0:00:00.000,0:00:04.010
У овом одељку, желим да вам дам неколико примера шифара тока, које се користе у пракси.

0:00:04.010,0:00:07.072
Почећу од два стара примера, који не би

0:00:07.072,0:00:11.017
требало да се користе у новим системима. Међутим, и даље су доста заступљени,

0:00:11.017,0:00:14.164
тако да само желим да напоменем њихова имена, тако да би вам били познати ови концепти.

0:00:14.164,0:00:19.087
Прва шифра тока о којој желим да вам говорим је RC4, која је развијена

0:00:19.087,0:00:23.429
1987. Желим само да вам дам њен уопштени опис,

0:00:23.429,0:00:27.818
а онда ћемо да говоримо о њеним слабостима. RC4 има као улаз

0:00:27.818,0:00:32.702
неку вредност променљиве дужине - семе; овде ћемо као пример да узмемо

0:00:32.702,0:00:36.980
128 битова за семе, које се затим користи као кључ за шифру тока.

0:00:36.980,0:00:41.738
Прво што уради јесте да прошири 128-битни тајни кључ на 2048 битова,

0:00:41.738,0:00:46.382
који се користе као унутрашње стање генератора. Након што се уради

0:00:46.382,0:00:51.197
ово проширење, извршава се врло једноставна петља, где сваки пролаз

0:00:51.197,0:00:55.898
кроз петљу враћа као излаз један бајт. Тако да, у суштини, генератор може да се извршава

0:00:55.898,0:01:00.653
колико год пута желите, и сваки пролаз даје један бајт. RC4 је заправо врло заступљен.

0:01:00.653,0:01:05.205
Користи се уобичајено у HTTPS-у.

0:01:05.205,0:01:11.888
Гугл га на пример користи у свом HTTPS-у. Користи се и у WEP-у који

0:01:11.888,0:01:15.686
смо разматрали у претходном одељку, али ту се користи неправилно

0:01:15.686,0:01:18.861
тако да није нимало безбедан. Током година,

0:01:18.861,0:01:23.886
пронађене су неке слабости у RC4, тако да се препоручује да се у новим пројектима

0:01:23.886,0:01:28.793
не користи, већ да се користи савремени псеудо-случајни генератор који ћемо да

0:01:28.793,0:01:34.059
разматрамо при крају овог одељка. Споменућу само две његове слабости.

0:01:34.059,0:01:39.561
Прва, која је у ствари мало чудна, ако погледате други бајт

0:01:39.561,0:01:44.630
излаза RC4, испоставља се да је други бајт делимично пристрасан. Када би RC4 био потпуно

0:01:44.630,0:01:49.780
случајан, вероватноћа да други бајт буте 0

0:01:49.780,0:01:54.744
била би тачно 1 / 256. Постоји 256 могућих бајтова, тако да вероватноћа

0:01:54.744,0:01:59.646
да буде 0 треба да буде 1 / 256. Испоставља се да је за RC4 ова вероватноћа

0:01:59.646,0:02:04.486
у ствари 2 / 256, што значи да ако користите RC4 да шифрујете

0:02:04.486,0:02:09.574
поруку, постоји извесна вероватноћа да се други бајт уопште не шифрује. Другим речима,

0:02:09.574,0:02:14.575
биће ХОR-ован са 0 са два пута већом вероватноћом него што треба да буде.

0:02:14.575,0:02:19.436
Значи 2 / 256 уместо 1 / 256. Узгред треба да кажем да не постоји

0:02:19.436,0:02:22.849
ништа посебно везано за други бајт. Испоставља се да су први и трећи бајт

0:02:22.849,0:02:27.818
такође пристрасни. Тако да постоји препорука, да ако се користи RC4,

0:02:27.818,0:02:32.800
треба да се занемати првих 256 бајтова излаза, и да се

0:02:32.800,0:02:37.246
излаз генератора користи почев од бајта 257. Првих пар бајтова

0:02:37.246,0:02:41.241
је пристрасно, тако да их само занемарите.

