HZV Mag #3 - HZV / Hackerzvoice / The Hackademy

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Adapter le code source fourni en exemple pour
remplacer la recherche exhaustive par une attaque
par dictionnaire ne pose aucun problème
majeur. La répartition de charge peut se faire en
attribuant des parties plus ou moins grandes du
dictionnaire en fonction de la capacité de calcul
du client. Il faudra cependant prêter attention
à la bande passante nécessaire pour transférer
la liste de chaque client. Pour augmenter le
nombre de clients potentiels on peut imaginer
compresser cette liste avant de la transférer.
Les tables « arc-en-ciel »
HZV Mag #3
Système de crack distribué - par g0uZ
boolean found=false; // permet de savoir si le hash a été trouvé
void BruteForcePass::crackPass(string str){
int current_size=str.length();
if (found == true || current_size > parameters->max_size) return; // critères
d'arrêt for (int idx=0; idx < parameters->chars_allowed_length; idx++ ){
string tmp = str + parameters->chars_allowed[idx]; crackPass(tmp);
}
if ( current_size >= parameters->min_size ) { this->build_hash->Compute( str
); // calcul du hash
if ( this->build_hash ->hash == parameters->hash_to_hack ) { // comparaison
found=true; // on l'a trouvé :-)
result=str; // on le stock dans un coin
}
}
}
En cryptographie, une Rainbow Table
(aussi appelée table «arc-en-ciel») est
une structure de données créée en 2003
par Philippe Oechslin pour retrouver un
mot de passe à partir de son empreinte.
La table arc-en-ciel est constituée de couples
de mots de passe (chaque ligne possède un
mot de passe de départ et un mot de passe
d'arrivée). Pour calculer la table, on établit des
chaînes grâce à un mot de passe initial. Celui-ci
subit une série de réductions et de hachage afin
d'obtenir des éléments intermédiaires (mots de
passe et empreintes correspondantes). La fonction
de réduction transforme une empreinte en
un nouveau mot de passe. Afin d'éviter des
problèmes de collision, plusieurs fonctions de
réduction sont utilisées. Après plusieurs milliers
Ç retour au sommaire
d'itérations, on obtient un mot de passe en bout
de chaîne. C'est celui-ci qui est stocké avec le
mot de passe à l'origine de cette chaîne. Le reste
de la chaîne n'est pas conservée afin de limiter
la mémoire nécessaire. Il est toutefois possible
de les retrouver en calculant l'ensemble de la
chaîne à partir de l'élément en tête de liste.
On considère une empreinte H engendrée à
partir d'un mot de passe P. La première étape
consiste à prendre H, lui appliquer la dernière
fonction de réduction utilisée dans la table, et
regarder si ce mot de passe apparaît dans la
dernière colonne de la table. Si cette occurrence
n'est pas trouvée alors on peut déduire que l'empreinte
ne se trouvait pas à la fin de la chaîne
considérée. Il faut revenir un cran en arrière.
On reprend H, on lui applique l'avant-dernière
fonction de réduction, on obtient un nouveau
mot de passe. On hache ce mot de passe, on
applique la dernière fonction de réduction et on
regarde si le mot de passe apparaît dans la table.
Cette procédure itérative se continue jusqu'à ce
que le mot de passe calculé en fin de chaîne
apparaisse dans la table (si rien n'est trouvé,
l'attaque échoue). Une fois le mot de passe découvert
dans la dernière colonne, on récupère
le mot de passe qui se trouve dans la première
colonne de la même ligne. On calcule à nouveau
la chaîne tout en comparant à chaque itération
l'empreinte obtenue à partir du mot de
passe courant avec l'empreinte H du mot de
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