Lavineffekt

Den aktuella versionen av sidan har ännu inte granskats av erfarna bidragsgivare och kan skilja sig väsentligt från versionen som granskades den 5 augusti 2021; kontroller kräver 2 redigeringar .

Lavineffekt är ett begrepp inom kryptografi som vanligtvis används för att blockera chiffer och kryptografiska hashfunktioner . En viktig kryptografisk egenskap för kryptering, vilket innebär att ändring av värdet på ett litet antal bitar i inmatningstexten eller i nyckeln leder till en "lavin" förändring av värdena för utdatabitarna i chiffertexten. Med andra ord är det beroendet av alla utbitar på varje ingångsbit.

Begreppet "lavineffekt" introducerades först av Feistel i en artikel Cryptography and Computer Privacy , publicerad i Scientific American i maj 1973 [1] , även om begreppet användes så tidigt som Shannon .

I algoritmer med flera pass uppnås vanligtvis lavineffekten på grund av att en förändring i en ingångsbit vid varje pass leder till förändringar i flera utbitar [2] .

Om den kryptografiska algoritmen inte har tillräcklig lavineffekt kan kryptoanalytikern göra en gissning om ingångsinformationen baserat på utdatainformationen. Att uppnå en lavineffekt är således ett viktigt mål i utvecklingen av en kryptografisk algoritm [3] .

Kriterier

För att kontrollera en bra lavineffekt i en viss algoritm används flera kriterier [4] :

Lavinkriterium

En kryptografisk algoritm uppfyller lavinkriteriet om en förändring i en bit av inmatningssekvensen i genomsnitt ändrar hälften av utbitarna.

Formellt kan en funktion definieras enligt följande:

En funktion uppfyller lavinkriteriet om en ändring i en ingångsbit orsakar en genomsnittlig ändring i hälften av utgångsbitarna [4] . $f: \{0,1\}^n \till \{0,1\}^n$

Strikt lavinkriterium

Definitionen av Severe Avalanche Criterion (SLC) gavs först av C. Tavares och A. Webster i deras S-box- forskning och designarbete .

En boolesk funktion kan ses som en del av en S-box-struktur. Designen av S-boxar baserade på booleska funktioner som uppfyller SLK har studerats av Adams och C. Tavares, Kwangio Kim . Sedan 1990 har SLC studerats i samband med booleska funktioner [5] .

Definition

En boolesk funktion , där är en vektor av variabler, uppfyller SLC om, när en av ingångsbitarna ändras, ändras utmatningsbiten med sannolikhet exakt . $f(x)$ $x$ $n$ $n$ $1/2$

Exempel

Ett exempel på en boolesk funktion av tre variabler som uppfyller SLC [5] :

Inmatningsbitar $x$	000	001	010	011	100	101	110	111
utgångsbit $f(x)$	ett	ett	ett	0	0	ett	ett	ett

En kryptografisk algoritm sägs uppfylla det strikta lavinkriteriet [6] om, när en bit av ingångssekvensen ändras, varje bit i utmatningssekvensen ändras med en sannolikhet på en sekund.

Bit Independence Criterium

C. Tavares och A. Webster definierade i sitt arbete med studien och beskrivningen av S-boxar ett annat kriterium för en boolesk funktion , kallat bitoberoendekriteriet , enligt vilket, när en ingångsbit ändras, eventuellt två utdatabitar ändras oberoende av varandra från vän.

Definition

En funktion uppfyller bitoberoendekriteriet om, för någon , där , vändning av en bit vid ingången orsakar bitändringar och , och dessa ändringar är oberoende. För att mäta oberoendet av två utgångsbitar, införs en korrelationskoefficient mellan den -: e och -e komponenterna i utgångsvektorn för den modifierade utgångsvektorn, som kallas lavinvektorn och betecknas som . $f: \{0,1\}^n \till \{0,1\}^n$ $i, j, k \in\{1, 2,...,n\}$ $j\ne k$ $i$ $j$ $k$ $BIC(a_j,a_k)$ $j$ $k$ $A^{ei}$

BIC(a_i,a_j) = \max_{1\leqslant i \leqslant n}|\operatörsnamn{corr}(a^{e_j}_{k},a^{e_i'}_{k})|

Bitoberoendeparametern för funktionen hittas som: $BIC$ $f$

BIC = \max_{1\leqslant j, k \leqslant n, j \ne k} BIC(a_j,a_k)

Denna parameter visar hur väl funktionen uppfyller bitoberoendekriteriet . Det tar värden i intervallet , och i bästa fall är det lika med 0 och vi kan prata om oberoende, i värsta fall 1 när det finns beroende [4] . $f$ $[0,1]$

En kryptografisk algoritm sägs uppfylla bitoberoendekriteriet om, när någon ingångsbit ändras, två utmatningsbitar ändras oberoende av varandra.

