند آن‌ها محتوای غیرمجاز ندارند.
همچنین اگر سایت example1.com دارای صفحات مجاز و غیرمجاز (مثل بسیاری از ارائه دهندگان خدمات وبلاگ) باشد تمام صفحات آن از دسترس خارج می‌شود.
فناوری مسدود سازی > مسدود سازی بر مبنای نشانی وب

در این روش که بیشتر در پروتکل اچ‌تی‌تی‌پی کاربرد دارد، مدیریت شبکه، نشانی وب (URL) صفحه در خواستی کاربر را که در قسمت header بسته اچ‌تی‌تی‌پی موجود است، بررسی می‌کند و در صورتی که در آن الگوهای مسدود شده را پیدا کند اتصال را قطع می‌کند.
در این روش می‌توان تمام صفحاتی که در آدرس آن‌ها کلمات لیست سیاه وجود دارد مسدود نمود.
فناوری مسدود سازی > مسدود سازی و هدایت سامانهٔ نام دامنه

با استفاده از این روش می‌توان درخواست‌هایی که برای یک سایت وجود دارد را به یک آدرس آی‌پی دیگر هدایت کرد و از طریق آن پیغام هشداری را را به کاربر نشان داد. اساس کار این روش این است که در زمانی که کاربر درخواست‌های سامانهٔ نام دامنه (DNS) می‌فرستد مدیریت شبکه پاسخ جعلی برای کاربر می‌فرستد و کاربر آدرس آی‌پی جعل شده را به جای آدرس آی‌پی اصلی سرور دریافت می‌کند.
مثلاً اگر در سیستم نام دامنه جهانی ردیف زیر را داشته باشیم:
215.52.32.1 www.example1.com
پاسخ سیستم نام دامنه جعلی زیر به جای آن فرستاده می‌شود:
172.25.0.1 www.example1.com
مشاهده می‌شود آدرس آی‌پی در این پاسخ جعلی تغییر کرده‌است، بنابراین می‌توان کاربر را به صفحات دلخواه مثل صفحه هشدار هدایت کرد.
Active Probing

استفاده از این شیوه در دیوار آتش بزرگ برای اولین بار در اواخر سال ۲۰۱۱ مشاهده شد، بررسی‌های بیشتر نشان داد که دیوار بزرگ چین از این روش جدید برای مقابله با بسیاری از نرم‌افزارها و ابزار دور زدن فیلتر مثل وی‌پی‌ان‌ها، پراکسی‌ها و تور (Tor) استفاده می‌کند. شیوهٔ کلی کار آن به این صورت است که یک کپی از بسته‌هایی که توسط کاربران ارسال می‌شوند به سامانه بازرسی ژرف بسته (DPI) فرستاده می‌شود و بعد اگر دی‌پی‌آی تشخیص داد که این بسته می‌تواند مربوط به پروتکل یکی از ابزارهای دور زدن فیلتر باشد، آی‌پی و درگاه (Port) آن به Active Proberها برای تست بیشتر فرستاده می‌شود.
Active Proberها پس از دریافت آی‌پی و درگاه و نوع ابزار احتمالی شروع می‌کنند با همان ابزار (مثلاً تور) به آن آی‌پی و درگاه درخواست اتصال می‌فرستند به عبارت دیگر مثل یک کاربر عادی که می‌خواهد از این ابزار استفاده کند درخواست اتصال را ارسال می‌کنند و در صورتی که اتصال موفق باشد دیوار بزرگ آن آی‌پی و درگاه را در لیست سیاه قرار می‌دهد و تمام اتصالات به آن قطع می‌شود. همچنین بعد از مدتی دوباره Active Proberها تلاش می‌کند به آن آی‌پی و درگاه متصل شوند و در صورتی که دیگر سرویس وی‌پی‌ان روی آن ارائه نشود آن سرور را از لیست سیاه خارج می‌کنند.
با این روش می‌توان بسیاری از ابزارهای دور زدن مسدودسازی (فیلتر شکن) را شناسایی و قطع کرد، حتی اگر آن‌ها از ارتباطات رمز شده استفاده کنند معمولاً نوع پروتکل آن‌ها قابل تشخیص توسط دی‌پی‌آی است و از آن جایی که آدرس آی‌پی و درگاه آن‌ها نیز در بسته موجود است می‌توان آن‌ها را شناسایی کرد.
مسدودسازی تور

