Эта статья входит в число добротных статей

MD5

Материал из Википедии — свободной энциклопедии
Перейти к: навигация, поиск
Криптографическая
хеш-функция
Название

MD5

Создан

1991 г.

Опубликован

апрель 1992 г.

Преемник

SHA-2

Стандарты

RFC 1321

Размер хеша

128 бит

Число раундов

4

Тип

хеш-функция

MD5 (англ. Message Digest 5) — 128-битный алгоритм хеширования, разработанный профессором Рональдом Л. Ривестом из Массачусетского технологического института (Massachusetts Institute of Technology, MIT) в 1991 году. Предназначен для создания «отпечатков» или дайджестов сообщения произвольной длины и последующей проверки их подлинности. Широко применялся для проверки целостности информации и хранения паролей в закрытом виде.

История[править | править вики-текст]

MD5 — один из серии алгоритмов по построению дайджеста сообщения, разработанный профессором Рональдом Л. Ривестом из Массачусетского технологического института. Был разработан в 1991 году как более надёжный вариант предыдущего алгоритма MD4[1]. Описан в RFC 1321[2]. Позже Гансом Доббертином были найдены недостатки алгоритма MD4.

В 1993 году Берт ден Бур (Bert den Boer) и Антон Босселарс (Antoon Bosselaers) показали, что в алгоритме возможны псевдоколлизии, когда разным инициализирующим векторам соответствуют одинаковые дайджесты для входного сообщения[3].

В 1996 году Ганс Доббертин (Hans Dobbertin) объявил о коллизии в алгоритме[4], и уже в то время было предложено использовать другие алгоритмы хеширования, такие как Whirlpool, SHA-1 или RIPEMD-160.

Из-за небольшого размера хеша в 128 бит можно рассматривать birthday-атаки. В марте 2004 года был запущен проект MD5CRK с целью обнаружения уязвимостей алгоритма, используя birthday-атаки. Проект MD5CRK закончился 17 августа 2004 года, когда Ван Сяоюнь (Wang Xiaoyun), Фэн Дэнго (Feng Dengguo), Лай Сюэцзя (Lai Xuejia) и Юй Хунбо (Yu Hongbo) обнаружили уязвимости в алгоритме[5].

1 марта 2005 года Арьен Ленстра, Ван Сяоюнь и Бенне де Вегер продемонстрировали построение двух документов X.509 с различными открытыми ключами и одинаковым хешем MD5[6].

18 марта 2006 года исследователь Властимил Клима (Vlastimil Klima) опубликовал алгоритм, который может найти коллизии за одну минуту на обычном компьютере, метод получил название «туннелирование»[7].

В конце 2008 года US-CERT призвал разработчиков программного обеспечения, владельцев веб-сайтов и пользователей прекратить использовать MD5 в любых целях, так как исследования продемонстрировали ненадёжность этого алгоритма[8].

24 декабря 2010 года Тао Се (Tao Xie) и Фэн Дэнго (Feng Dengguo) впервые представили коллизию сообщений длиной в один блок (512 бит)[9]. Ранее коллизии были найдены для сообщений длиной в два блока и более. Позднее Марк Стивенс (Marc Stevens) повторил успех, опубликовав блоки с одинаковым хешем MD5, а также алгоритм для получения таких коллизий[10].

В 2011 году был опубликован информационный документ RFC 6151. Он признаёт алгоритм хеширования MD5[2] небезопасным для некоторых целей и рекомендует отказаться от его использования.

Алгоритм MD5[править | править вики-текст]

Схема работы алгоритма MD5

На вход алгоритма поступает входной поток данных, хеш которого необходимо найти. Длина сообщения может быть любой (в том числе нулевой). Запишем длину сообщения в L. Это число целое и неотрицательное. Кратность каким-либо числам необязательна. После поступления данных идёт процесс подготовки потока к вычислениям.

Ниже приведены 5 шагов алгоритма[2]:

Шаг 1. Выравнивание потока[править | править вики-текст]

Сначала дописывают единичный бит в конец потока (байт 80h), затем необходимое число нулевых бит. Входные данные выравниваются так, чтобы их новый размер был сравним с 448 по модулю 512, (). Выравнивание происходит, даже если длина уже сравнима с 448.

