1
00:00:00,000 --> 00:00:04,152
Agora que entendemos segurança texto escolhido simples, permite construir sistemas de criptografias

2
00:00:04,152 --> 00:00:08,515
que são escolhidos de texto simples seguro. E o esquema de criptografia primeiro tal vai

3
00:00:08,515 --> 00:00:12,510
ser chamado cifra encadeamento bock. Então aqui está como o encadeamento de bloco cifra funciona.

4
00:00:12,510 --> 00:00:16,610
encadeamento de blocos de codificação é uma maneira de usar uma cifra de bloco a ter escolhido texto simples

5
00:00:16,610 --> 00:00:20,868
segurança. Em particular, estamos indo olhar um modo chamado encadeamento bloco cifra

6
00:00:20,868 --> 00:00:25,021
com uma IV aleatória. CBC representa chaning bloco cifrado. Assim, suponha que temos um bloco

7
00:00:25,021 --> 00:00:28,963
cifra, assim EB é uma cifra de bloco. Então, agora vamos definir CBC para ser o seguinte

8
00:00:28,963 --> 00:00:33,248
esquema de criptografia. Assim, o algoritmo de criptografia quando é solicitado para criptografar uma

9
00:00:33,248 --> 00:00:37,991
mensagem M, a primeira coisa que vai fazer é que vai escolher um IV aleatório que é

10
00:00:37,991 --> 00:00:41,958
exatamente um bloco da cifra de bloco. Então IV é um bloco de cifra.

11
00:00:41,958 --> 00:00:46,035
Assim, no caso de AES a IV seria de 16 bytes. E então nós estamos

12
00:00:46,035 --> 00:00:50,649
vai correr através do algoritmo aqui, o IV, basicamente, que nós escolhemos vai ser XOR

13
00:00:50,649 --> 00:00:54,726
para o bloco primeiro texto simples. E então o resultado vai ser

14
00:00:54,726 --> 00:00:58,857
criptografada usando a cifra de bloco e de saída do primeiro bloco do texto cifrado.

15
00:00:58,857 --> 00:01:03,041
E agora vem a parte encadeamento onde nós realmente usar o primeiro bloco de

16
00:01:03,041 --> 00:01:07,436
texto a cifra Para tipo de máscara o segundo bloco do texto simples. Então, nós XOR

17
00:01:07,436 --> 00:01:11,588
os dois juntos ea criptografia de que se torna o segundo bloco de texto cifrado.

18
00:01:11,588 --> 00:01:15,535
E assim por diante, e assim por diante, e assim por diante. Portanto, este é o encadeamento cifra bloco que você pode

19
00:01:17,559 --> 00:01:19,584
ver que cada bloco de cifra é acorrentado e XOR para o próximo texto simples

20
00:01:19,584 --> 00:01:24,118
bloco. E o texto cifrado final é vai ser, essencialmente, a IV do IV inicial

21
00:01:24,118 --> 00:01:30,024
que nós escolhemos, juntamente com todos os blocos de texto cifrado. Devo dizer que está IV

22
00:01:30,024 --> 00:01:35,795
para vetor de inicialização. E nós vamos estar vendo esse termo usado um pouco,

23
00:01:35,795 --> 00:01:39,717
cada vez que precisamos escolher algo aleatoriamente no início da criptografia

24
00:01:39,717 --> 00:01:43,543
esquema tipicamente vamos chamar isso de um IV para vetor de inicialização. Então você percebe

25
00:01:43,543 --> 00:01:47,322
que o texto cifra é um pouco maior do que o texto simples, porque tínhamos

26
00:01:47,322 --> 00:01:51,149
para incluir este IV nos textos cifrados que, basicamente, capta a aleatoriedade

27
00:01:51,149 --> 00:01:55,450
que foi usado durante a criptografia. Assim, a primeira pergunta é como nós decifrar o

28
00:01:55,450 --> 00:02:00,226
resultados de criptografia CBC e então deixe-me lembrá-lo mais uma vez que se nós, quando

29
00:02:00,226 --> 00:02:04,470
criptografar o bloco primeira mensagem que XOR com o encrypt IV do

30
00:02:04,470 --> 00:02:09,187
resultado e que se torna o primeiro bloco de texto cifrado. Então deixe-me perguntar-lhe como é que

31
00:02:09,187 --> 00:02:13,667
você descriptografar isso? Portanto, dado o bloco de texto primeiro cifra como você recuperar

32
00:02:13,667 --> 00:02:17,915
do bloco de texto original primeiro planície? Assim descodificação é na verdade muito semelhante à

33
00:02:17,915 --> 00:02:21,660
criptografia, aqui escrevi o circuito de decodificação, você pode ver, basicamente,

34
00:02:21,660 --> 00:02:25,961
é quase a mesma coisa, exceto o XOR é no fundo, em vez de na parte superior e

35
00:02:25,961 --> 00:02:29,605
novamente você percebe que, essencialmente, que cortou o IV como parte do

36
00:02:29,605 --> 00:02:33,754
processo de descriptografia e só emitir a mensagem original de volta, o IV é descartado

37
00:02:33,754 --> 00:02:38,438
pela tomada de descriptografia ok então o seguinte teorema vai mostrar que em

38
00:02:38,438 --> 00:02:43,762
fato de criptografia modo CBC com um IV aleatório é, de fato semanticamente seguro sob um

39
00:02:43,762 --> 00:02:48,956
escolhido texto simples, e por isso vamos levar isso mais precisamente, basicamente, se

40
00:02:48,956 --> 00:02:54,083
início com um PRP, em outras palavras seu e cifra do bloco, que é definido por um

41
00:02:54,083 --> 00:02:59,079
X espaço, então nós vamos acabar com uma criptografia de uma ECBC que leva

42
00:02:59,079 --> 00:03:03,944
mensagens de comprimento L e mensagens cifradas saídas de comprimento L, mais um. E, em seguida

43
00:03:03,944 --> 00:03:09,324
supor que temos um adversário que faz Q escolhidos querries texto plano. Então, podemos

44
00:03:09,324 --> 00:03:15,024
estado o fato de segurança a seguir, que, para cada adversário de tal forma que está atacando

45
00:03:15,024 --> 00:03:20,184
ECBC de existir um adversário que está atacando o PRP a cifra de bloco com

46
00:03:20,184 --> 00:03:24,926
a seguinte relação entre o algoritmo de dois, por outras palavras, a vantagem

47
00:03:24,926 --> 00:03:29,851
do algoritmo A contra esquema de encriptação é menor do que a vantagem de B algoritmo

48
00:03:29,851 --> 00:03:35,080
contra o PRP original mais algum termo de ruído. Então deixe-me interpretar este teorema para

49
00:03:35,080 --> 00:03:40,005
você como de costume, então o que isto significa é que, essencialmente, uma vez que E é um PRP segura este

50
00:03:40,005 --> 00:03:45,051
quantidade aqui é insignificante, e nosso objetivo é dizer que uma vantagem do adversário é

51
00:03:45,051 --> 00:03:49,794
também desprezível, no entanto aqui estamos impedidos de dizer que porque temos

52
00:03:49,794 --> 00:03:54,630
este termo de erro extra. Isso é muitas vezes chamado de um termo de erro e argumentar que CBC

53
00:03:54,630 --> 00:03:59,676
é seguro, temos de ter certeza de que o termo de erro também é insignificante. Porque se

54
00:03:59,676 --> 00:04:04,474
ambos os termos à direita são desprezíveis, não há sinal é insignificante e

55
00:04:04,474 --> 00:04:09,458
, portanto, a vantagem de um contra ECBC também seria negligenciável. Portanto, este diz

56
00:04:09,458 --> 00:04:14,565
que, na verdade para ECBC para ser seguro era ser o fato de que Q L quadrado quadrado é

