簡單的說就是針對特定演算法，尤其是不對稱演算法進行有效破解的一種方法（如md5演算法）。他的過程就是建立一個源資料與加密資料之間對應的hash表。這樣在獲得加密資料後透過比較，查詢或者一定的運算，可以快速定位源資料。理論上，如果不考慮查詢所需要的時間的話，hash表越大，破解也就越有效越迅速。當然對於其它破解方法（如碰撞）此方法比較笨拙，對於可變長金鑰等現代高階演算法，效果會大打折扣。但是無論怎樣，彩虹表（hash）永遠是在資料加解密中是無奈但十分有效的方法。假設我們有一個密碼雜湊函式H和口令P.傳統的做法是把H(X)的所有輸出窮舉,把H(P)=H(x[y]),得出P==X[y];而雜湊鏈是為了降低傳統做法空間要求的技術,我們的想法是定義一個衰減函式R的雜湊值對映成以“P”的值透過交替運算H和R函式獲取雜湊函式，形成交替的密碼和雜湊值.例如:假設P是字母6個字元的密碼和雜湊值的集合32位長鏈看起來可能是這樣的:aaaaaa-H()->281DAF40-R()->sgfnyd-H()->9203CF10--R()-->kiebgt.要生成的表中，我們選擇一組隨機的初始密碼，從P，計算每一個鏈的一些固定長度的K表，並存儲在每一個鏈的第一個和最後一個密碼。第一口令被稱為起點和最後一個被稱為端點。在上面的例子鏈，“AAAAAA”將以此為起點，“kiebgt”將是終點，並沒有其他密碼（或雜湊值）將被儲存。假如給定一個密文h，我們要反運算（找到對應的密碼），計算一個鏈，透過將R後H，後R後h，並依此類推。如果在該運算過程中的任何點，我們發現該點的值的匹配之前的雜湊鏈的其中一個端點，那麼我們就得到了相應的起始點，我們所尋求的密碼p。例如，如果我們給出的雜湊920ECF10，我們將計算其首次申請ŕ鏈：發現到:90E1CF10---R()-->kiebgt由於kiebgt是我們的端點之一,我們將採另外的點作為新端點,就是找到aaaaaa.aaaaa--H-->281DAF40---R-->sgfnyd--H-->920EC10因此，密碼是“sgfnyd”。但是,假如FB107E70是不是在鏈中,但同樣的端點AAAAAA,那麼我們則需要跟另外的一條雜湊連結繼續這場破譯比賽.有幾個簡單的雜湊鏈的缺陷。如果在任何時候兩條鏈相互碰撞（產生相同的值），它們將合併，因此該表將不會覆蓋儘可能多的密碼，儘管支付相同的計算成本產生最嚴重的。沒有儲存在它們的全部，由於以前的鏈，這是不可能有效地檢測。例如，如果鏈條3的第三個值鏈7中的第二個值相匹配，兩個鏈將覆蓋幾乎相同的值序列，但它們的最終值將是不一樣的。雜湊函式H是不太可能產生衝突，因為它通常被認為是一個重要的安全功能，不這樣做，但減少功能R，因為它需要正確地覆蓋可能的明文，不能抗碰撞。其他的困難的重要性，選擇正確的功能R.採摘R的身份是一點不比蠻力的方法。只有當攻擊者有可能的明文將是他可以選擇的函式R，使得確保只有時間和空間是用於可能的明文，而不是整個空間的可能的密碼是個好主意。在影響R牧羊人前雜湊計算的結果可能明文，但這樣做的好處與缺點的R可能不會產生類中的每一個可能的明文攻擊者希望檢查否定肯定的，沒有密碼的攻擊者來自他的選擇類。此外，它可以是難以設計的函式R明文，以便匹配期望的分佈。彩虹表的碰撞與普通的雜湊鏈有效地解決問題，透過更換單減函式R序列相關的減函式R1到RK表。透過這種方式，為了使兩個鏈碰撞和合並，他們必須打相同的值上的相同的迭代。因此，在每個鏈的最終值將是相同的。最後一個後處理階段可以排序表中的鏈中刪除任何“重複”鏈其他鏈具有相同的最終值的。產生新的鏈，然後填寫表。這些鏈是不無碰撞（他們可能會重疊是暫時的），但他們不會合並，大大減少了總人數的碰撞。如何查詢，使用序列的還原功能的變化，因為雜湊值的興趣可能會發現在鏈中的任何位置，這是需要產生K表不同的鏈。第一鏈假設的雜湊值是在過去的雜湊位置，並只適用於RK表;鏈承擔的雜湊值是在第二到最後的雜湊位置，並適用於Rķ-1，H，則RK表;依此類推，直到最後一個鏈，它適用於所有的還原功能，交流與H.生產虛驚一場，這將建立一個新的途徑：如果我們“猜”的雜湊值錯誤的位置，我們可能會不必要地評價一個鏈。雖然彩虹表有遵循更多的鏈，他們做了，這有更少的表：簡單的雜湊連結串列不能增長而迅速成為低效率的由於合併連鎖店，超過一定規模，來處理這個，他們保持多個表，和每個查詢必須透過每個表搜尋。彩虹表可以達到同樣的效能，使他們能夠執行的一個因素ķ較少的查詢表，ķ倍。