Шаг 2. Добавление длины сообщения[править | править вики-текст]

В конец сообщения дописывают 64-битное представление длины данных (количество бит в сообщении) до выравнивания. Сначала записывают младшие 4 байта, затем старшие. Если длина превосходит , то дописывают только младшие биты (эквивалентно взятию по модулю ). После этого длина потока станет кратной 512. Вычисления будут основываться на представлении этого потока данных в виде массива слов по 512 бит.

Шаг 3. Инициализация буфера[править | править вики-текст]

Для вычислений инициализируются 4 переменных размером по 32 бита и задаются начальные значения шестнадцатеричными числами (порядок байтов little-endian, сначала младший байт):

А = 01 23 45 67; // 67452301h
В = 89 AB CD EF; // EFCDAB89h
С = FE DC BA 98; // 98BADCFEh
D = 76 54 32 10. // 10325476h

В этих переменных будут храниться результаты промежуточных вычислений. Начальное состояние ABCD называется инициализирующим вектором.

Определим ещё функции и константы, которые нам понадобятся для вычислений.

  • Потребуются 4 функции для четырёх раундов. Введём функции от трёх параметров — слов, результатом также будет слово:
1-й раунд: ,
2-й раунд: ,
3-й раунд: ,
4-й раунд: ,
где побитовые логические операции XOR, AND, OR и NOT соответственно.
  • Определим таблицу констант  — 64-элементная таблица данных, построенная следующим образом: .[11]
  • Каждый 512-битный блок проходит 4 этапа вычислений по 16 раундов. Для этого блок представляется в виде массива X из 16 слов по 32 бита. Все раунды однотипны и имеют вид: [abcd k s i], определяемый как , где k — номер 32-битного слова из текущего 512-битного блока сообщения, и  — циклический сдвиг влево на s бит полученного 32-битного аргумента. Число s задается отдельно для каждого раунда.

Шаг 4. Вычисление в цикле[править | править вики-текст]

Заносим в блок данных элемент n из массива 512-битных блоков. Сохраняются значения A, B, C и D, оставшиеся после операций над предыдущими блоками (или их начальные значения, если блок первый).

AA = A
BB = B
CC = C
DD = D

Этап 1

/* [abcd k s i] a = b + ((a + F(b,c,d) + X[k] + T[i]) <<< s). */
[ABCD  0 7  1][DABC  1 12  2][CDAB  2 17  3][BCDA  3 22  4]
[ABCD  4 7  5][DABC  5 12  6][CDAB  6 17  7][BCDA  7 22  8]
[ABCD  8 7  9][DABC  9 12 10][CDAB 10 17 11][BCDA 11 22 12]
[ABCD 12 7 13][DABC 13 12 14][CDAB 14 17 15][BCDA 15 22 16]

Этап 2

/* [abcd k s i] a = b + ((a + G(b,c,d) + X[k] + T[i]) <<< s). */
[ABCD  1 5 17][DABC  6 9 18][CDAB 11 14 19][BCDA  0 20 20]
[ABCD  5 5 21][DABC 10 9 22][CDAB 15 14 23][BCDA  4 20 24]
[ABCD  9 5 25][DABC 14 9 26][CDAB  3 14 27][BCDA  8 20 28]
[ABCD 13 5 29][DABC  2 9 30][CDAB  7 14 31][BCDA 12 20 32]

Этап 3

/* [abcd k s i] a = b + ((a + H(b,c,d) + X[k] + T[i]) <<< s). */
[ABCD  5 4 33][DABC  8 11 34][CDAB 11 16 35][BCDA 14 23 36]
[ABCD  1 4 37][DABC  4 11 38][CDAB  7 16 39][BCDA 10 23 40]
[ABCD 13 4 41][DABC  0 11 42][CDAB  3 16 43][BCDA  6 23 44]
[ABCD  9 4 45][DABC 12 11 46][CDAB 15 16 47][BCDA  2 23 48]