57
00:04:14,565 --> 00:04:19,564
muito, muito, muito menor que o valor de X, então deixe-me lembrá-lo que Q e L são, por assim

58
00:04:19,564 --> 00:04:24,566
L é simplesmente o comprimento das mensagens que estamos criptografia. Ok, então L pode ser

59
00:04:24,566 --> 00:04:29,902
como dizer que um 1000, o que significa que estamos a criptografia de mensagens que são no máximo 1000

60
00:04:29,902 --> 00:04:35,303
blocos AES. Q é o número de textos de codificação que o adversário consegue ver sob a

61
00:04:35,303 --> 00:04:40,770
ataque CPA, mas na vida real que Q é, é basicamente o número de vezes que temos

62
00:04:40,770 --> 00:04:46,041
usou o K-chave para criptografar mensagens, em outras palavras, se usar uma chave AES particular

63
00:04:46,041 --> 00:04:51,052
criptografar 100 mensagens, Q seria de 100. É porque o adversário, então, ver

64
00:04:51,052 --> 00:04:56,224
maioria das 100 mensagens criptografadas nos termos do presente K chave Ok, então vamos ver o que isto significa no real

65
00:04:56,224 --> 00:05:00,866
mundo. Então aqui eu reescrevi o equilíbrio seta no teorema. E só para lembrar

66
00:05:00,866 --> 00:05:05,093
que você use as mensagens cifradas com a K e L com os comprimentos das mensagens e

67
00:05:05,093 --> 00:05:09,370
suponha que queremos vantagem do adversário para ser inferior a um sobre dois para o 30

68
00:05:09,370 --> 00:05:13,346
dois. Isto significa que o termo seta melhor que seja inferior a um sobre dois à

69
00:05:13,346 --> 00:05:17,853
32. Ok, vamos olhar para AES e ver o que isso significa. Para AES, AES, naturalmente, utiliza

70
00:05:17,853 --> 00:05:22,300
bloco de 128 bits para X vai ser dois para o 128, o

71
00:05:22,300 --> 00:05:26,363
tamanho de X vai ser 2 a 128, e se

72
00:05:26,363 --> 00:05:30,865
ligue-a a expressão que você vê que, basicamente, o produto é Q vezes teve L

73
00:05:30,865 --> 00:05:35,477
melhor ser inferior a duas vezes quarenta e oito. Isto significa que, depois de se usar um especial

74
00:05:35,477 --> 00:05:40,014
chave para criptografar 2 para o bloco 48 AES temos de mudar a chave. Ok então

75
00:05:40,014 --> 00:05:46,966
essencialmente CBC deixa de ser seguro depois que a chave é usada para criptografar 2 à 48 diferentes AS blocos.

76
00:05:46,966 --> 00:05:49,572
Então, seu tipo de bom que o teorema de segurança diz

77
00:05:49,572 --> 00:05:54,499
você exatamente quanto tempo a chave pode ser usada e, em seguida, a freqüência como a chave precisa

78
00:05:54,499 --> 00:05:59,575
de ser substituído. Agora é interessante se você aplicar a mesma analogia para o que 3DES

79
00:05:59,575 --> 00:06:04,909
realmente tem um bloco muito mais curto, talvez apenas 64 bits, você vê a chave tem de ser

80
00:06:04,909 --> 00:06:10,485
mudado mais freqüentemente talvez depois a cada 65 mil blocos DES você precisa de uma nova chave. Assim

81
00:06:10,485 --> 00:06:15,275
esta é uma das razões que AES tem um tamanho maior do bloco de modo que nos modos de facto

82
00:06:15,275 --> 00:06:20,240
como CBC seria mais seguro e pode-se usar as chaves por um longo período antes de ter

83
00:06:20,240 --> 00:06:24,796
para substituí-lo. O que isto significa é ter que substituir dois a 60, em blocos,