Garanterad ordning lavineffekt $\gamma$

Det finns också en garanterad lavineffekt $\gamma$ .

Garanterat lavinkriterium ( GAC ) av ordning är uppfyllt om en ändring av en bit vid ingången till substitutionsnoden ändrar åtminstone utbitarna vid utgången. Implementeringen av GAC- ordningen i intervallet från 2 till 5 för substitutionsnoderna ger alla chiffer en mycket hög lavineffekt på grund av spridningen av förändringar i bitar när data passerar genom krypteringsrundorna i Feistel-schemat [7] . $\gamma$ $\gamma$ $\gamma$

Förvirring och diffusion

Shannon introducerade begreppen förvirring och diffusion som metoder som komplicerar statistisk kryptoanalys . Enligt Shannon:

Diffusion är en metod där redundans i indatastatistiken "distribueras" genom hela utdatastrukturen. Samtidigt krävs stora mängder utdata för statistisk analys, strukturen på källtexten är dold. Implementerat med P-boxar , med andra ord måste varje bit av klartexten påverka varje bit av chiffertexten. Att sprida en okrypterad bit över ett stort antal krypterade bitar skymmer den statistiska strukturen för klartexten. Att avgöra hur chiffertextens statistiska egenskaper beror på klartextens statistiska egenskaper borde inte vara lätt.

Förvirring är en metod där beroendet av nyckeln och utdata görs så komplext som möjligt, i synnerhet icke-linjärt. I det här fallet blir det svårare att dra slutsatser om nyckeln från utdata, såväl som om originaldata, om en del av nyckeln är känd. Implementerad med S-block .

Lavineffekten är en konsekvens av god förvirring och diffusion [8] .

Lavineffekt i populära algoritmer

Lavineffekt i DES

Räknar beroende utdatabitar

I DES har lavineffekten karaktären av en strikt lavineffekt och manifesterar sig redan i den fjärde eller femte omgången [3] , uppskattad för varje operation (förutsatt att i början av omgången har påverkan av en initialt vald bit spridits till bitarna på höger sida och till vänster): $R_{0}$ $L_0$

Efter expansion: $R_1 = \min(1{,}5\cdot R_0, 32).$

Om man antar slumpmässiga träffar i 8 S-boxar, enligt allokeringsproblemet , kommer bitarna att falla in i: S-boxar. $S_2 = 8 \cdot \left(1 - (1 - \tfrac{1}{8})^{R_1}\right) \approx 8 \cdot \left(1 - e^{-\frac{R_1}{8 }}\höger)$

Ett av NSA :s krav för S-boxar var att förändring av varje bit av ingången skulle ändra 2 bitar av utdata. Vi kommer att anta att varje S-box-ingångsbit påverkar alla fyra utgångsbitarna. Kommer att bli beroende: bitar. $S_2 = 4\cdot 8 \cdot \left(1 - (1 - \tfrac{1}{8})^{R_1}\right) \approx 4 \cdot 8 \cdot \left(1 - e^{-\ frac{R_1}{8}}\right)$

Efter bitvis tillägg av vänster och höger del $L$ $R$ : $R_3 \approx R_2 + L_0 - \frac{R_2\cdot L_0}{32}.$

Influenstabell för 1 bit vänster sida i DES

Runda	$L_{i}$	$R_{i}$
Runda	$l$	Förlängning $r \till R_{1}$	S-block $R_{1} \till R_{2}$	$R_{i+1} = f(R_{1})\oplus L_{i}$ $(R_{2},l) \till R_{3}$
0	ett	0	0	0
ett	0	0	0	(0, 1) 1 $\till$
2	ett	1 → 1,5	1,5 → 5,5	(5,5, 0) → 5,5
3	5.5	5,5 → 8,3	8,2 → 20,5	(20,5, 1) → 20,9
fyra	20.9	20,9 → 31,3	31,3 → 32	(32, 20,9) → 32
5	32	32	32	32

För att uppnå maximal lavineffekt måste du noggrant välja expansionen, S-boxarna, samt permutation i funktionen $F$ .