Этап 4

/* [abcd k s i] a = b + ((a + I(b,c,d) + X[k] + T[i]) <<< s). */
[ABCD  0 6 49][DABC  7 10 50][CDAB 14 15 51][BCDA  5 21 52]
[ABCD 12 6 53][DABC  3 10 54][CDAB 10 15 55][BCDA  1 21 56]
[ABCD  8 6 57][DABC 15 10 58][CDAB  6 15 59][BCDA 13 21 60]
[ABCD  4 6 61][DABC 11 10 62][CDAB  2 15 63][BCDA  9 21 64]

Суммируем с результатом предыдущего цикла:

A = AA + A
B = BB + B
C = CC + C
D = DD + D

После окончания цикла необходимо проверить, есть ли ещё блоки для вычислений. Если да, то переходим к следующему элементу массива (n + 1) и повторяем цикл.

Шаг 5. Результат вычислений[править | править вики-текст]

Результат вычислений находится в буфере ABCD, это и есть хеш. Если выводить побайтово, начиная с младшего байта A и закончив старшим байтом D, то мы получим MD5-хеш. 1, 0, 15, 34, 17, 18…

Сравнение MD5 и MD4[править | править вики-текст]

Алгоритм MD5 происходит от MD4. В новый алгоритм добавили ещё один раунд, теперь их стало 4 вместо 3 в MD4. Добавили новую константу для того, чтобы свести к минимуму влияние входного сообщения, в каждом раунде на каждом шаге и каждый раз константа разная, она суммируется с результатом F и блоком данных. Изменилась функция вместо . Результат каждого шага складывается с результатом предыдущего шага, из-за этого происходит более быстрое изменение результата. Для этой же цели оптимизирована величина сдвига на каждом круге. Изменился порядок работы с входными словами в раундах 2 и 3[2].

Примеры MD5-хешей[править | править вики-текст]

Хеш содержит 128 бит (16 байт) и обычно представляется как последовательность из 32 шестнадцатеричных цифр[12].

Несколько примеров хеша:

 MD5("md5") = 1BC29B36F623BA82AAF6724FD3B16718

Даже небольшое изменение входного сообщения (в нашем случае на один бит: ASCII символ «5» с кодом 3516 = 0001101012 заменяется на символ «4» с кодом 3416 = 0001101002) приводит к полному изменению хеша. Такое свойство алгоритма называется лавинным эффектом.

 MD5("md4") = C93D3BF7A7C4AFE94B64E30C2CE39F4F

Пример MD5-хеша для «нулевой» строки:

 MD5("") = D41D8CD98F00B204E9800998ECF8427E

Криптоанализ[править | править вики-текст]

На данный момент существуют несколько видов «взлома» хешей MD5 — подбора сообщения с заданным хешем[13][14]:

При этом методы перебора по словарю и brute-force могут использоваться для взлома хеша других хеш-функций (с небольшими изменениями алгоритма). В отличие от них, RainbowCrack требует предварительной подготовки радужных таблиц, которые создаются для заранее определённой хеш-функции. Поиск коллизий специфичен для каждого алгоритма.

Атаки переборного типа[править | править вики-текст]

Для полного перебора или перебора по словарю можно использовать программы PasswordsPro[15], MD5BFCPF[16], John the Ripper. Для перебора по словарю существуют готовые словари[17]. Основным недостатком такого типа атак является высокая вычислительная сложность.

RainbowCrack — ещё один метод нахождения прообраза хеша из заданного множества. Он основан на генерации цепочек хешей, чтобы по получившейся базе вести поиск заданного хеша. Хотя создание радужных таблиц занимает много времени и памяти, последующий взлом производится очень быстро. Основная идея данного метода — достижение компромисса между временем поиска по таблице и занимаемой памятью.

Коллизии MD5[править | править вики-текст]

Коллизия хеш-функции — это получение одинакового значения функции для разных сообщений и идентичного начального буфера. В отличие от коллизий, псевдоколлизии определяются как равные значения хеша для разных значений начального буфера, причём сами сообщения могут совпадать или отличаться. В MD5 вопрос коллизий не решается[14].