تور یکی از ابزارهای معروف و پیچیده برای ناشناس ماندن در اینترنت است. دیوار آتش بزرگ به تدریج روش‌هایی که منجر به قطع شدن ارتباطات تور می‌شد را عملیاتی کرد. بعدها تور با اضافه کردن پل (Tor Bridge) توانست دیوار بزرگ را دور بزند اما با عملیاتی شدن Active Proberهای مخصوص تور از سال ۲۰۱۲ نودهای پل‌های تور نیز شناسایی می‌شدند.
مسدودسازی تور > Obfs2

بعد از مدتی تور یک لایهٔ دیگر تحت عنوان Obfs2 (مخفف Obfuscation) به ارتباطاتش اضافه نمود، طرز کار این لایه به این صورت است که تمام ارتباطات بعدی تور را رمز می‌کند و کلید آن را در ۲۰ بیت اول ارتباط قرار می‌دهد. طبق تحقیقاتی که انجام شده‌است دی‌پی‌آی دیوار آتش بزرگ بعد از مدتی قابلیت تشخیص Obfs2 را اضافه کرد و با ترکیب آن با Active Probing توانست بسیاری از ارتباطات Obfs2 را شناسایی کند.
مسدودسازی تور > Obfs3

تور بعد از مدتی Obfs2 را با Obfs3 جایگزین کرد که کل جریان داده توسط TLS رمز نگاری می‌شد. در واکنش به آن دولت چین نیز دوباره با ترکیب DPIهای پیشرفته تر و توسعه Active Probing برای Obfs3 توانست Obfs3 را نیز تشخیص و تا حدودی مسدود نماید گرچه طبق برخی تحقیقات علی‌رغم وجود Active Proberهای Obfs3 در چین هنوز Obfs3 کاملاً مسدود نشده‌است.
سیاست گذاری

به‌طور کلی دیوار آتش بزرگ چین تابع سیاست‌های مسدود کردن اینترنت است. طبق قانونی که وزارت امینت عمومی چین وضع کرده‌است افراد مجاز نیستند از اینترنت برای موارد زیر استفاده کنند:
آسیب زدن به امنیت ملی
افشای اسرار دولتی
آسیب زدن به منافع دولت و جامعه
ایجاد، توزیع و انتقال هر اطلاعاتی که منجر به تضعیف وحدت ملی، تحریف واقعیات و نشر اکاذیب شود
ایجاد، توزیع و انتقال هر اطلاعاتی که مشوق قمار، خشونت یا قتل باشد
هرزه‌نگاری و مسائل غیراخلاقی
البته موارد بالا بخشی از کل سیاست‌ها هستند و قانون چین موارد دیگری را هم در بر می‌گیرد.
معماری ساده شده دیوار آتش بزرگ
گونشی کانبی

| Gunshi Kanbei | Gunshi Kanbei |
| --- | --- |
نویسنده: Yoichi Maekawa
کارگردان: Kenji Tanaka
بازیگران: جون‌ایچی اوکادا میکی ناکاتانی آکیرا ترائو شوسوکه تانی هارا توری ماتسوزاکا یوکی اوچیدا توما ایکوتا فومی نیکاایدو تتسوشی تاناکا میری کیریتانی Gaku Hamada Mokomichi Hayami ایسی تاکاهاشی Kei Tanaka Mitsuki Takahata Kazuhiro Yamaji تسوروتارو کاتااوکا تاکانوری جینای Shingo Tsurumi Masatō Ibu هیتومی کوروکی یوسوکه اگوچی نائوتو تاکناکا Kyōhei Shibata  تاداشی یوکوچی
سازنده موسیقی متن: یوگو کانو
آهنگساز: Yugo Kanno
کشور سازنده: ژاپن
زبان اصلی: زبان ژاپنی
شمار قسمت‌ها: ۵۰
تولید: تولید
تهیه‌کنندهٔ اجرایی: Takashi Nakamura
مدت: 48 x ۴۵ دقیقه 2 x ۶۰ دقیقه
پخش: پخش
شبکهٔ اصلی: ان‌اچ‌کی
انتشار اولیه: ۵ ژانویه ۲۰۱۴ – ۲۱ دسامبر ۲۰۱۴
انتشار: انتشار
پس از: یائه نو ساکورا
پیش از: هانا مویو
وبگاه: وبگاه
گونشی کانبی (انگلیسی: Gunshi Kanbei) نام یک مجموعه تلویزیونی تاریخی و پنجاه و سومین سری از فیلم‌های مجموعه تلویزیونی تایگا است. این مجموعه توسط ان‌اچ‌کی در سال ۲۰۱۴ میلادی ساخته شده است. در این مجموعه جون‌ایچی اوکادا نقش کورودا یوشیتاکا (کانبی) دایمیوی ولایت هاریما و استراتژیست تویوتومی هیده‌یوشی را ایفا می‌کند. پس از مرگ کانبی پسرش کورودا ناگاماسا به خدمت توکوگاوا ایه‌یاسو درآمد.
طرح