Tabell över hur många bitar som ändras per omgång

Följande tabell visar antalet utdatabitar som ändrats i varje omgång, förutsatt att en bit av källtexten och en bit av nyckeln ändrats. [9]

Inmatningstextändringar		Viktiga ändringar
Runda	Antalet ändrade bitar	Runda	Antalet ändrade bitar
0	ett	0	0
ett	6	ett	2
2	21	2	fjorton
3	35	3	28
fyra	39	fyra	32
5	34	5	trettio
6	32	6	32
7	31	7	35
åtta	29	åtta	34
9	42	9	40
tio	44	tio	38
elva	32	elva	31
12	trettio	12	33
13	trettio	13	28
fjorton	26	fjorton	26
femton	29	femton	34
16	34	16	35

Lavineffekt i AES

I AES ser lavineffekten ut enligt följande: i den första omgången sprider åtgärden MixColumns() ändringar i en byte till alla 4 byte i kolumnen, varefter, i den andra omgången, tillämpas ShiftRows() och MixColumns() operationer sprider förändringar till hela tabellen. Därmed uppnås fullständig diffusion redan i andra omgången. Förvirring skapas av SubBytes()-operationen.

Lavineffekttest i AES

Tabellen visar de numeriska värdena för lavineffekten för S-boxar i AES. I det första fallet ändras byte "11" (i hexadecimal notation) till "10", i det andra fallet ändras byte "11" till "12", i det tredje - "00" till "10". Följaktligen beräknades lavineffektkoefficienten för varje fall. Från dessa data kan vi tydligt se att den krypterade utgående texten inte alls är enkel, med en ganska enkel ingångstext [10] . Och lavineffektens koefficient är nära 0,5, vilket betyder att lavinkriteriet är väl uppfyllt.

Mata in text	Chiffertext [ specificera ]	Lavineffekt
11 11 11 11 11 11 11 11 11 11 11 11 11 11 11 11	79 F8 CC 24 01 82 DD 7F 2D 89 F7 E7 78 B7 EE 30	0,4375(56)
11 11 11 11 11 11 11 11 11 11 11 11 11 11 11 10	9D 4C 1D B4 6A 93 27 B5 20 64 37 D1 3D 9D 2A	0,4375(56)
11 22 33 66 55 44 55 44 77 88 99 66 44 45 36 12	4A A9 16 11 E2 8A 9F 67 35 30 1F 80 16 C5 B7 CD	0,5153(66)
11 22 33 66 55 44 55 44 77 88 99 66 44 45 36 11	D7 00 43 2D 51 78 F7 65 50 03 03 75 B1 E4 2D A0	0,5153(66)
00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00	C6 A1 3B 37 87 8F 5B 82 6F 4F 81 62 A1 C8 79	0,4453(57)
10 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00	0D 19 33 06 27 42 FE 01 9C FE 06 E1 A8 1A A0 01	0,4453(57)

Lavineffekt i GOST 28147-89

Lavineffekten på ingången tillhandahålls av (4 gånger 4) S-boxar och en cyklisk förskjutning till vänster av $11 \ne 0 \mod 4$

Tabell över påverkansutbredning av 1 bit av vänster sida i GOST 28147-89

Runda	$L_{i}$								$R_{i}$
Runda	ett	2	3	fyra	5	6	7	åtta	ett	2	3	fyra	5	6	7	åtta
0								ett
ett																ett
2								ett					3	ett
fyra		3	fyra	ett				ett	fyra	ett			3	ett	3	fyra
5	fyra	ett			3	ett	3	fyra		3	fyra	fyra	fyra	fyra	fyra	ett
6		3	fyra	fyra	fyra	fyra	fyra	ett	fyra	fyra	fyra	fyra	fyra	3	3	fyra
7	fyra	fyra	fyra	fyra	fyra	3	3	fyra	fyra	fyra	fyra	fyra	fyra	fyra	fyra	fyra
åtta	fyra	fyra	fyra	fyra	fyra	fyra	fyra	fyra	fyra	fyra	fyra	fyra	fyra	fyra	fyra	fyra