В 1996 году Ганс Доббертин нашёл псевдоколлизии в MD5, используя определённые инициализирующие векторы, отличные от стандартных. Оказалось, что можно для известного сообщения построить второе, такое, что оно будет иметь такой же хеш, как и исходное. C точки зрения математики это означает: MD5(IV,L1) = MD5(IV,L2), где IV — начальное значение буфера, а L1 и L2 — различные сообщения. Например, если взять начальное значение буфера[4]:

A = 0x12AC2375
В = 0x3B341042
C = 0x5F62B97C
D = 0x4BA763E 

и задать входное сообщение

AA1DDABE D97ABFF5 BBF0E1C1 32774244
1006363E 7218209D E01C136D 9DA64D0E
98A1FB19 1FAE44B0 236BB992 6B7A779B
1326ED65 D93E0972 D458C868 6B72746A

то, добавляя число к определённому 32-разрядному слову в блочном буфере, можно получить второе сообщение с таким же хешем. Ханс Доббертин представил такую формулу:

Тогда MD5(IV, L1) = MD5(IV, L2) = BF90E670752AF92B9CE4E3E1B12CF8DE.

В 2004 году китайские исследователи Ван Сяоюнь (Wang Xiaoyun), Фэн Дэнго (Feng Dengguo), Лай Сюэцзя (Lai Xuejia) и Юй Хунбо (Yu Hongbo) объявили об обнаруженной ими уязвимости в алгоритме, позволяющей за небольшое время (1 час на кластере IBM p690) находить коллизии[5][18].

В 2005 году Ван Сяоюнь и Юй Хунбо из университета Шаньдуна в Китае опубликовали алгоритм, который может найти две различные последовательности в 128 байт, которые дают одинаковый MD5-хеш. Одна из таких пар (отличающиеся разряды выделены):

d131dd02c5e6eec4693d9a0698aff95c 2fcab58712467eab4004583eb8fb7f89
55ad340609f4b30283e488832571415a 085125e8f7cdc99fd91dbdf280373c5b
d8823e3156348f5bae6dacd436c919c6 dd53e2b487da03fd02396306d248cda0
e99f33420f577ee8ce54b67080a80d1e c69821bcb6a8839396f9652b6ff72a70

и

d131dd02c5e6eec4693d9a0698aff95c 2fcab50712467eab4004583eb8fb7f89
55ad340609f4b30283e4888325f1415a 085125e8f7cdc99fd91dbd7280373c5b
d8823e3156348f5bae6dacd436c919c6 dd53e23487da03fd02396306d248cda0
e99f33420f577ee8ce54b67080280d1e c69821bcb6a8839396f965ab6ff72a70

Каждый из этих блоков даёт MD5-хеш, равный 79054025255fb1a26e4bc422aef54eb4[19].

В 2006 году чешский исследователь Властимил Клима опубликовал алгоритм, позволяющий находить коллизии на обычном компьютере с любым начальным вектором (A,B,C,D) при помощи метода, названного им «туннелирование»[7][20].

Алгоритм MD5 использует итерационный метод Меркла-Дамгарда, поэтому становится возможным построение коллизий с одинаковым, заранее выбранным префиксом. Аналогично, коллизии получаются при добавлении одинакового суффикса к двум различным префиксам, имеющим одинаковый хеш. В 2009 году было показано, что для любых двух заранее выбранных префиксов можно найти специальные суффиксы, с которыми сообщения будут иметь одинаковое значение хеша. Сложность такой атаки составляет всего 239 операций подсчета хеша[21].

Метод Ван Сяоюня и Юй Хунбо[править | править вики-текст]

Метод Ван Сяоюня и Юй Хунбо использует тот факт, что MD5 построен на итерационном методе Меркла-Дамгарда. Поданный на вход файл сначала дополняется, так чтобы его длина была кратна 64 байтам, после этого он делится на блоки по 64 байта каждый M0,M1,…,Mn-1. Далее вычисляется последовательность 16-байтных состояний s0,…,sn по правилу si+1=f(si,Mi), где f некоторая фиксированная функция. Начальное состояние s0 называется инициализирующим вектором.

