Fluhrer, Mantin and Shamir attack
ಗೂಢಲಿಪೀಕರಣದಲ್ಲಿ, ಫ್ಲೂರರ್, ಮ್ಯಾಂಟಿನ್ ಮತ್ತು ಶಮೀರ್ ದಾಳಿಯು ವ್ಯಾಪಕವಾಗಿ ಬಳಸಲಾಗುವ ಆರ್ಸಿ4 ಸ್ಟ್ರೀಮ್ ಸೈಫರ್ ಮೇಲೆ ಸ್ಟ್ರೀಮ್ ಸೈಫರ್ ದಾಳಿಯಾಗಿದೆ. ಈ ದಾಳಿಯು ಆಕ್ರಮಣಕಾರರಿಗೆ ಆ ಸ್ಟ್ರೀಮ್ನಲ್ಲಿರುವ ಹೆಚ್ಚಿನ ಸಂಖ್ಯೆಯ ಸಂದೇಶಗಳಿಂದ ಆರ್ಸಿ4 ಎನ್ಕ್ರಿಪ್ಟ್ ಮಾಡಲಾದ ಸ್ಟ್ರೀಮ್ನಲ್ಲಿರುವ ಕೀಲಿಯನ್ನು ಮರುಪಡೆಯಲು ಅನುವು ಮಾಡಿಕೊಡುತ್ತದೆ. ಫ್ಲೂರರ್, ಮ್ಯಾಂಟಿನ್ ಮತ್ತು ಶಮೀರ್ ದಾಳಿ ನಿರ್ದಿಷ್ಟ ಕೀ ಉತ್ಪನ್ನ ವಿಧಾನಗಳಿಗೆ ಅನ್ವಯಿಸುತ್ತದೆ, ಆದರೆ ಆರ್ಸಿ4-ಆಧಾರಿತ ಎಸ್ಎಸ್ಎಲ್ (ಟಿಎಲ್ಎಸ್) ಗೆ ಸಾಮಾನ್ಯವಾಗಿ ಅನ್ವಯಿಸುವುದಿಲ್ಲ, ಏಕೆಂದರೆ ಎಸ್ಎಸ್ಎಲ್ ಆರ್ಸಿ4ಗಾಗಿ ಬಳಸುವ ಗೂಢಲಿಪೀಕರಣ ಕೀಲಿಗಳನ್ನು ಹ್ಯಾಶಿಂಗ್ ಮೂಲಕ ಉತ್ಪಾದಿಸುತ್ತದೆ, ಅಂದರೆ ವಿವಿಧ ಎಸ್ಎಸ್ಎಲ್ ಸೆಷನ್ಗಳು ಸಂಬಂಧವಿಲ್ಲದ ಕೀಲಿಗಳನ್ನು ಹೊಂದಿರುತ್ತವೆ. ಆದಾಗ್ಯೂ, ಅದೇ ಸಂಶೋಧನೆಯ ಆಧಾರದ ಮೇಲೆ ಮತ್ತು 2015 ರಲ್ಲಿ ಬಹಿರಂಗವಾದ ನಿಕಟವಾದ ಸಂಬಂಧಿತ ಬಾರ್ ಮಿಟ್ಜ್ವಾ ದಾಳಿಯು, ಎಸ್ಎಸ್ಎಲ್ ಕೀಯಿಂಗ್ ಪ್ರಕ್ರಿಯೆಯಿಂದ ದುರ್ಬಲ ಕೀಲಿಗಳನ್ನು ಉತ್ಪಾದಿಸುವ ಪ್ರಕರಣಗಳನ್ನು ಬಳಸಿಕೊಳ್ಳುತ್ತದೆ. ಹಿನ್ನೆಲೆ ಫ್ಲೂರರ್, ಮ್ಯಾಂಟಿನ್ ಮತ್ತು ಶಮೀರ್ (ಎಫ್ಎಂಎಸ್) ದಾಳಿ, ತಮ್ಮ 2001 ರ ಪ್ರಬಂಧ "ಆರ್ಸಿ 4 ರ ಕೀ ಶೆಡ್ಯೂಲಿಂಗ್ ಅಲ್ಗಾರಿದಮ್ನಲ್ಲಿನ ದೌರ್ಬಲ್ಯಗಳು" ನಲ್ಲಿ ಪ್ರಕಟವಾಗಿದ್ದು, ಎನ್ಕ್ರಿಪ್ಟ್ ಮಾಡಲಾದ ಸಂದೇಶಗಳಿಂದ ಕೀಲಿಯನ್ನು ಪುನರ್ನಿರ್ಮಿಸಲು ಆರ್ಸಿ 4 ಕೀ ಶೆಡ್ಯೂಲಿಂಗ್ ಅಲ್ಗಾರಿದಮ್ನಲ್ಲಿನ ದೌರ್ಬಲ್ಯದ ಲಾಭವನ್ನು ಪಡೆಯುತ್ತದೆ. ಎಫ್ಎಂಎಸ್ ದಾಳಿಯು ಏರ್ನೋರ್ಟ್, ವೆಪ್ಲ್ಯಾಬ್ ಮತ್ತು ಏರ್ಕ್ರಾಕ್ ಸೇರಿದಂತೆ ಜಾಲಬಂಧ ದಾಳಿ ಸಾಧನಗಳಲ್ಲಿ ಜನಪ್ರಿಯತೆಯನ್ನು ಗಳಿಸಿತು, ಇದು ಡಬ್ಲ್ಯುಇಪಿ ಸಂರಕ್ಷಿತ ವೈರ್ಲೆಸ್ ಜಾಲಗಳು ಬಳಸುವ ಕೀಲಿಯನ್ನು ಮರುಪಡೆಯಲು ಇದನ್ನು ಬಳಸುತ್ತದೆ. ಈ ಚರ್ಚೆಯು ಕೆಳಗಿನ ಆರ್ಸಿ4 ಕೀ ಶೆಡ್ಯೂಲಿಂಗ್ ಅಲ್ಗಾರಿದಮ್ (ಕೆಎಸ್ಎ) ಅನ್ನು ಬಳಸುತ್ತದೆ. ಪ್ರಾರಂಭಿಸಿ ksa (ಪೂರ್ಣಾಂಕದ ಕೀಲಿಯ ಉದ್ದದೊಂದಿಗೆ, ಬೈಟ್ ಕೀಲಿಯ ಉದ್ದದೊಂದಿಗೆ) i ಗೆ 0 ರಿಂದ 255 S [i]: = i ಗೆ ಕೊನೆಗೊಳ್ಳುತ್ತದೆ j: = 0 ಗೆ i ಗೆ 0 ರಿಂದ 255 j: = (j + S [i] + ಕೀ [i ಮಾಡ್ ಕೀಲಿಯ ಉದ್ದ]) ಮಾಡ್ 256 ಸ್ವಾಪ್ (S [i], S [j]) ಕೊನೆಯದಾಗಿ ಈ ಕೆಳಗಿನ ಸೂಡೋ-ಯಾದೃಚ್ಛಿಕ ಪೀಳಿಗೆಯ ಅಲ್ಗಾರಿದಮ್ (PRGA) ಅನ್ನು ಸಹ ಬಳಸಲಾಗುತ್ತದೆ. ಔಟ್ಪುಟ್ಃ i: = (i + 1) ಮಾಡ್ 256 ಜೆಃ = (ಜೆ + ಎಸ್ [ಐ]) ಮಾಡ್ 256 ಸ್ವಾಪ್ (ಎಸ್ [ಐ], ಎಸ್ [ಜೆ]) ಔಟ್ಪುಟ್ ಎಸ್ [(ಎಸ್ [ಐ] + ಎಸ್ [ಜೆ] ಮಾಡ್ 256] ಕೊನೆಯಲ್ಲಿ ದಾಳಿ ಎಫ್ಎಂಎಸ್ ದಾಳಿಯ ಆಧಾರವು ಆರ್ಸಿ 4 ನೊಂದಿಗೆ ಬಳಸುವ ದುರ್ಬಲ ಇನಿಶಿಯಲೈಸೇಶನ್ ವಾಹಕಗಳ (ಐವಿಎಸ್) ಬಳಕೆಯಲ್ಲಿದೆ. ಆರ್. ಸಿ. 