0:02:41.241,0:02:48.482
Други напад који је откривен, јесте да ако погледате врло дугачак излаз из RC4,

0:02:48.482,0:02:53.863
постоји повећана вероватноћа да се добије низ 00. Другим речима,

0:02:53.863,0:02:58.970
постоји мало већа вероватноћа да се добије ових 16 битова (2 бајта) 0, 0, него што би требало.

0:02:58.970,0:03:03.948
Да је RC4 сасвим насумичан, вероватноћа да се појави 00 била би тачно (1 / 256) на 2.

0:03:03.948,0:03:08.556
Испоставља се да је RC4 делимично пристрасан, тако да вероватноћа износи (1 / 256) на 3.

0:03:08.556,0:03:13.718
Ова пристрасност се појављује тек након излаза дужине неколико гигабајта података.

0:03:13.718,0:03:18.634
Ипак, овако нешто може да се користи како би се предвидео генератор

0:03:18.634,0:03:23.120
и свакако може да послужи да би се разликовао излаз генератора

0:03:23.120,0:03:28.097
од истински случајног низа. Та чињеница да се 00 појављује чешће него што би требало

0:03:28.097,0:03:32.414
је показатељ разлике. У последњем одељку већ смо говорили

0:03:32.414,0:03:36.313
о нападима који користе везу између кључева, који су били уперени на WEP, а који показују

0:03:36.313,0:03:41.078
да ако се користе блиско повезани кључеви, тада је могуће

0:03:41.078,0:03:45.732
да се дође до полазног кључа. Дакле то су слабости које су уочене у RC4, тако да

0:03:45.732,0:03:50.217
се препоручује да нови системи не користе RC4, већ да уместо тога користе

0:03:50.217,0:03:54.421
савремене псеудо-насумичне генераторе. Други пример који желим да вам дам је

0:03:54.421,0:03:59.131
врло слаба шифра тока која се користи код шифровања двд филмова. Када купите

0:03:59.131,0:04:03.504
двд у радњи, сам филм се шифрује коришћењем шифре тока која се назива

0:04:03.504,0:04:07.933
систем за кодирање садржаја, CSS. CSS се показао као врло слаба шифра тока,

0:04:07.933,0:04:12.523
која лако може да се пробије, и ја желим да вам покажем како ради алгоритам напада.

0:04:12.523,0:04:16.894
Одрадићемо овај пример да бисте видели како изгледа алгоритам напада,

0:04:16.894,0:04:21.435
али постоје многи системи који користе управо овај напад да декриптују

0:04:21.435,0:04:25.749
шифроване двд-јеве. CSS шифра тока заснива се на нечему што воле пројектанти хардвера.

0:04:25.749,0:04:30.291
Развијена је да буде хардверска шифра тока,

0:04:30.291,0:04:34.491
која се лако хардверски примењује, а заснива се на механизму регистра са

0:04:34.491,0:04:38.749
линијским повратним померањем. Ово је регистар

0:04:38.749,0:04:43.801
који се састоји од једнобитних поља.

0:04:43.801,0:04:49.046
Постоје нека поља, не сва, која називамо доточним пољима,

0:04:49.046,0:04:54.134
а њихове вредности се доводе у ХОR,

0:04:54.134,0:04:59.053
а затим се на сваки циклус клока, регистар помера на десно. Последњи бит отпада

0:04:59.053,0:05:04.345
а нови први бит постаје излаз из овог ХОR-а.

0:05:04.345,0:05:08.703
Видите да је ово једноставан механизам за примену, и заузима врло мало транзистора.

0:05:08.703,0:05:13.622
Само померај удесно, последњи бит отпада, а први бит постаје

0:05:13.622,0:05:18.541
ХОR претходних битова. Дакле почетна вредност - семе - код овог регистра је

0:05:18.541,0:05:23.460
заправо његово почетно стање.