Tabellen visar att i varje omgång ökar antalet oberoende bitar med i genomsnitt 4 gånger som ett resultat av skiftningen och nedgången av utsignalen från föregående omgångs S-box till 2 S-boxar i nästa omgång. Fördelningen av beroende bitar i grupper om 4 bitar på vänster och höger sida visas utan hänsyn till addition med den runda nyckeln. Det antas att varje bit vid S-boxens ingång påverkar alla bitar av utsignalen. Antalet omgångar för att uppnå full lavineffekt utan att ta hänsyn till tillägget med nyckeln är 8. Experimentell verifiering för S-boxar som används av Ryska federationens centralbank visar att 8 omgångar krävs .

Värdet av lavineffekten i GOST 28147-89

För kryptografisk styrka är nyckelkraven för bitkonverteringsoperationer i en krypteringsrunda icke-linjäritet, det vill säga oförmågan att välja en linjär funktion som approximerar denna konvertering väl, och en lavineffekt - att uppfylla dessa krav gör det svårt att utföra linjärt och differentiell kryptoanalys av chifferet. Om vi från dessa positioner betraktar transformationsoperationerna i krypteringsrundan enligt GOST 28147-89 , så är det lätt att se till att kryptografisk styrka endast tillhandahålls av additionsoperationer med en nyckel och utför bitsubstitution i tabellen, eftersom operationerna av bitvis skift och modulo 2 summering är linjära och har ingen lavineffekt. Av detta kan vi dra slutsatsen att den avgörande faktorn för tillförlitligheten av kryptering i enlighet med GOST 28147-89 är en korrekt vald nyckelinformation (nyckel- och substitutionstabell). När det gäller datakryptering med en nollnyckel och en trivial substitutionstabell, vars alla noder innehåller siffror från 0 till 15 i stigande ordning, är det ganska enkelt att hitta klartexten från en känd chiffertext med både linjär och differentiell kryptoanalys.

Som visas i [11] kan operationen att lägga till data med en undernyckel inte ge en tillräcklig lavineffekt, eftersom när man ändrar en bit vid ingången av denna procedur, ändras endast en bit vid utgången med en sannolikhet på 0,5, de återstående bitarna förändras med en mycket mindre sannolikhet. Detta tyder på att för att säkerställa krypteringens kryptografiska styrka är det inte tillräckligt att säkerställa tillräcklig nyckelkvalitet - det är också nödvändigt att använda starka ersättningstabeller med hög olinjäritet och lavineffekt [12] .

Exempel

Exempel på hashfunktioner

Exemplen visar hur hashen ändras när en bit i inmatningssekvensen ändras.

SHA-1 :

SHA-1(0110 0001 0110 00 0 1 0110 0001 0110 00 0 1) = '70c881d4a26984ddce795f6f71817c9cf4480e79' SHA-1(0110 0001 0110 00 1 1 0110 0001 0110 00 0 1) = 'c6fdc1a445881de1f33e09cf00420a57b493b96d' SHA-1(0110 0001 0110 00 0 1 0110 0001 0110 00 1 1) = '00b25f15212ed225d3389b5f75369c82084b3a76'

MD5 :

MD5(0110 0001 0110 00 0 1 0110 0001 0110 00 0 1) = '74b87337454200d4d33f80c4663dc5e5' MD5(0110 0001 0110 00 1 1 0110 0001 0110 00 0 1) = 'ca7de9e17429612452a717a44c36e688' MD5(0110 0001 0110 00 0 1 0110 0001 0110 00 1 1) = '3963a2ba65ac8eb1c6e2140460031925'

Exempel på chiffer

Exemplen visar hur det krypterade meddelandet ändras när en bit [13] i inmatningssekvensen eller i nyckeln ändras.