84
00:06:24,796 --> 00:06:29,586
cada bloco do curso é de 8 bytes, por isso depois de criptografar cerca de metade de um megabyte de

85
00:06:29,586 --> 00:06:33,868
cada bloco do curso é de 8 bytes, por isso depois de criptografar cerca de metade de um megabyte de

86
00:06:33,868 --> 00:06:37,645
aviso com AES você pode criptografar um monte de dados antes de ter que mudar o

87
00:06:37,645 --> 00:06:42,604
chave. Então eu quero avisá-lo sobre um erro muito comum que as pessoas fizeram quando

88
00:06:42,604 --> 00:06:47,627
usando CBC com um IV aleatório. Isso é que minuto o que o atacante pode prever

89
00:06:47,627 --> 00:06:52,712
a IV que você está indo usar para criptografar uma mensagem especial decifrar

90
00:06:52,712 --> 00:06:57,797
ECBC isso não é mais seguro CPA. Então, quando usando CBC com um IV aleatório, como nós temos

91
00:06:57,797 --> 00:07:02,246
apenas mostrado É crucial que a IV não é previsível. Mas vamos ver um ataque. Assim

92
00:07:02,246 --> 00:07:06,282
suponho que assim acontece que, dada uma codificação em particular em uma mensagem que

93
00:07:06,282 --> 00:07:10,695
atacante pode realmente prever que IV, que será utilizado para a próxima mensagem. Bem

94
00:07:10,695 --> 00:07:14,839
permite mostrar que de fato o sistema resultante não é CPA seguro. Então a primeira coisa que a

95
00:07:14,839 --> 00:07:19,197
adversário vai fazer é, ele vai pedir para a criptografia de um bloco de um

96
00:07:19,197 --> 00:07:23,449
mensagem. Em particular que um bloco vai ser zero. Então, o que o adversário

97
00:07:23,449 --> 00:07:27,592
recebe de volta é a criptografia de um bloco, ou seja, que é a criptografia de

98
00:07:27,592 --> 00:07:31,748
mensagem ou seja zero, o XOR IV. Ok e, claro, o adversário também recebe o

99
00:07:31,748 --> 00:07:35,877
IV. Ok então agora o adversário por hipótese pode prever o que vai IV

100
00:07:35,877 --> 00:07:40,196
ser utilizado para a codificação seguinte. Ok, então vamos dizer que IV é chamado, bem IV. Assim

101
00:07:40,196 --> 00:07:44,460
seguinte, o adversário vai lançar seu desafio de segurança Symantec e da

102
00:07:44,460 --> 00:07:49,167
mensagem M0 vai ser o predito IV XOR IV1 o qual foi utilizado na criptografia

103
00:07:49,167 --> 00:07:53,707
de C1. E a, a mensagem do M1 é apenas vai ser alguma outra mensagem, ela não

104
00:07:53,707 --> 00:07:58,248
importa realmente o que é. Então, agora vamos ver o que acontece quando o adversário recebe

105
00:07:58,248 --> 00:08:02,346
o resultado do desafio de segurança Symantic. Bem, ele está indo para obter o

106
00:08:02,346 --> 00:08:06,470
criptografia de M0 ou M1. Assim, quando o adversário recebe a criptografia de M0,

107
00:08:06,470 --> 00:08:10,800
me dizer o que é que o texto real claro que é criptografada no texto cifrado C?

108
00:08:11,260 --> 00:08:17,368
Bem então a resposta é que o que é realmente criptografado é a mensagem que é

109
00:08:17,368 --> 00:08:22,826
IV XOR XOR IV1 o IV que é usada para criptografar a mensagem que passa a ser

110
00:08:22,826 --> 00:08:28,301
IV e isso, claro, é IV1. Assim, quando o adversário recebe a criptografia de M0,

111
00:08:28,301 --> 00:08:33,167
ele está realmente recebendo a criptografia cifra de bloco de IV1. E baixa e eis

112
00:08:33,167 --> 00:08:38,440
você vai perceber que ele já tem o valor de sua consulta de texto escolhido simples.