0:05:23.650,0:05:28.538
На њему се заснива више шифара тока. Ево и неких примера.

0:05:28.538,0:05:33.362
Рекли смо да двд шифровање користи два оваква регистра. То ћу да вам покажем за који тренутак.

0:05:33.362,0:05:38.060
GSM шифровање садржи два алгоритма, А51 и А52,

0:05:38.060,0:05:43.456
који користе 3 регистра померања. Bluetooth шифровање садржи алгоритам Е0, такође

0:05:43.456,0:05:48.534
шифру тока, са 4 регистра. Испоставља се да су сви они доста слаби,

0:05:48.534,0:05:53.245
и да заиста не би требало да се ослања на њих ради шифровања саобраћаја,

0:05:53.245,0:05:56.705
али су сви уграђени у хардвер, тако да је сада мало теже да се измени то што хардвер ради.

0:05:56.705,0:06:01.047
Најједноставнији од њих, CSS, може јако згодно да се нападне,

0:06:01.047,0:06:05.459
тако да хајде да вам покажем како се изводи овај напад.

0:06:05.459,0:06:11.073
Кључ за CSS је 5-бајтни, тј. 40-битни, 5 х 8 је 40 битова.

0:06:11.073,0:06:15.587
Ограничили су се на 40 битова зато што је двд шифровање развијено

0:06:15.587,0:06:19.941
у време када је прописима извоза из САД био дозвољен само извоз

0:06:19.941,0:06:25.086
алгоритама за шифровање где је кључ само 40 битова. Тако да су пројектанти CSS-а били

0:06:25.086,0:06:30.206
ограничени на јако, јако кратке кључеве. Њихов поступак је следећи:

0:06:30.206,0:06:35.398
користе се два регистра померања, један 17-битни,

0:06:35.398,0:06:40.806
и други 25-битни,

0:06:40.806,0:06:46.647
нешто дужи. Њима се почетна вредност задаје

0:06:46.647,0:06:51.870
на следећи начин. Дакле кључ изгледа овако.

0:06:51.870,0:06:57.669
Почне се са јединицом, која се придодаје на прва два бајта кључа.

0:06:57.669,0:07:02.947
А то је почетно стање регистра померања.

0:07:02.947,0:07:08.256
И другом регистру померања се почетно стање задаје на сличан начин.

0:07:08.256,0:07:14.012
Јединица придружена на последња 3 бајта кључа,

0:07:14.012,0:07:19.889
што се спушта као почетно стање регистра. Можете да видите да су прва два бајта

0:07:19.889,0:07:25.411
- 16 битова, плус почетни, то је укупно 17 битова, а за други регистар померања

0:07:25.411,0:07:31.217
24 бита плус један - то је 25 битова. Примећујете да смо искористили свих 5 битова кључа.

0:07:31.217,0:07:36.881
Затим се ови регистри померања покрећу у осам циклуса, тако да се њима добија

0:07:36.881,0:07:42.333
по 8 излазних битова. Излази пролазе кроз овај сабирач који извршава

0:07:42.333,0:07:48.197
сабирање по модулу 256. Дакле ово је блок сабирања по модулу 256. Постоји још једна

0:07:48.197,0:07:54.325
техничка ствар која се извршава - додаје се пренесени бит

0:07:54.325,0:07:59.723
из претходног блока. Али то није тако важно.

0:07:59.723,0:08:04.761
Дакле примећујете да у сваком блоку радимо сабирање по модулу 256

0:08:04.761,0:08:09.982
да бисмо занемарили бит преноса, мада се он у ствари додаје као 0 или 1 у збир

0:08:09.982,0:08:15.147
у наредном блоку. Тако да се у сваком пролазу добија по један бајт.

0:08:15.147,0:08:20.411
Затим се овај бајт наравно користи, у XOR-у са одговарајућим

0:08:20.411,0:08:25.167
бајтом филма који се шифрује. Тако да је ово врло једноставна шифра тока,

0:08:25.167,0:08:29.986
потребно је врло мало хардвера за имплементирање. Извршава се брзо, чак и на

0:08:29.986,0:08:35.830
јефтином хардверу, и шифрује филмове. Шифра се лако пробија

0:08:35.830,0:08:41.222
у времену оквирно 2 на 17. Да вам покажем како.