AES :

AES(nyckel = "aaaaaaaaaaaaaaaa", "aaaaaaaaaaaaaaaa") = '5188c6474b228cbdd242e9125ebe1d53' AES(nyckel = "aaaaaaaaaaaaaaaa", "aa c aaaaaaaaaaaaaa") = 'f7e5c1118f5cb86198e37ff7a29974bc' AES(nyckel = "aa c aaaaaaaaaaaaa", "aaaaaaaaaaaaaaaa") = '2c50b5cac9c755d67aa61b87c26248eb' AES(nyckel = "aa c aaaaaaaaaaaaa", "aa c aaaaaaaaaaaaa") = '87c09128de852b990b3dfbd65c7d9094'

RC4 :

RC4(nyckel = "aaaaaaaaaaaaaaaa", "aaaaaaaaaaaaaaaa") = '71ddf97f23b8e42a4f0ccc463d7da4aa' RC4(nyckel = "aaaaaaaaaaaaaaaa", "aa c aaaaaaaaaaaaaa") = '3d0feab630a32d1d0654c5481bd9ddd9' RC4(nyckel = "aa c aaaaaaaaaaaaa", "aaaaaaaaaaaaaaaa") = '476266d77453695b6cee682f23b0c51d' RC4(nyckel = "aa c aaaaaaaaaaaaa", "aa c aaaaaaaaaaaaa") = '3139d4506185d48e9b9e3dbbd4b57ec2'

Ett exempel på en dålig lavineffekt

Caesar-chifferet implementerar inte lavineffekten:

E(k = 3, "aaaaaaaaaaaaaaaa") = 'dddddddddddddddd' E(k = 3, "a c aaaaaaaaaaaaaa") = 'dfdddddddddddddd'

Anteckningar

↑ Horst Feistel, "Kryptografi och datorsekretess." Scientific American , vol. 228, nr. 5, 1973. (JPEG-skannade bilder) Arkiverad 6 juni 2019 på Wayback Machine
↑ Richard A. Mollin, "Codes: the guide to secrecy from ancient to modern times", Chapman & Hall/CRC, 2005, s. 142. (Visad på Google Books) Arkiverad 2 januari 2015 på Wayback Machine
↑ 1 2 William Stallings, "Kryptografi och nätverkssäkerhet: principer och praxis", Prentice Hall, 1999, s. 80. (Visa på Google Books) Arkiverad 2 januari 2015 på Wayback Machine
↑ 1 2 3 Isl VERGILI, Melek D. YUCEL. VOL.9 // Avalanche and Bit Independence Properties för ensembler av slumpmässigt valda n X n S-boxar . - Turk J Elec Engin, 2001. - S. 137. Arkiverad kopia (otillgänglig länk) . Hämtad 9 november 2009. Arkiverad från originalet 12 mars 2005. (obestämd)
↑ 1 2 Thomas W. Cusick, Pantelimon Stanica, Pantelimon Stănică. Kryptografiska booleska funktioner och applikationer . - Academic Press, 2009. - S. 25.
↑ Réjane Forré, "The Strict Avalanche Criterion: Spectral Properties of Boolean Functions and an Extended Definition", Proceedings on Advances in cryptology, Springer-Verlag New York, Inc., 1990, s. 450. (PDF-länk) Arkiverad den 19 maj 2003 på Wayback Machine .
↑ Federal Agency for Education Siberian State Aerospace University uppkallad efter akademikern M.F. Reshetnev. AKTUELL INFORMATIONSTEKNIK SÄKERHETSFRÅGOR (länk till PDF) Arkiverad 5 maj 2021 på Wayback Machine
↑ Shannon C. , Company A. T. a. T. Communication Theory of Secrecy Systems (engelska) // Bell Syst. Tech. J. - Short Hills, NJ, etc : 1949. - Vol. 28, Iss. 4. - P. 656-715. — ISSN 0005-8580 ; 2376-7154 - doi:10.1002/J.1538-7305.1949.TB00928.X
↑ Sourav Mukhopadhyay. Kapitel 2 // Kryptografi och nätverkssäkerhet . — Indien: Institutionen för matematik Indian Institute of Technology Kharagpur. - S. 20. Arkiverad kopia (otillgänglig länk) . Hämtad 4 november 2012. Arkiverad från originalet 20 november 2016. (obestämd)
↑ Amish Kumar, Mrs. Namita Tiwari. Vol. 1 // EFFEKTIVT GENOMFÖRANDE OCH LADEN EFFEKT AV AES . - Institutionen för CSE MANIT-Bhopal: IJSPTM, augusti 2012. - S. 34.
↑ C. Charnes, O'Connor, J. Pieprzyk, R. Safavi-Naini, Y. Zheng. Ytterligare kommentarer Sovjetisk krypteringsalgoritm . — 1 juni 1994. - S. 1-8. (inte tillgänglig länk)
↑ AKTUELLA PROBLEM MED INFORMATIONSTEKNOLOGISK SÄKERHET. Samling av material från III International Scientific and Practical Conference Krasnoyarsk 2009. (Länk till PDF) Arkivexemplar av 5 maj 2021 på Wayback Machine
↑ "a" = 0110 00 0 1, "c" = 0110 00 1 1

