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写给开发人员的实用密码学 - MAC

在写给开发人员的实用密码学 - Hash算法中讲到的Hash算法能够进行完整性校验,但却不能避免消息被,而MAC正是为了避免消息被而设计。 接收方收到消息后,对消息计算摘要值,然后与接收到的摘要值进行比较,并没有发现有异常,而实际上接收到的消息已经被。通过对消息加密是一种解决方法。 但在很多情况下,传递的消息没有必要加密,只要确保消息是完整且没有被即可,原因可能如下:接口的数据并不重要,对隐私性要求不高。加密和解密过程很消耗性能。另一种解决方法是MAC算法。 算法的用途MAC算法的主要用途:证明消息没有被,这和Hash算法类似。 小结在本文中我们介绍了消息验证码,消息验证码弥补了单一的Hash算法的不足,确保消息没有被。接下来的部分介绍了MAC算法的种类和用途。在下一篇文章中,我们将介绍密码学中的随机数产生器,敬请关注!

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对象

JavaScript多人开发协作过程中,很可能会意外他人代码。防对象,通过不可扩展、密封、冻结来解决这个问题。需要特别注意的是:一旦把对象定义为防,就无法撤销了。 被冻结的对象,不能新增属性,并不能删除属性,也不能修属性。4、总结冻结 > 密封 > 不可扩展 增 删 不可扩展 ✖️ ✔️ ✔️ 密封 ✖️ ✖️ ✔️ 冻结 ✖️ ✖️ ✖️

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    一款针对Profinet协议漏洞渗透的工具

    子网掩码与网关作为参数发送报文DCP_Set.req给设备6设备设置IP地址等参数完毕后,发送DCP_Set.rsp给控制器由于PROFINET-DCP为二层协议,本身缺乏鉴权机制,导致攻击者也是利用这个流程来工控设备 target为要修目标机的mac地址,target_ip为想要设置的ip地址,nic为通信的网卡第一步:由于Profinet dcp是以太网协议,因此我们首先要设置用哪个网口来发送和接收数据包。 探测到目标机mac地址后,设置target,如下图所示:?第三步:设置想要的ip地址、子网掩码、网关,如下图所示:? 第四步:执行漏洞利用:运行run命令,执行漏洞利用,工控设备IP,如下图所示:? 测试结论通过以上ISF漏洞利用测试与分析,发现PROFINET-DCP协议存在安全漏洞,没有鉴权的识别,让攻击者可以扫描局域网内工控设备的IP地址,从而对工控设备IP地址进行

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    斯坦福大学密码学-认证加密 07

    ppt 链接:07-authenc-v2-annotated.pdf对CPA-安全加密的主动攻击攻击不只是可以窃听密文,还可以对密文进行。image.pngtamper 攻击举例。 image.pngBob对密文进行,将端口从80为25。Bob对端口进行了后,就读到了本不该给他的数据。攻击者只需要变IV域就可以了。image.png方法。 这样后,攻击者就读到了本不该给他的明文信息。没有完整性,一个CPA安全的加密不可能提供私密性。image.png选择密文攻击举例。 如果修后的校验和对于修后的数据是正确的,那么ack。否则,直接丢弃,不做任何处理。然后根据服务器的反应,攻击者得到一系列图下面的公式,最后可以解出明文。 这个方法确保任何对密文的修都会被解密者检测出来,因为MAC无法验证。image.pngSSL分析。(MAC then ENC)加密机制和mac之间有一些不好的互动。会产生选择密文攻击。不对!!!

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    Cookie防机制

    一、为什么Cookie需要防为什么要做Cookie防,一个重要原因是 Cookie中存储有判断当前登陆用户会话信息(Session)的会话票据-SessionID和一些用户信息。 再次发起请求,则服务器接收到请求后,会去修username为pony的数据。这样,就暴露出数据被恶意的风险。三、防签名服务器为每个Cookie项生成签名。 如果用户Cookie,则与签名无法对应上。以此,来判断数据是否被。 服务端根据接收到的内容和签名,校验内容是否被。举个栗子:比如服务器接收到请求中的Cookie项username=pony|34Yult8i,然后使用签名生成算法secret(pony)=666。 另外,对一些重要的Cookie项,应该生成对应的签名,来防止被恶意

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    网页防专题1---网页防方案探索

    网页被,一般是指网站的页面被挂马或内容被修。它的危害,轻则误导用户,窃取用户数据,收集用户私隐,造成用户在金钱和名誉上的损失,进而影响网站所属公司的声誉,造成股价下跌,重则导致政治风险。 那么,网页被的危害如何消除呢?先从网站的数据流角度来看这个问题。?从上图来看,网页被恶意有三条路径:站点页面被恶意CDN同步了被恶意的页面CDN上内容被恶意其中1,2是相连的。