0:08:41.222,0:08:45.734
Претпоставимо да пресретнете филм, овде имамо рецимо

0:08:45.734,0:08:50.647
шифрован филм који желите да дешифрујете, и будући да је шифрован

0:08:50.647,0:08:55.279
немате никакву представу о томе шта је овде. Међутим, само захваљујући томе

0:08:55.279,0:08:59.970
што двд шифровање користи MPEG датотеке, ви знате префикс

0:08:59.970,0:09:04.250
отвореног текста, на пример можда је ово 20 бајтова. Дакле знамо да

0:09:04.250,0:09:08.589
ако извршите ХОR ових двеју ствари,

0:09:08.589,0:09:13.523
добијате почетни одељак од PRG-а. Дакле добићете

0:09:13.523,0:09:18.472
првих 20 бајтова излаза из CSS-a.

0:09:18.472,0:09:23.986
Дакле ево шта ћемо да урадимо. Имамо првих 20 бајтова излаза.

0:09:23.986,0:09:31.405
Урадимо сада следеће. Покушамо свих 2 на 17 могућих вредности за први

0:09:31.405,0:09:37.088
регистар померања. Дакле 2 на 17 могућих вредности. За сваку вредност,

0:09:37.088,0:09:42.622
за сваку од ових 2 на 17 почетних вредности регистра, одрадићемо пролазак

0:09:42.622,0:09:47.953
кроз регистар за 20 бајтова. Дакле добијамо 20 бајтова од овог

0:09:47.953,0:09:53.284
првог регистра, за сваки од 2 на 17 могућих почетних вредности.

0:09:53.284,0:09:58.615
Сетите се да имамо пун излаз из CSS-a. Тако да можемо

0:09:58.615,0:10:03.814
да узмемо овај излаз, и да га одузмемо од 20 бајтова

0:10:03.814,0:10:08.928
које смо добили из првог регистра, тако да ако је наш погодак за почетно стање првог регистра

0:10:08.928,0:10:14.042
исправан, оно што добијемо је првих 20 бајтова излаза

0:10:14.042,0:10:19.222
из другог регистра. Зато што је то оно што је по дефиницији излаз из CSS система.

0:10:19.222,0:10:24.501
Испоставља се да је посматрајући 20-бајтни низ, врло лако

0:10:24.501,0:10:29.763
да се закључи да ли је овај 20-бајтни низ потекао од 25-битног регистра померања или не.

0:10:29.763,0:10:33.561
Ако није, онда знамо да је наша претпоставка за 17-битни регистар померања била

0:10:33.561,0:10:37.416
погрешна, и тада прелазимо на следећи покушај за регистар,

0:10:37.416,0:10:41.904
па на следећи, итд. Све док коначно не погодимо право почетно стање

0:10:41.904,0:10:46.937
17-битног регистра померања, а тада заправо добијамо

0:10:46.937,0:10:51.969
да 20 бајтова које смо узели као кандидате за излаз 25-битног регистра

0:10:51.969,0:10:56.936
јесу заиста могући излаз из 25-битног регистра. А тада, не само да смо

0:10:56.936,0:11:02.164
открили право почетно стање за 17-битни регистар, већ смо открили

0:11:02.164,0:11:07.523
и право почетно стање за 25-битни регистар. А тада можемо да предвидимо

0:11:07.523,0:11:12.796
преостале излазе из CSS-a, и наравно, користећи ово, можемо да дешифрујемо остатак филма.

0:11:12.796,0:11:17.565
Можемо да откријемо преостали отворени текст.