113
00:08:38,440 --> 00:08:42,800
E então quando ele está recebendo a criptografia da mensagem M1, ele só recebeu

114
00:08:42,800 --> 00:08:47,825
uma criptografia CBC normais do M1 mensagem. Então você percebe que agora ele tem um simples

115
00:08:47,825 --> 00:08:53,057
forma de quebrar o esquema, ou seja, o que ele vai fazer é que ele vai perguntar: 'É o segundo

116
00:08:53,057 --> 00:08:58,354
bloco do texto cifrado C igual ao valor que recebi em minha consulta CPA? Se

117
00:08:58,354 --> 00:09:03,843
então eu vou dizer que eu recebi a criptografia de M0, caso contrário eu vou dizer que eu recebi

118
00:09:03,843 --> 00:09:09,209
criptografia de M1. Então, realmente o seu teste é C1 onde ele se refere ao segundo bloco

119
00:09:09,209 --> 00:09:14,441
de C e C1 refere-se ao segundo bloco de C1 se os dois são iguais, ele diz zero,

120
00:09:14,441 --> 00:09:20,095
caso contrário, ele diz um deles. Assim, a vantagem desta adversário vai ser 1 e como um

121
00:09:20,095 --> 00:09:25,650
resultado, ele rompe completamente a segurança da CPU deste criptografia CBC. Então a lição aqui

122
00:09:25,650 --> 00:09:30,334
é, se o IV é previsível, então, na verdade, não há segurança CPA e

123
00:09:30,334 --> 00:09:35,621
, infelizmente, este é realmente um erro muito comum na prática. Em particular

124
00:09:35,621 --> 00:09:41,339
mesmo protocolo SSL e em TLS1.1 verifica-se que para número recorde IV I é de fato

125
00:09:41,339 --> 00:09:46,363
do bloco de texto última cifra recorde de I-1. Isso significa que exactamente dada

126
00:09:46,363 --> 00:09:51,579
a criptografia de disco I-1, o adversário sabe exatamente o que está acontecendo IV

127
00:09:51,579 --> 00:09:56,031
para ser usado como I. número recorde Muito recentemente apenas no verão passado esta era

128
00:09:56,031 --> 00:10:00,737
realmente convertido em um ataque devastador em SSL. Vamos descrever

129
00:10:00,737 --> 00:10:06,016
que um ataque falamos de SSL em mais detalhes, mas agora eu queria ter certeza de

130
00:10:06,016 --> 00:10:12,371
você entende quando você usa criptografia CBC é absolutamente crucial que o IV ser aleatória.

131
00:10:12,371 --> 00:10:16,372
Ok. Então agora eu vou te mostrar a versão nonce base de criptografia CBC

132
00:10:16,372 --> 00:10:21,443
Assim, neste modo, o IV é substituído pelo nonce aleatório, mas não único

133
00:10:26,509 --> 00:10:26,514
, por exemplo, o número 1,2,3,4,5. No entanto, se vai ser um contador de você

134
00:10:26,514 --> 00:10:32,046
precisa fazer mais um passo. Antes de realmente CBC criptografia e em especial que você tem

135
00:10:32,046 --> 00:10:37,380
para realmente criptografar as notas para se obter o IV que irá ser efectivamente utilizado para

136
00:10:37,380 --> 00:10:42,919
criptografia. As anotações para CBC é semelhante a um IV aleatória, a diferença é que o

137
00:10:42,919 --> 00:10:48,047
notas é primeiro codificado, e os resultados é que o IV é utilizado na CBC

138
00:10:48,047 --> 00:10:52,728
criptografia Agora a beleza deste modo é que a Nance não tem necessariamente de

139
00:10:52,728 --> 00:10:56,975
ser incluídos no texto codificado. Ele só precisa estar lá, se as suas incógnitas são

140
00:10:56,975 --> 00:11:01,116
decrypter, mas que se o decrypter acontece que já conhecem o valor do