Метод позволяет для заданного инициализирующего вектора найти две пары и , такие что . Важно отметить, что этот метод работает для любого инициализирующего вектора, а не только для вектора используемого по стандарту.

Эта атака является разновидностью дифференциальной атаки, которая, в отличие от других атак этого типа, использует целочисленное вычитание, а не XOR в качестве меры разности. При поиске коллизий используется метод модификации сообщений: сначала выбирается произвольное сообщение M0, далее оно модифицируется по некоторым правилам, сформулированным в статье, после чего вычисляется дифференциал хеш-функции, причём с вероятностью 2−37. К и применяется функция сжатия для проверки условий коллизии; далее выбирается произвольное , модифицируется, вычисляется новый дифференциал, равный нулю с вероятностью 2−30, а равенство нулю дифференциала хеш-функции как раз означает наличие коллизии. Оказалось, что найдя одну пару и , можно менять лишь два последних слова в , тогда для нахождения новой пары и требуется всего около 239 операций хеширования[19].

Применение этой атаки к MD4 позволяет найти коллизию меньше чем за секунду. Она также применима к другим хеш-функциям, таким как RIPEMD и HAVAL[5].

Примеры использования[править | править вики-текст]

Ранее считалось, что MD5 позволяет получать относительно надёжный идентификатор для блока данных. На данный момент данная хеш-функция не рекомендуется к использованию, так как существуют способы нахождения коллизий с приемлемой вычислительной сложностью[14][22].

Свойство уникальности хеша широко применяется в разных областях[23]. Стоит отметить, что приведенные примеры относятся и к другим криптографическим хеш-функциям.

С помощью MD5 проверяли целостность и подлинность скачанных файлов — так, некоторые программы поставляются вместе со значением контрольной суммы. Например, пакеты для инсталляции свободного ПО[24].

MD5 использовался для хеширования паролей. В системе UNIX каждый пользователь имеет свой пароль и его знает только пользователь. Для защиты паролей используется хеширование. Предполагалось, что получить настоящий пароль можно только полным перебором. При появлении UNIX единственным способом хеширования был DES (Data Encryption Standard), но им могли пользоваться только жители США, потому что исходные коды DES нельзя было вывозить из страны. Во FreeBSD решили эту проблему. Пользователи США могли использовать библиотеку DES, а остальные пользователи имеют метод, разрешённый для экспорта. Поэтому в FreeBSD стали использовать MD5 по умолчанию.[25]. Некоторые Linux-системы также используют MD5 для хранения паролей[26].

Многие системы используют базы данных для аутентификации пользователей и существует несколько способов хранения паролей[27]:

  1. Пароли хранятся как есть. При взломе такой базы все пароли станут известны.
  2. Хранятся только хеши паролей. Найти пароли можно используя заранее подготовленные таблицы хешей. Такие таблицы составляются из хешей простых или популярных паролей.
  3. К каждому паролю добавляется несколько случайных символов (их называют «соль») и результат хешируется. Полученный хеш вместе с «солью» сохраняются в открытом виде. Найти пароль с помощью таблиц таким методом не получится.

Существует несколько надстроек над MD5.

  • MD5 (HMAC) — Keyed-Hashing for Message Authentication (хеширование с ключом для аутентификации сообщения) — алгоритм позволяет хешировать входное сообщение L с некоторым ключом K, такое хеширование позволяет аутентифицировать подпись[28].
  • MD5 (Base64) — здесь полученный MD5-хеш кодируется алгоритмом Base64.
  • MD5 (Unix) — алгоритм вызывает тысячу раз стандартный MD5, для усложнения процесса. Также известен как MD5crypt[29].