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    iOS逆向之签名原理

    1.防止数据单向散列函数的应用场景之一就是防止(验证)数据是否被,一旦发现数据被则丢弃该数据。所以需要事先保证散列值的安全性,即不能把散列值暴露出去,也不能在网络上传输散列值。 因为对称密码、公钥密码、单向散列函数都无法同时满足【防、防伪装、防否认】。所以需要一种新的技术来识别数据、伪装、否认。这种技术就是数字签名。 验证证书后确保了Mac公钥是苹果认证过的,再用Mac公钥去验证 App的签名(因为App是使用Mac私钥签名的,所以可以使用Mac公钥验证签名),如果Mac公钥验证App的签名是正确的,就说明App没有被过 公钥③再用上面一步获得的Mac公钥验证App是否被过。 所以如果越狱开发者把后的App安装到越狱手机,则不需要对App重签名。 所以,完的被过mach-O的app文件不需要重签名就可以运行在越狱手机上。

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    iOS逆向之ipa签名原理

    1.防止数据单向散列函数的应用场景之一就是防止(验证)数据是否被,一旦发现数据被则丢弃该数据。所以需要事先保证散列值的安全性,即不能把散列值暴露出去,也不能在网络上传输散列值。 因为对称密码、公钥密码、单向散列函数都无法同时满足【防、防伪装、防否认】。所以需要一种新的技术来识别数据、伪装、否认。这种技术就是数字签名。 验证证书后确保了Mac公钥是苹果认证过的,再用Mac公钥去验证 App的签名(因为App是使用Mac私钥签名的,所以可以使用Mac公钥验证签名),如果Mac公钥验证App的签名是正确的,就说明App没有被过 公钥③再用上面一步获得的Mac公钥验证App是否被过。 所以如果越狱开发者把后的App安装到越狱手机,则不需要对App重签名。 所以,完的被过mach-O的app文件不需要重签名就可以运行在越狱手机上。

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    网络安全

    就叫报文鉴别2,         接收者确信所收到的数据和发送者发送的完全一样,没有被过。报文完整性3,         发送者事后不能抵赖对报文的签名。 注意任何人都可以用A的公钥对报文进行E运算得出明文,但是不能,因为不知道A密钥是多少。就算截取者报文,但是没有A的密钥,那么就算发给B了,B解密后会得出不可读明文,就知道报文是的。 得出已签名的报文摘要——称为报文鉴别码MACMAC追加在X后面发送给B。B收到以后,把报文X和MAC分离。 然后对报文X进行同样的报文摘要运算对MAC用A的公钥解密,E运算,报文摘要如果和E运算的报文摘要一样,就能判断是发送者发的,无伪造。实体鉴别:在系统接入的全部时间内对和自己通信的对方实体只需要验证一次

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    斯坦福大学密码学-信息完整性 05

    ppt链接:05-integrity-v2-annotated.pdf消息认证码(MAC)目标:只提供完整性,不提供私密性。举例:硬盘上的公共信息,不在乎私密性,只在乎是否被病毒入侵,被。广告商。 设想一下,系统被病毒感染了,病毒试图修一些系统文件。问用户是否可以检测出哪些文件被修了? 解决办法:用户从一个干净的操作系统重启机器,并提供其密码,干净的操作系统会计算每一个文件的MAC,注意,病毒并不可以创建一个新文件并计算其MAC,因为这里的MAC是安全的。 所以用户可以检测出哪些文件进行了修。假如病毒可以交换 和 ,那么也会造成伤害。解决办法:将文件名放在文件内容中进行完整性检测。 注意:MAC可以抵御文件的或者广义上的数据。 image.png已经得到了一个MAC,即AES。但是AES只能处理16字节的消息。如何将处理短信息的MAC转换成处理长信息的MAC?image.png基于PRFs的MAC截断后也是安全的。

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    如何利用科来网络分析工具模拟局域网ARP欺骗

    因此攻击者可将这些流量另行转送到真正的网关(被动式数据包嗅探,passive sniffing)或是后再转送( 中间人攻击 ,man-in-the-middle attack)-维基百科 原理:利用科来网络分析系统 MAC地址扫描到测试计算机的ip地址以及mac地址 ,使用科来数据分析系统抓取一条测试计算机的arp报文,保存下来,MAC地址以及IP地址,再次使用一定的速率将此报文发送出去,使其目的ip地址总是与一个没有终点的 扫描到测试机的ip地址以及mac地址,然后抓取并过滤ARP报文,如下:将这条报文保存到本地,(注意:目的MAC地址应该是你要欺骗的计算机) ? 3.修报文;按照下图修导入到的数据报文; ? 3.发送数据报文: ?至此,被欺骗的计算机就一直找不到网关,并产生大量的ARP报文,网络立刻就中断了。 最后说两句!不要干坏事,不要干坏事。 防护:如果你发现你上上网,发现网页打不开了,网络连接正常,可以在cmd命令窗口中输入:ipconfig查看你的网关是否正常,mac地址是否在正常。?