141
00:11:01,116 --> 00:11:05,310
contra por outros meios, em seguida, na verdade, o texto cifrado é somente tão grande quanto o

142
00:11:05,310 --> 00:11:09,291
texto simples. Não há valor extra transmitida no texto cifrado. E, novamente,

143
00:11:09,291 --> 00:11:13,591
eu avisar que quando você está usando criptografia espaço não, é absolutamente crucial que

144
00:11:13,591 --> 00:11:17,679
a chave comum Nance de reposição só é usado para uma mensagem de forma para cada mensagem,

145
00:11:17,679 --> 00:11:22,028
ou Nance o que mudou ou a tecla mudou. Ok, então aqui enfatizar a

146
00:11:22,028 --> 00:11:26,499
fato de que você precisa fazer esse passo extra antes de criptografia usando o real

147
00:11:26,499 --> 00:11:31,088
Nance. Isso é erro muito comum que realmente esquecido na prática e

148
00:11:31,088 --> 00:11:35,795
exemplo, TLS, isso não foi feito e como resultado houve um ataque significativo

149
00:11:35,795 --> 00:11:40,282
contra criptografia CBC em TLS. Lembre-se da razão que isso é tão importante para

150
00:11:40,282 --> 00:11:44,950
sabem é que na verdade muitas APIs de criptografia são criados para quase deliberadamente enganar o

151
00:11:44,950 --> 00:11:49,451
usuário usando CBC incorretamente. Então, vamos olhar para ver como CBC implementado dentro de

152
00:11:49,451 --> 00:11:53,840
SSL aberta. Então aqui estão os argumentos da função. Basicamente este é o simples

153
00:11:53,840 --> 00:11:58,119
texto, este é o lugar onde o texto cifrado vai ficar gravado. Este é o

154
00:11:58,119 --> 00:12:02,760
comprimento do texto simples. Esta é uma, uma tecla Sim Finalmente, há um argumento de que aqui

155
00:12:02,760 --> 00:12:06,438
diz se você está crypting ou descriptografar. E o mais importante

156
00:12:06,438 --> 00:12:10,884
parâmetro que eu queria salientar aqui é o IV real e, infelizmente, o

157
00:12:10,884 --> 00:12:15,330
usuário é solicitado a fornecer este IV ea função usa o IV diretamente no CBC

158
00:12:15,330 --> 00:12:19,831
mecanismo de criptografia. Não encriptar a IV, antes de utilizá-lo e, como resultado, se

159
00:12:19,831 --> 00:12:24,332
você chamar essa função usando um IV não aleatório, o sistema de criptografia resultando

160
00:12:24,332 --> 00:12:28,816
não será CPA seguro. Ok, isso é muito importante saber que ao chamar

161
00:12:28,816 --> 00:12:33,960
funções como este. Criptografia SSL Cbc ou aberto ou fornecer um IV verdadeiramente aleatório

162
00:12:33,960 --> 00:12:38,836
ou se você deseja que o IV para ser um contador do que você tem para criptografar um contador usando AAS

163
00:12:38,836 --> 00:12:43,668
antes de realmente chamar um encrypt CBC e você tem que que você mesmo. Então, novamente, é

164
00:12:43,668 --> 00:12:48,340
muito importante que o programador sabe que precisa ser feito caso contrário, a CBC

165
00:12:48,340 --> 00:12:52,456
criptografia é inseguro. Um detalhe técnico última sobre CBC é o que fazer quando

166
00:12:52,456 --> 00:12:57,183
a mensagem não é um múltiplo do comprimento do bloco do bloco de codificação? Isso é o que fazemos

167
00:12:57,183 --> 00:13:01,689
se o bloco de mensagem último é mais curto do que o comprimento do bloco de AES, por exemplo? Assim

168
00:13:01,689 --> 00:13:06,281
o bloco de mensagem é passada menos de dezasseis bytes. E a resposta é se somarmos