Symmetriska kryptosystem
Streama chiffer	A3 A5 A8 Decim F-FCSR Spannmål HC-256 KCipher-2 MICKEY MUGI GÄDDA Phelix RC4 Kanin TÄTA SNÖ SOSEMANUK Salsa20 STRUMOK Trivium VMPC
Feistel nätverk	GOST 28147-89 (Magma) blåsfisk Kamelia CAST-128 CAST-256 CIFERUNICORN-A CIPHERUNICORN-E CLEFIA Kobra HANDLA DES DESX DFC E2 ENRUPT FEAL HPC ANING KASUMI Khafre Khufu LOKI97 MacGuffin MARS MASKA DIMMIG1 Ny DES NDS RC5 RC6 UTSÄDE Simon Sinople skipjack SM4 Fläck TE XTEA XXTEA Raiden RTEA Trippel DES Tvåfisk
SP nätverk	gräshoppa 3 sätt ABC ARIA AES (Rijndael) Akelarre Anubis BaseKing Bas Omatic Bälte CRYPTON Diamant2 grand cru Hierocrypt-3 Hierocrypt-L1 KHAZAD Kalyna djävulen närvarande Regnbåge SÄKRARE HAJ FYRKANT Orm tre fiskar
Övrig	GRODA NUSH REDOC SC2000 SHACAL CS-Chiffer

Public key kryptosystem

Algoritmer

Faktorisering av heltal	Benalo kryptosystem Bluma - Goldwasser Cayley Purser Damgorda - Eureka GMR Goldwasser - Micali Nakasha - Stern betalare Rabin RSA Okamoto - Uchiyama Schmidt-Samoa
Diskret logaritm	BLS Cramer - Shoup Diffie-Hellman-protokollet DSA ECDH Kurva25519 X448 ECDSA EdDSA Ed25519 Ed448 ECMQV Krypterad nyckelutbyte Schema för ElGamal signaturschema MQV Schnorr-schema SPEKE SRP STS
Kryptografi på galler	NTRUEncrypt NTRUSign Inlärningsbaserat nyckelutbyte med fel Signaturbaserad träning med fel i ringen SALIGHET Nytt hopp
Övrig	AE CEILIDH EPOC Dolda fältekvationer IES Lamports signatur McEliece Merkle-Hellman ryggsäckskryptosystem Naccache–Stern ryggsäckskryptosystem Trestegsprotokoll XTR

Teori

Standarder

CRYPTREC
IEEE P1363
NESSIE
NSA Suite B
Postkvantkryptering

Ämnen

Elektronisk signatur
OAEP
Fingeravtryck
PKI
nät av förtroende
Nyckelstorlek
Identitetsbaserad kryptografi
Postkvantkryptografi
OpenPGP-kort

Hash-funktioner
generell mening	Adler-32 CRC Fletcher kontrollsumma FNV MurmurHash2 MurmurHash2A MurmurHash3 PJW-32 TTH - Hashträd jenkins hash hash summa
Kryptografisk	Stribog GOST R 34,11-94 Bälte BLAKE bmw CubeHash EKO edonkey2k FSB Fuga Grostl HAVAL Hamsi J H Kupyna LM hash Luffa MD2 MD4 MD5 MD6 N-hash RIPEMD-128 RIPEMD-160 RIPEMD-256 RIPEMD-320 SHA-1 SHA-2 Keccak (SHA-3) SHABAL SHAvite-3 SIMD SWIFFT Hud Snefru Tiger Bubbelpool
Nyckelgenereringsfunktioner	bcrypt PBKDF2 kryptera Argon 2 Lyra2
Kontrollnummer ( jämförelse )	Kontrollera summan Verhouffs algoritm Månen algoritm Jävla algoritm Streckkod bankkonton bankkort ÄR I SNILS OKPO TENN OKATO ISBN OGRN och OGRNIP VIN
Hashes	Jämförelse av checknummer Autentiseringsprotokoll Streckkodsjämförelse Kryptografi Magnet länk Merkle signatur ed2k URNA