4 ಒಂದು ಸಮಯದಲ್ಲಿ ಒಂದು ಬೈಟ್ ಅನ್ನು ಪ್ರಾಗಾ () ನಿಂದ ಕೀಸ್ಟ್ರೀಮ್ ಔಟ್ಪುಟ್ನೊಂದಿಗೆ ಎನ್ಕ್ರಿಪ್ಟ್ ಮಾಡುತ್ತದೆ; ಆರ್. ಸಿ. 4 ರಾಜ್ಯ ಯಂತ್ರವನ್ನು ಕೆ. ಎಸ್. ಎ () ಮೂಲಕ ಪ್ರಾರಂಭಿಸಲು ಕೀಲಿಯನ್ನು ಬಳಸುತ್ತದೆ, ಮತ್ತು ನಂತರ ನಿರಂತರವಾಗಿ ಸ್ಥಿತಿಯನ್ನು ಮಾರ್ಪಡಿಸುತ್ತದೆ ಮತ್ತು ಹೊಸ ಸ್ಥಿತಿಯಿಂದ ಕೀಸ್ಟ್ರೀಮ್ನ ಹೊಸ ಬೈಟ್ ಅನ್ನು ಉತ್ಪಾದಿಸುತ್ತದೆ. ಸೈದ್ಧಾಂತಿಕವಾಗಿ, ಕೀ ಸ್ಟ್ರೀಮ್ ಯಾದೃಚ್ಛಿಕ ಒನ್-ಟೈಮ್ ಪ್ಯಾಡ್ನಂತೆ ಕಾರ್ಯನಿರ್ವಹಿಸುತ್ತದೆ, ಏಕೆಂದರೆ ಹುಸಿ-ಯಾದೃಚ್ಛಿಕ ಸಂಖ್ಯೆ ಜನರೇಟರ್ ಪ್ರತಿ ಹಂತದಲ್ಲೂ ಔಟ್ಪುಟ್ ಅನ್ನು ನಿಯಂತ್ರಿಸುತ್ತದೆ. ಕೆಲವು IV ಗಳೊಂದಿಗೆ, ಕೀ ಸ್ಟ್ರೀಮ್ನ ಮೊದಲ ಬೈಟ್ ಮತ್ತು ಕೀಲಿಯ ಮೊದಲ m ಬೈಟ್ಗಳನ್ನು ತಿಳಿದಿರುವ ಆಕ್ರಮಣಕಾರನು KSAಯಲ್ಲಿನ ದೌರ್ಬಲ್ಯದಿಂದಾಗಿ ಕೀಲಿಯ (m + 1) ನೇ ಬೈಟ್ ಅನ್ನು ಪಡೆಯಬಹುದು. ಪ್ಲೈನ್ ಟೆಕ್ಸ್ಟ್ನ ಮೊದಲ ಬೈಟ್ WEP SNAP ಹೆಡರ್ನಿಂದ ಬರುತ್ತದೆಯಾದ್ದರಿಂದ, ಆಕ್ರಮಣಕಾರನು ತಾನು ಕೀಸ್ಟ್ರೀಮ್ನ ಮೊದಲ ಬೈಟ್ ಅನ್ನು B ≈ 0xAA ನಿಂದ ಪಡೆಯಬಹುದು ಎಂದು ಊಹಿಸಬಹುದು (SNAP ಹೆಡರ್ ಬಹುತೇಕ ಯಾವಾಗಲೂ 0xAA ಆಗಿರುತ್ತದೆ). ಅಲ್ಲಿಂದ, ಅವನಿಗೆ 0 ಕ್ಕೆ ಸಮಾನವಾದ ಪ್ರಮುಖ ಸೂಚ್ಯಂಕಕ್ಕೆ (a + 3, n − 1, x), 256 ಕ್ಕೆ ಸಮಾನವಾದ ಅಂಶ ಮೌಲ್ಯ ಸ್ಪೇಸ್ n (8 ಬಿಟ್ಗಳು