169
00:13:06,281 --> 00:13:11,586
uma almofada para o último bloco de modo que se torna tão longo como dezasseis bytes, contanto que o AES

170
00:13:11,586 --> 00:13:16,633
tamanho do bloco. E esta almofada, é claro, se vai ser removido durante a criptografia. Assim

171
00:13:16,633 --> 00:13:21,873
aqui é um caminho típico, este é o caminho que é usado no TLS. Basicamente almofada um com

172
00:13:21,873 --> 00:13:26,919
N bytes, em seguida, essencialmente o que você faz é escrever o número N, N vezes. Assim, para

173
00:13:26,919 --> 00:13:32,036
exemplo, se você pad com cinco bytes, você almofada com a seqüência 555555. Então, cinco bytes

174
00:13:32,036 --> 00:13:37,175
onde cada byte é o valor cinco. E a principal coisa sobre este tapete é basicamente quando

175
00:13:37,175 --> 00:13:42,012
decrypter a receber a mensagem, o que ele faz é ele olha para o último byte de

176
00:13:42,012 --> 00:13:46,970
o último bloco. Então suponho que o valor é cinco, então, ele simplesmente elimina os últimos cinco

177
00:13:46,970 --> 00:13:51,818
bytes da mensagem. Agora a pergunta é o que vamos fazer se, de facto, a mensagem é um

178
00:13:51,818 --> 00:13:56,262
múltiplo de dezesseis bytes então de fato não pad é necessário? Se não o fizermos pad em tudo,

179
00:13:56,262 --> 00:14:00,476
bem que é um problema porque o decrypter vai olhar para o próprio

180
00:14:00,476 --> 00:14:05,267
último byte do último bloco que não faz parte da mensagem real e que ele vai

181
00:14:05,267 --> 00:14:10,000
para remover este número de bytes a partir do texto simples. De modo que, na verdade seria um problema.

182
00:14:10,000 --> 00:14:15,363
Então a solução é, se de fato não há almofada que é necessário, no entanto, ainda

183
00:14:15,363 --> 00:14:20,662
tem que adicionar um bloco de manequim. E uma vez que adicionar o bloco manequim este seria um bloco

184
00:14:20,662 --> 00:14:25,830
que é basicamente contém dezesseis bytes cada um contendo o número 16.

185
00:14:25,830 --> 00:14:30,042
Ok, então vamos adicionar blocos manequim essencialmente dezesseis. O decrypter, que quando ele é

186
00:14:30,042 --> 00:14:34,473
descriptografar, ele olha para o último byte do último bloco, ele vê que o valor é

187
00:14:34,473 --> 00:14:38,823
16, pois ele remove todo o bloco. E o que resta é a real

188
00:14:38,823 --> 00:14:42,975
texto simples. Então é um pouco lamentável que na verdade se você estiver criptografando curto

189
00:14:42,975 --> 00:14:47,019
mensagens com CBC e as mensagens que ser, digamos, 32 bytes, assim que são uma

190
00:14:47,019 --> 00:14:51,387
múltiplo de dezesseis bytes, então você tem que adicionar mais um bloco e fazer todos estes

191
00:14:51,387 --> 00:14:55,108
mensagens cifradas de 48 bytes apenas para acomodar o preenchimento CBC. Eu deveria

192
00:14:55,108 --> 00:14:59,584
menção há uma variante do chamado CBC CBC com texto cifrado roubar que realmente

193
00:14:59,584 --> 00:15:03,790
evita este problema, mas eu não vou descrever isso aqui. Se você está interessado

194
00:15:03,790 --> 00:15:07,907
você pode olhar que até online. Ok, então isso é o fim da nossa discussão do CBC

195
00:15:07,907 --> 00:15:12,198
e no segmento seguinte, verá como utilizar os modos de contador para criptografar múltipla

196
00:15:12,198 --> 00:15:13,720
mensagens utilizando uma única tecla.