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    使用 git 历史

    使用 git 历史? ⭐️ 更多前端技术和知识点,搜索订阅号 JS 菌 订阅有时候我们需要修 git 历史提交的文件内容,如果只是在前一个 commit,那么只需要修文件并执行 --amend 即可:如修上一次提交的文件 : do somethinggit add .git commit --amend --no-edit另外,可能还需要修以往历史提交的文件,那么就需要使用到 rebase:git log 查看一下以往的提交纪录 now, with git commit --amend Once you are satisfied with your changes, run git rebase --continue按照提示,修文件然后使用 修文件后提交:git add . && git commit --amend --no-edit > running pre-commit hook: lint-stagedNo staged files

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    详解MBR技术

    后切记保存,才能使修后的数据真正写入到磁盘中。然后重启电脑。哦,对了,实验务必在虚拟机中进行,务必做好快照,哈哈哈~~~~~前面忘说了。 0×04 偷梁换柱——MBR我们成功的破坏了MBR,既然Bios将控制权交给了MBR执行,我们岂不是可以利用MBR做一些其他事。 0xA6;将payload写入到MBR扇区需要注意的是,笔者在调试程序时发现payload在写入时总是失败,提示参数错误,后来发现在对硬盘读写时,必须是512字节的整数倍才行,所以需要对源程序进行修, 经过上述修后,系统重启时并没有顺利启动我们的payload,这里需要回顾第一章节里提到的MBR区的数据格式,在MBR所在的第一扇区除了前446字节是MBR程序外,后面的64个字节属于DPT(Disk

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    基于KVM的SRIOV直通配置及性能测试

    安全 仅支持源mac过滤和网卡mac,不支持其他安全防护(防arp欺骗就无法实现) 源mac过滤 ip link set p1p1 vf 0 spoofchk on 表示vm里发出的包,如果源mac 注意:vm关机后vf的spoofchk不会复位 网卡mac ▷ 在宿主上修mac,vm里的mac不会跟着;在vm里修mac,在宿主上可以看到变化 ▷ 如果在vm关机状态下mac地址,那么当 vm开机后会为vm的mac,当vm又关机后,又回为原先mac ▷ 只有在宿主上看到的当前vf的mac为全0,才能在vm里修mac地址,即使vf的spoofchk为off。 但有一种例外,若使用上面方法2来配置xml,虽然宿主上看到的vf的mac不为0,但vm里可以修 ▷ 当在宿主上设置了mac后,虚拟机里的mac就无法了 ▪ 方法1(interface)来配置xml ,估计vm启动时候就自动帮忙在宿主上设置了mac,所以就直接实现了防功能 ▪ 方法2(hostdev)来配置xml,需要在宿主上手动再设置一次mac地址才能实现防 在宿主上手动修mac方法(vm

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    Dan Boneh密码学笔记5

    常见错误,不用共享密钥就能提供完整性如果只用CRC冗余校验码(CRC没有密钥),不安全攻击者可以信息后加上修后的CRCCRC是为检测随机错误而设计的,并非针对恶意错误的。? 看一个例子,如何用MAC加密硬盘上的系统文件MAC可以帮你抵御文件,但是不能抵御认证信息的交换。安装系统,设置密码,根据密码扩张出一个密钥K,计算每个文件的标签t,标签和文件存放在一块。 病毒攻击,因为MAC是安全的(不可被存在性伪造),所以病毒不能创建新的文件f和标签t’因为MAC,可以检测出被的文件病毒可以交换两个文件,user运行F1时实际运行F2,也是危害,防止这样做的方法就是把文件名放在求 如何把短的MAC转化为长的MAC两种方法:CBC-MAC 应用在银行业HMAC应用在网络协议?这些基于PRF的MAC,它们的输出可以被截断。 一次性MAC转化成多次MAC通用的MAC构建carter-wegman MAC我们对信息m应用一次性MAC然后用PRF加密结果。如何加密结果呢?我们选择一个随机数r,根据r计算一个一次性密码本。

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    Dan Boneh密码学笔记7

    没有完整性的话,我们不能获得任何的私密性bob在密文里修数据包的dest ?怎么根据密文信息呢?攻击者捕获到的是一个CBC加密的数据,攻击者知道了目标端口的80,但不知道数据是什么。 他的目标是构建一个新的加密的数据包,其目标端口是25.攻击者修IV,重定向数据包。 这个例子说明没有完整性,一个CPA安全的加密不可能提供私密性。?另一个攻击的例子。只需要能接收到网络流量即可。 攻击者截获此包,不,记录这个包,发给服务器。然后把修后的数据包发给服务器。把加密的校验和和一个值t异或。 计算密文的标签时,我们用这个标签给密文上锁,确保没有人可以产生一个不同的密文,可以确保任何对密文的修都会被解密者检测出来,因为MAC无法验证。 攻击者了端口,再利用CRC线性的特征修CRC。CRC永远不能用于完整性机制。?6.CBC paddings attacks ?两个针对认证加密系统的攻击 ?现在讲针对TLS记录协议的攻击??