این درام داستان کورودا یوشیتاکا، پسر کورودا موتوتاکا، ملازم اصلی کودرا ماساموتو را روایت می‌کند که در قرن شانزدهم بر ولایت هاریما (در حال حاضر استان هیوگو) حکومت می‌کرد. در زمان‌های پر دردسر، کانبی کودرا را متقاعد می‌کند تا با قدرت همه‌جانبه اودا نوبوناگا بپیوندد. کانبی با وجود اینکه توسط آراکی موراشیگه زندانی شده و مادام العمر محکوم شده است، سختی‌ها را تحمل می‌کند و بعدها تبدیل به یک استراتژیست برای تویوتومی هیده‌یوشی می‌شود. پسرش کورودا ناگاماسا پس از مرگ هیده‌یوشی به توکوگاوا ایه‌یاسو خدمت می‌کند.
بازیگران > خانواده کورودا

کورودا یوشیتاکا: جون‌ایچی اوکادا
کیراتو واکایاما: کانبی نوجوان
کوشیهاشی ترو: میکی ناکاتانی
کورودا ناگاماسا: توری ماتسوزاکا
ناگاماسای نوجوان (شوجومارو): کیراتو واکایاما
کورودا موتوتاکا: کیوهی شیباتا
کورودا کیومو: دایسوکه ریو
کورودا شیگه تاکا: رایتا ریو
کورییاما زنسوکه: گاکو هامادا
موری تاهی: موکومیچی هایامی
اینوئه کوروئمون یوریفوسا: ایسی تاکاهاشی
گوتو موتوتسوگو: تاکاشی سوکاموتو
موری کوهی: سانسی شیومی
موری بوهی: ماسارو ناگای
ایتو: میتسوکی تاکاهاتا
اومیچی: ریلا فوکوشیما
ای هیمه: مییو یوشیموتو
بازیگران > ایبوکی

ایبوکی زنه مون: ایسائو بیتو
تاتسو: نائو مینامیساوا
بازیگران > خاندان کودرا

کودرا ماساموتو: تسوروتارو کاتااوکا
کون: ساکی تاکائوکا
کوشیهاشی ساکیونوسوکه: تورو ماسوئوکا
کوشیهاشی سایونوشین: نوبوآکی کانه‌کو
اوگو یوشیتوشی: تسوتومو ایزوبه
بازیگران > خاندان اودا

اودا نوبوناگا: یوسوکه اگوچی
نوهیمه: یوکی اوچیدا
آکچی میتسوهیده: Shunputei Koasa
نیوا ناگاهیده: هیروشی کاتسونو
شیباتا کاتسوایه: Yoshimasa Kondo
دوتا گوزن: Naoko Otani
یاسوکه: Bernard Ackah
اوایچی: Kyoko Uchida
اودا نوبوتادا: تومویا ناکامورا
اودا نوبوتاکا: Masei Nakayama
اودا نوبوکاتسو: Shōta Kosakai
موری رانمارو: Hayato Kakizawa
بازیگران > خاندان تویوتومی

تویوتومی هیده‌یوشی: نائوتو تاکناکا
کودای این: هیتومی کوروکی
تاکه‌ناکا شیگه‌هارو: شوسوکه تانیهارا
هاچیسوکا ماساکاتسو: پیر تاکی
ایشیدا میتسوناری: کی تاناکا
یودو دونو: فومی نیکاایدو
فوکوشیما ماسانوری: Hideo Ishiguro
کاتو کیوماسا: Shinnosuke Abe
تویوتومی هیده‌تسوگو: آکییوشی ناکائو
کونیشی یوکیناگا: شوگو اوشیناری
Magdalena: ماکو ایشی نو
ساسا ناریماسا: Ryosuke Otani
اوکیتا هیده‌ایه: Kouhei Takeda
کوبایاکاوا هیده‌آکی: یوسوکه آساری
اوتانی یوشیتسوگو: Shingo Murakami
اونو هاروناگا: Yasuhito Shimao
بازیگران > خاندان توکوگاوا

توکوگاوا ایه‌یاسو: آکیرا ترائو
ای نائوماسا: Mikihisa Azuma
هوندا تاداکاتسو: Masayuki Shionoya
ساکاکی‌بارا یاسوماسا: Ikuji Nakamura