ಬೈಟ್ ಅನ್ನು ಮಾಡುವುದರಿಂದ), ಮತ್ತು ಯಾವುದೇ x ರೂಪದಲ್ಲಿ ಮಾತ್ರ IV ಅಗತ್ಯವಿದೆ. ಪ್ರಾರಂಭಿಸಲು, ಆಕ್ರಮಣಕಾರರಿಗೆ (3,255, x) ನ IV ಗಳು ಬೇಕಾಗುತ್ತವೆ. WEP 24-ಬಿಟ್ IV ಗಳನ್ನು ಬಳಸುತ್ತದೆ, ಇದು ಪ್ರತಿ ಮೌಲ್ಯವನ್ನು ಒಂದು ಬೈಟ್ ಉದ್ದವಾಗಿಸುತ್ತದೆ. ಪ್ರಾರಂಭಿಸಲು, ಆಕ್ರಮಣಕಾರನು IV ಅನ್ನು K [] ನಲ್ಲಿನ ಮೊದಲ 3 ಅಂಶಗಳಾಗಿ ಬಳಸುತ್ತಾನೆ. ತಿಳಿದಿರುವ ಕೆ [] ಯಿಂದ ಎಸ್-ಬಾಕ್ಸ್ ಅನ್ನು ಪ್ರಾರಂಭಿಸುವಾಗ ಆರ್ಸಿ4 ಮಾಡುವಂತೆ ಅವನು ಎಸ್-ಬಾಕ್ಸ್ ಎಸ್ [] ಅನ್ನು 0 ರಿಂದ ಎನ್ ವರೆಗಿನ ಅನುಕ್ರಮ ಮೌಲ್ಯಗಳೊಂದಿಗೆ ತುಂಬುತ್ತಾನೆ. ನಂತರ ಆತ ಎಸ್-ಬಾಕ್ಸ್ ಅನ್ನು ಪ್ರಾರಂಭಿಸಲು ksa () ನ ಮೊದಲ 3 ಪುನರಾವರ್ತನೆಗಳನ್ನು ಮಾಡುತ್ತಾನೆ. ಮೂರನೇ ಹಂತದ ನಂತರ, ಆಕ್ರಮಣಕಾರನು ಈ ಹಂತದಲ್ಲಿ i = 3 ಮೌಲ್ಯದೊಂದಿಗೆ (O−j−S [i]) ಮಾಡ್ n = K [i] ಅನ್ನು ಲೆಕ್ಕಾಚಾರ ಮಾಡುವ ಮೂಲಕ ಕೀ ಸ್ಟ್ರೀಮ್ ಔಟ್ಪುಟ್ O ಅನ್ನು ಬಳಸಿಕೊಂಡು ಕೀಲಿಯ ನಾಲ್ಕನೇ ಬೈಟ್ ಅನ್ನು ಪಡೆಯಬಹುದು, ಆದರೆ ಖಂಡಿತವಾಗಿಯೂ ಅಲ್ಲ. ಈ ಹಂತದಲ್ಲಿ, ಆಕ್ರಮಣಕಾರನು ಇನ್ನೂ ಕೀಲಿಯ ನಾಲ್ಕನೇ ಬೈಟ್ ಅನ್ನು ಹೊಂದಿಲ್ಲ. ಈ ಅಲ್ಗಾರಿದಮ್ ಕೀಲಿಯ ಮುಂದಿನ ಬೈಟ್ ಅನ್ನು ಪುನರುತ್ಪಾದಿಸುವುದಿಲ್ಲ; ಇದು ಕೀಲಿಯ ಸಂಭವನೀಯ ಮೌಲ್ಯವನ್ನು ಉತ್ಪಾದಿಸುತ್ತದೆ. ಅನೇಕ ಸಂದೇಶಗಳನ್ನು ಸಂಗ್ರಹಿಸುವ ಮೂಲಕ-ಉದಾಹರಣೆಗೆ WEP