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    【思维导图】深入理解HTTPS原理、过程

    我们经常会遇到页面被运营商插入小广告这种事情(数据被),可想而知,HTTP是有多么不安全。如何做到的? 答:只需要设定相应的DNS,做一个中间人攻击,再将修后的数据返回。 的设计的时候就主要考虑了以上的主要因素:数据加密 --传输内容进行混淆非对称加密(也叫公钥加密)对称加密(也叫密钥加密)身份验证 --通信双方验证对方的身份真实性数据完整性保护 --检测传输的内容是否被或伪造因此切换使用 HTTPS,就可以防止页面被运营商问题。 SSL记录协议操作:分段 将每个上层消息分解成不大于2^14(16384)位,然后有选择的进行压缩添加MAC 在压缩数据的基础上计算MAC加密 消息加上MAC用对称加密方法加密添加SSL记录头 内容类型

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    Cookie与命令注入

    cookie (cookie poisoning) 是一项主要以获取模拟和隐私权泄密著称的技术,通过维护客户(或终端用户)身份的会话信息操纵来实现的。 3.机架cookie以获得管理员权限。4.从管理页面,通过注入获取命令,以运行底层操作系统上的任何命令。 三、cookie提权登录并检查HTTP流量时,您可以看到服务器发回一个名为的cookie rack.session。我们将看到如何解码和修此cookie以提升我们的权限。 1.要未签名的cookie,我们需要解码cookie,它然后重新编码。我们刚刚看到了如何解码cookie,现在我们只需要修属性并重新编码。 2.签名的cookie,要签名的cookie,需要找到用于签署cookie的秘密,使用以前的脚本来和重新签名被的cookie。

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    【作者投稿】无线渗透(序章)—MITM

    中间人攻击(MITM)是一种由来已久的攻击手段,简单点说也就是截获你的流量,然后或者嗅探流量,而且就算是老成的网络“高手”也不一定能发现自己中招了,接下来就由笔者给大家逐一介绍其中的攻击原理和防御手段 ,一般不会变,而ARP协议就是用来帮助主机获取目标主机的MAC地址! 地址,如果有就直接发送数据包到该MAC地址;如果没有那么源主机就会在本网段发ARP广播包,查询目标主机的IP对应的MAC地址(注:这里只讨论局域网环境)3.收到ARP广播包的主机会检查数据包中的目的IP ARP响应数据包,告诉对方自己是它需要查找的MAC地址4.源主机收到这个ARP响应数据包后,将得到的目的主机的IP地址和MAC地址添加到自己的ARP列表中,并利用此信息开始数据的传输。 中间人攻击也就是将原本正常clientserver之间的通信劫持下来变成clientattackerserver,让客户端和服务端的流量都从attacker的电脑经过,此时的attacker就可以侦听流经本机的流量并进行和嗅探

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    深入浅出密码学(中)

    此外,在网络通信中数据还存在被的风险,因此我们还需要有一种机制能够识别数据是否被,而单向散列函数正是能够识别数据一致性或完整性的一种机制。 并且只有正确的密钥才能计算MAC值,没有密钥或者没有正确的密钥都是没办法计算出预期的MAC值的,而因为密钥是由通信双方共享的,因此只有通信双方才能对消息计算出正确的MAC值,故而使用消息认证码可以起到认证的作用 发送者小明根据共享密钥对消息计算MAC值发送者小明将消息与消息认证码发送给接受者小白小白接收到消息后根据共享密钥计算出MAC值小白将计算出的MAC值与收到的MAC值进行比较如果两者一致,则说明消息没有被 还有一个区别是,MAC值一般具有单向性,即只能从消息计算出MAC值,不能从MAC值还原出消息,而对称加密则既可以将明文加密成密文,也能将密文解密成明文。 大家回顾下上述生成消息认证码的过程,我们需要使用密钥才能生成MAC值,而密钥是由通信双方共享的,这就意味着通信双方都可以生成MAC值,也就是说小明跟小白都可以生成MAC值,这样一来就不能证明这个MAC值究竟是谁生成的

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