0:11:17.565,0:11:22.335
О овоме смо и раније говорили. Испричао сам ово мало брже, али надам се

0:11:22.335,0:11:27.331
да је било јасно. Такође ћемо да урадимо вежбу за домаћи над овом врстом шифара тока

0:11:27.331,0:11:31.444
тако да ћете да стекнете представу како раде ови алгоритми напада.

0:11:31.444,0:11:36.018
И требало би још да напоменем да сада постоје многи системи са отвореним софтвером

0:11:36.018,0:11:41.453
који заправо користе овај начин рада да декриптују податке шифроване CSS-ом.

0:11:41.453,0:11:45.888
Сада када смо видели две слабе шифре, пређимо на боље примере; заправо

0:11:45.888,0:11:49.370
бољи псеудо-насумични генератори потичу од такозваног еСтрим пројекта. Ово је пројекат

0:11:49.370,0:11:55.556
који је завршен у 2008-ој, и њиме је квалификовано 5 различитих шифара тока,

0:11:55.556,0:12:00.207
али ћу овде да вам представим само једну. Пре свега, параметри за

0:12:00.207,0:12:04.029
ове шифре тока се мало разликују од оног на шта смо до сада навикли.

0:12:04.029,0:12:08.340
Дакле ове шифре тока као и обично имају семе. Али поред тога, имају и такозвану.

0:12:08.340,0:12:12.821
привремену вредност, видећемо како се она користи за који тренутак.

0:12:12.821,0:12:17.487
Дакле имамо два улаза: семе и привремену вредност, коју ћемо ускоро да објаснимо.

0:12:17.487,0:12:21.274
Наравно добија се јако велики излаз, n је

0:12:21.274,0:12:26.603
много, много веће него s. Под привременом вредношћу подразумевам вредност која

0:12:26.603,0:12:31.218
неће бити поновљена докле год је кључ исти. Ускоро ћу то мало темељније да

0:12:31.218,0:12:35.400
објасним. За сада, само је посматрајте као јединствену вредност која се не

0:12:35.400,0:12:40.527
понавља све док је вредност кључа иста. Једном када имате псеудо-насумични генератор (ПНГ),

0:12:40.527,0:12:45.357
са којим шифрујете, добијате шифру тока као и раније, осим што сада, као што видите,

0:12:45.357,0:12:49.955
ПНГ узима као улазне вредности и кључ и привремену вредност. Уз својство

0:12:49.955,0:12:56.350
да се пар (k, r), дакле (кључ, привремена вредност), никад, никад не понавља.

0:12:56.350,0:13:03.096
Никад се не користи више него једном. Суштина је у томе, да кључ може да се поново употреби,

0:13:03.096,0:13:09.710
зато што привремена вредност чини пар јединственим, зато што се k и r заједно

0:13:09.710,0:13:16.135
користе само једном. Пар је јединствен. Дакле привремена вредност је згодна досетка

0:13:16.135,0:13:21.541
која нас поштеђује тога да прелазимо на нови кључ сваки пут. Конкретан пример

0:13:21.541,0:13:26.000
из еСтрима који желим да вам покажем је Салса 20.

0:13:26.000,0:13:30.292
То је шифра тока која је развијена како за софтверску тако и за хардверску

0:13:30.292,0:13:33.385
примену. Ово је занимљиво. Разумели сте да су неке шифре тока

0:13:33.385,0:13:38.763
развијене за софтвер, као RC4. Све што се врши њоме је развијено на такав начин

0:13:38.763,0:13:42.689
да софтверску примену чини брзом, док су неке друге шифре тока развијене

0:13:42.689,0:13:48.143
за хардвер, на пример CSS, која користи регистар померања нарочито развијен

0:13:48.143,0:13:50.963
да хардверску примену учини јефтином. Добра ствар код Салсе је

0:13:50.963,0:13:55.008
што је развијена на такав начин, да осим што је лака за примену у хардверу, њена

0:13:55.008,0:13:59.747
софтверска примена је такође јако брза. Да вам објасним како Салса ради. Салса

0:13:59.747,0:14:05.130
узима 128-битне или 256-битне кључеве. Објаснићу вам 128-битну верзију.