ಪ್ಯಾಕೆಟ್ಗಳು-ಮತ್ತು ಈ ಹಂತಗಳನ್ನು ಪುನರಾವರ್ತಿಸುವ ಮೂಲಕ, ಆಕ್ರಮಣಕಾರನು ಹಲವಾರು ವಿಭಿನ್ನ ಸಂಭವನೀಯ ಮೌಲ್ಯಗಳನ್ನು ಉತ್ಪಾದಿಸುತ್ತಾನೆ. ಸರಿಯಾದ ಮೌಲ್ಯವು ಬೇರೆ ಯಾವುದೇ ಮೌಲ್ಯಕ್ಕಿಂತ ಗಮನಾರ್ಹವಾಗಿ ಹೆಚ್ಚಾಗಿ ಕಾಣಿಸಿಕೊಳ್ಳುತ್ತದೆ; ಆಕ್ರಮಣಕಾರನು ಈ ಮೌಲ್ಯವನ್ನು ಗುರುತಿಸುವ ಮೂಲಕ ಮತ್ತು ಅದನ್ನು ಮುಂದಿನ ಬೈಟ್ ಎಂದು ಆಯ್ಕೆ ಮಾಡುವ ಮೂಲಕ ಕೀಲಿಯ ಮೌಲ್ಯವನ್ನು ನಿರ್ಧರಿಸಬಹುದು. ಈ ಹಂತದಲ್ಲಿ, ಅವನು ಕೀಲಿಯ ಐದನೇ ಬೈಟ್ನ ಮೇಲೆ ಮತ್ತೆ ದಾಳಿಯನ್ನು ಪ್ರಾರಂಭಿಸಬಹುದು. ಆಕ್ರಮಣಕಾರನು ಕೀಲಿಯ ಪದಗಳ ಮೇಲೆ ಕ್ರಮಬದ್ಧವಾಗಿ ದಾಳಿ ಮಾಡಲು ಸಾಧ್ಯವಿಲ್ಲವಾದರೂ, ಅವನು ಹಿಂದಿನ ಪದಗಳನ್ನು ತಿಳಿದ ನಂತರ ನಂತರದ ಅನುಕ್ರಮ ದಾಳಿಯ ಸಂದೇಶಗಳನ್ನು ನಂತರದ ಪದಗಳ ಮೇಲೆ ಸಂಗ್ರಹಿಸಬಹುದು. ಮತ್ತೆ, ಅವನಿಗೆ ದುರ್ಬಲ ಐವಿಗಳಿರುವ ಸಂದೇಶಗಳು ಮಾತ್ರ ಬೇಕಾಗುತ್ತವೆ, ಮತ್ತು ಇತರರನ್ನು ತ್ಯಜಿಸಬಹುದು. ಈ ಪ್ರಕ್ರಿಯೆಯ ಮೂಲಕ, ಅವನು ಇಡೀ ಕೀಲಿಯ ಮೇಲೆ ದಾಳಿ ಮಾಡಲು ಹೆಚ್ಚಿನ ಸಂಖ್ಯೆಯ ಸಂದೇಶಗಳನ್ನು ಸಂಗ್ರಹಿಸಬಹುದು; ವಾಸ್ತವವಾಗಿ, ಅವನು ಆ ಸಂದೇಶಗಳ ಆರಂಭದ ಒಂದು ಸಣ್ಣ ಭಾಗವನ್ನು ಮಾತ್ರ ಸಂಗ್ರಹಿಸಬಹುದು, IV ಅವನಿಗೆ ದಾಳಿ ಮಾಡಲು ಅನುವು ಮಾಡಿಕೊಡುವ ಕೀಲಿಯ ಪದದವರೆಗೆ ದಾಳಿಯನ್ನು ನಡೆಸಲು ಸಾಕಾಗುತ್ತದೆ. ಉಲ್ಲೇಖಗಳು ಸಹ ನೋಡಿ ಬಾರ್ ಮಿಟ್ಜ್ವಾ ದಾಳಿ ಕ್ರಿಪ್ಟೋಗ್ರಾಫಿಕ್ ದಾಳಿಗಳು