簡單的說就是針對特定演算法，尤其是不對稱演算法進行有效破解的一種方法（如 md5演算法）。他的過程 就是建立一個 源資料與加密資料之間對應的hash表。這樣在獲得加密資料後 透過比較，查詢或者一定的運算，可以快速定位源資料。理論上，如果不考慮查詢所需要的時間的話，hash 表越大，破解也就越有效越迅速。當然對於其它破解方法（如碰撞）此方法比較笨拙，對於可變長金鑰等現代高階演算法，效果會大打折扣。但是無論怎樣， 彩虹表（hash）永遠是在資料加解密中是無奈但十分有效的方法 。

假設我們有一個密碼雜湊函式H和口令P.傳統的做法是把H(X)的所有輸出窮舉,把H(P)=H(x[y]),得出P==X[y];

而雜湊鏈是為了降低傳統做法空間要求的技術,我們的想法是定義一個衰減函式 R的雜湊值對映成以“P”的值透過交替運算H和R函式獲取雜湊函式，形成交替的密碼和雜湊值.

例如:假設P是字母6個字元的密碼和雜湊值的集合32位長鏈看起來可能是這樣的:

aaaaaa -H()->281DAF40 -R()-> sgfnyd -H()-> 9203CF10 --R()-->kiebgt.

要生成的表中，我們選擇一組隨機的初始密碼，從P，計算每一個鏈的一些固定長度的K表，並存儲在每一個鏈的第一個和最後一個密碼。第一口令被稱為起點和最後一個被稱為端點。在上面的例子鏈，“AAAAAA”將以此為起點，“kiebgt”將是終點，並沒有其他密碼（或雜湊值）將被儲存。

假如給定一個密文h ，我們要反運算（找到對應的密碼），計算一個鏈，透過將R後H，後R 後h ，並依此類推。如果在該運算過程中的任何點，我們發現該點的值的匹配之前的雜湊鏈的其中一個端點，那麼我們就得到了相應的起始點，我們所尋求的密碼p。

例如，如果我們給出的雜湊920ECF10，我們將計算其首次申請U鏈：發現到:

90E1CF10---R()-->kiebgt

由於kiebgt是我們的端點之一,我們將採另外的點作為新端點,就是找到aaaaaa.

aaaaa--H-->281DAF40---R-->sgfnyd--H-->920EC10

因此，密碼是“sgfnyd”。

但是,假如FB107E70是不是在鏈中,但同樣的端點AAAAAA,那麼我們則需要跟另外的一條雜湊連結繼續這場破譯比賽.

有幾個簡單的雜湊鏈的缺陷。如果在任何時候兩條鏈相互碰撞（產生相同的值），它們將合併，因此該表將不會覆蓋儘可能多的密碼，儘管支付相同的計算成本產生最嚴重的。沒有儲存在它們的全部，由於以前的鏈，這是不可能有效地檢測。例如，如果鏈條3的第三個值鏈7中的第二個值相匹配，兩個鏈將覆蓋幾乎相同的值序列，但它們的最終值將是不一樣的。雜湊函式H是不太可能產生衝突，因為它通常被認為是一個重要的安全功能，不這樣做，但減少功能R，因為它需要正確地覆蓋可能的明文，不能抗碰撞。

其他的困難的重要性，選擇正確的功能R.採摘R的身份是一點不比蠻力的方法。只有當攻擊者有可能的明文將是他可以選擇的函式R，使得確保只有時間和空間是用於可能的明文，而不是整個空間的可能的密碼是個好主意。在影響R牧羊人前雜湊計算的結果可能明文，但這樣做的好處與缺點的R可能不會產生類中的每一個可能的明文攻擊者希望檢查否定肯定的，沒有密碼的攻擊者來自他的選擇類。此外，它可以是難以設計的函式R明文，以便匹配期望的分佈。

彩虹表的碰撞與普通的雜湊鏈有效地解決問題，透過更換單減函式R序列相關的減函式R 1到R K表。透過這種方式，為了使兩個鏈碰撞和合並，他們必須打相同的值上的相同的迭代。因此，在每個鏈的最終值將是相同的。最後一個後處理階段可以排序表中的鏈中刪除任何“重複”鏈其他鏈具有相同的最終值的。產生新的鏈，然後填寫表。這些鏈是不無碰撞（他們可能會重疊是暫時的），但他們不會合並，大大減少了總人數的碰撞。

如何查詢，使用序列的還原功能的變化，因為雜湊值的興趣可能會發現在鏈中的任何位置，這是需要產生K表不同的鏈。第一鏈假設的雜湊值是在過去的雜湊位置，並只適用於R K表 ;鏈承擔的雜湊值是在第二到最後的雜湊位置，並適用於R 7 -1，H，則RK表 ;依此類推，直到最後一個鏈，它適用於所有的還原功能，交流與H.生產虛驚一場，這將建立一個新的途徑：如果我們“猜”的雜湊值錯誤的位置，我們可能會不必要地評價一個鏈。

雖然彩虹表有遵循更多的鏈，他們做了，這有更少的表：簡單的雜湊連結串列不能增長而迅速成為低效率的由於合併連鎖店，超過一定規模，來處理這個，他們保持多個表，和每個查詢必須透過每個表搜尋。彩虹表可以達到同樣的效能，使他們能夠執行的一個因素7較少的查詢表，7倍。

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