0:14:05.130,0:14:11.244
Ово је семе. Затим се узима и привремена вредност, као и раније, која је

0:14:11.244,0:14:15.425
у овом случају 64 бита. И ствара се велики излаз. Како ово

0:14:15.425,0:14:21.060
заправо ради? Сама функција је одређена на следећи начин. За дате

0:14:21.060,0:14:26.378
вредности кључа и привремене вредности, ствара се јако дугачак, псеудонасумични

0:14:26.378,0:14:31.222
низ, које год дужине је потребно. А то ћу чини користећи ову функцију коју ћу да означим

0:14:31.222,0:14:35.653
са H. Функција Н има три улаза. Кључ, тј. семе k,

0:14:35.653,0:14:40.498
привремену вредност r, и бројач који се повећава из корака у корак. Дакле иде

0:14:40.498,0:14:45.263
од нуле, до 1, 2, 3, 4, докле год је потребно. Значи,

0:14:45.263,0:14:49.956
одређујући вредност за Н за ове k, r и растући бројач, добијамо

0:14:49.956,0:14:54.882
низ који је оне дужине коју хоћемо. Све што имам да урадим јесте да опишем како функција

0:14:54.882,0:14:59.460
Н ради. Хајде да то и урадимо. Она ради на следећи начин.

0:14:59.460,0:15:04.693
Почнемо тако што проширимо стања на прилично велику вредност, 64-бајтну,

0:15:04.693,0:15:10.156
на следећи начин. Поставимо константу на почетак,

0:15:10.156,0:15:15.552
т0, ово је 4 бајта, 4-бајтна константа,

0:15:15.552,0:15:20.611
Салса вам задаје вредност за т0. Затим стављамо k које је

0:15:20.611,0:15:25.467
16 бајта. Затим ставимо још једну константу. Поново, ово је 4 бајта.

0:15:25.467,0:15:30.795
Као што сам рекао, ова константа има унапред задату вредност. Затим ставимо

0:15:30.795,0:15:37.435
привремену вредност, која је 8 бајта. Затим ставимо индекс - то је бројач - 0,

0:15:37.435,0:15:43.063
1, 2, 3, 4, који заузима још 8 бајта. Затим ставимо још једну константу,

0:15:43.063,0:15:49.056
т2, која заузима још 4 бајта. Затим поново ставимо кључ, ово је додатних

0:15:49.056,0:15:54.714
16 бајтова. Најзад стављамо и трећу константу, т3, која је

0:15:54.714,0:15:59.948
4-бајтна. Као што само рекао, сабравши ово имамо укупно 64

0:15:59.948,0:16:05.249
бајта. Дакле проширили смо кључ, привремену вредност и бројач до 64

0:16:05.249,0:16:10.886
бајта. Значи кључ се јавља два пута. А затим применимо

0:16:10.886,0:16:16.321
функцију, назваћу је малим словом h. Дакле применимо ову функцију h,

0:16:16.321,0:16:21.659
а она је 1-на-1, дакле додељује 64-бајтну вредност за 64-бајтни улаз.

0:16:21.659,0:16:26.005
Она је потпуно иверзибилна. Дакле функција h је

0:16:26.005,0:16:30.260
иверзибилна функција. То значи да за задати улаз добијамо један излаз, и за задати

0:16:30.260,0:16:34.906
излаз добијамо улаз. Развијена је нарочито на такав начин да буде, као прво, лака

0:16:34.906,0:16:39.553
за примену у хардверу, а као друго, на х86 је нарочито лака за примену зато што

0:16:39.553,0:16:44.199
х86 има SSE2 скуп наредби, који подржава све операције потребне

0:16:44.199,0:16:48.622
за ову функцију. Она је врло, врло брза. Захваљујући томе, Салса је јако брза

0:16:48.622,0:16:52.764
шифра тока. Ово се затим извршава поново, и поново, и поново. Дакле врши

0:16:52.764,0:16:57.744
се ова функција h поново и добије још 64 бајта. И тако даље,

0:16:57.744,0:17:05.318
ово се одради 10 пута. Дакле све ово овде се понавља 10 пута,

0:17:05.318,0:17:17.961
дакле применити h 10 пута. Само по себи, ово и није тако насумично.