Примечания[править | править вики-текст]

  1. What are MD2, MD4, and MD5? (англ.). RSA Laboratories (2000). Проверено 11 июля 2009. Архивировано из первоисточника 24 августа 2011.
  2. 1 2 3 4 Rivest, 1992.
  3. Boer, Bosselaers, 1993.
  4. 1 2 Hans Dobbertin. The Status of MD5 After a Recent Attack. Проверено 22 октября 2015.
  5. 1 2 3 Xiaoyun Wang, Dengguo Feng, Xuejia Lai, Hongbo Yu. Collisions for Hash Functions MD4, MD5, HAVAL-128 and RIPEMD (англ.) (17 августа 2004). Проверено 19 ноября 2008. Архивировано из первоисточника 24 августа 2011.
  6. Arjen Lenstra, Xiaoyun Wang and Benne de Weger. Colliding X.509 Certificates. eprint.iacr.org (1 марта 2005).
  7. 1 2 Vlastimil Kli'ma. Tunnels in Hash Functions: MD5 Collisions Within a Minute (англ.) (17 апреля 2006). Проверено 19 ноября 2008. Архивировано из первоисточника 24 августа 2011.
  8. CERT Vulnerability Note VU#836068 (англ.). kb.cert.org (30 December 2008). Проверено 10 октября 2015.
  9. Tao Xie, Dengguo Feng. Construct MD5 Collisions Using Just A Single Block Of Message (PDF) (16 декабря 2010). Проверено 16 октября 2015.
  10. Marc Stevens – Research – Single-block collision attack on MD5. Marc-stevens.nl (2012). Проверено 16 октября 2015.
  11. Иными словами, в таблице представлены по 32 бита после десятичной запятой от значений функции sin, где аргумент n в радианах.
  12. Detection Of Phishing Websites And Secure Transactions. Anna University (2012). Проверено 20 октября 2015.
  13. Ah Kioon, Wang, Deb Das, 2013.
  14. 1 2 3 Updated Security Considerations for the MD5 Message-Digest and the HMAC-MD5 Algorithms. Internet Engineering Task Force (март 2011). Проверено 23 октября 2015.
  15. PasswordsPro. InsidePro Software. — Программа для восстановления паролей к хешам различных типов. Проверено 19 ноября 2008. Архивировано из первоисточника 24 августа 2011.
  16. Проект MD5 на сайте SourceForge.net
  17. CERIAS — Security Archive. Center for Education and Research in Information Assurance and Security (июнь 2000). Проверено 19 ноября 2008.
  18. Philip Hawkes, Michael Paddon, Gregory G. Rose. Musings on the Wang et al. MD5 Collision (англ.) (13 октября 2004). Проверено 19 ноября 2008. Архивировано из первоисточника 24 августа 2011.
  19. 1 2 Wang, Yu, 2005.
  20. Vlastimil Klima. MD5 collisions (англ.). Проверено 19 ноября 2008. Архивировано из первоисточника 24 августа 2011.
  21. Stevens, Lenstra, Weger, 2012.
  22. Marc Stevens, Arjen Lenstra and Benne de Weger. Vulnerability of software integrity and code signing applications to chosen-prefix collisions for MD5 (30 ноября 2007).
  23. Ilya Mironov. Hash functions: Theory, attacks, and applications. Microsoft Research (14 ноября 2005).
  24. Turnbull J. Hardening Linux — 1 — Apress, 2005. — P. 57—58. — 584 p. — ISBN 978-1-59059-444-5
  25. Bill Swingle. Руководство FreeBSD (DES, MD5 и шифрование) (2006). Проверено 20 ноября 2008. Архивировано из первоисточника 24 августа 2011.
  26. Vicki Stanfield, Roderick W. Smith. Linux System Administration (Craig Hunt Linux Library). — 2. — Sybex, 2002. — С. 479—483. — 656 с. — ISBN 978-0782141382.
  27. Hossein Bidgoli. The Internet Encyclopedia, Volume 3. — 1. — Wiley, 2003. — С. 3—4. — 908 с. — ISBN 978-0471222019.
  28. Krawczyk, Hugo, Canetti, Ran, Bellare, Mihir. HMAC: Keyed-Hashing for Message Authentication. tools.ietf.org. Проверено 5 декабря 2015.
  29. Steven Alexander. password protection for modern operating systems. USENIX 2004 (июнь 2004).

Литература[править | править вики-текст]