0:17:17.961,0:17:22.144
Неће да изгледа насумично зато што, као што сам рекао, H је потпуно иреверзибилна.

0:17:22.144,0:17:25.521
Имајући коначни излаз, лако је да се обрне h и да се врати

0:17:25.521,0:17:31.831
до изворног улаза и провери да ли улаз има праву грађу. Зато се изврши још једна

0:17:31.831,0:17:36.979
ствар, а то је да се изврши XOR над улазом и коначним излазом. У ствари,

0:17:36.979,0:17:42.405
ово није XOR већ збир. Врши се сабирање реч по

0:17:42.405,0:17:47.762
реч. Имамо 64 бајта, сабирамо реч по реч, 4 бајта

0:17:47.762,0:17:52.980
у истом кораку, и коначно добијамо излаз од 64 бајта, и то је то. То је цели

0:17:52.980,0:17:57.175
псеудо-насумични генератор. Дакле то је цела функција h.

0:17:57.175,0:18:01.758
Као што сам објаснио, цела ова конструкција овде јесте функција Н. Она се рачуна

0:18:01.758,0:18:06.009
тако што се бројач i повећава од 0 на 1, 2, 3 итд.

0:18:06.009,0:18:10.408
То вам даје псеудо-насумични низ који је оне дужине која вам треба.

0:18:10.408,0:18:15.325
Не постоје значајни напади на ово. Безбедност овог система је

0:18:15.325,0:18:20.371
јако близу 2 на 128. Видећемо шта то значи нешто касније.

0:18:20.371,0:18:25.417
То је јако брза шифра тока, и хардверски и софтверски. Колико

0:18:25.417,0:18:30.431
можемо да видимо, изгледа непредвидиво као што је и захтев за шифру тока.

0:18:30.431,0:18:34.797
Треба да напоменем да пројекат еСтрим има 5 шифара тока попут

0:18:34.797,0:18:39.395
ове. Одабрао сам Салсу зато што ми делује најелегантније. Али могу да вам дам

0:18:39.395,0:18:44.053
неке вредности перформанси. Овде можете да видите вредности перформанси за

0:18:44.053,0:18:48.768
машину типа х86, на 2.2 гигахерца. И можете да видите да је RC4 заправо најспорији.

0:18:48.768,0:18:53.017
Зато што он и не користи заправо предности хардвера,

0:18:53.017,0:18:57.475
јер обавља само бајтне операције. Тако да има много изгубљених циклуса.

0:18:57.475,0:19:01.182
Али кандидати еСтрима, како Салса тако и овај

0:19:01.182,0:19:05.202
други кандидат, Сосеманук (треба рећи да су ово еСтрим финалисти,

0:19:05.202,0:19:09.588
шифре тока које је одобрио еСтрим пројекат), као што видите

0:19:09.588,0:19:13.712
постигли су значајну стопу. Ово је 643 мегабајта у секунди

0:19:13.712,0:19:18.150
на овој архитектури, више него довољно за један филм, ово су у ствари прилично упечатљиве

0:19:18.150,0:19:22.432
стопе. Дакле, сада сте видели примере двеју старих шифара тока које не би требало

0:19:22.432,0:19:26.661
да се користе, као и нападе на ове шифре. Видели сте како изгледају савремене шифре тока

0:19:26.661,0:19:30.480
са привременом вредношћу. И видите вредности перформански за ове

0:19:30.480,0:19:34.546
савремене шифре тока, тако да ако вам буде била потребна шифра тока, можете да користите неку

0:19:34.546,0:19:37.991
од финалиста еСтрима, на пример Салсу.