md5如何破解
MD5加密公认是最安全的加密，它是不可以用算法反推出来的加密方法，它可以将同样的密码加密成16位或者32位MD5加密的字符串，只要是相同的密码，就可以加密成相同的MD5加密串，但是MD5加密串缺不能反推出原来的密码，这是为什么MD5加密收欢迎的原因。
MD5加密的破解，只有一个方法，那就是猜解发，猜解发功能很有限，它局限于一些弱口令，或者常有口令，而对于复制的口令去望尘莫及。
很多网上的数据库或者会员信息都是MD5加密，有些黑客经常入侵别人的网站，能下载或者猜解出用户合密码，缺无法破解MD5加密，这就是安全的所在。
如果你感兴趣，可以在网上搜索MD5加密的在线破解，估计能破解出来的几率还是很低，因为这是在挑选那些优秀的数学家和优秀计算机工作者的结晶，很有难度啊
md5 算法程序+详细注释，高分求教！
MD5加密算法简介
一、综述
MD5的全称是message-digest algorithm 5（信息-摘要算法），在90年代初由mit laboratory for computer science和rsa data security inc的ronald l. rivest开发出来，经md2、md3和md4发展而来。它的作用是让大容量信息在用数字签名软件签署私人密匙前被"压缩"成一种保密的格式（就是把一 个任意长度的字节串变换成一定长的大整数）。不管是md2、md4还是md5，它们都需要获得一个随机长度的信息并产生一个128位的信息摘要。虽然这些 算法的结构或多或少有些相似，但md2的设计与md4和md5完全不同，那是因为md2是为8位机器做过设计优化的，而md4和md5却是面向32位的电 脑。这三个算法的描述和c语言源代码在internet rfcs 1321中有详细的描述（http://www.ietf.org/rfc/rfc1321.txt），这是一份最权威的文档，由ronald l. rivest在1992年8月向ieft提交。
rivest在1989年开发出md2算法。在这个算法中，首先对信 息进行数据补位，使信息的字节长度是16的倍数。然后，以一个16位的检验和追加到信息末尾。并且根据这个新产生的信息计算出散列值。后来，rogier 和chauvaud发现如果忽略了检验和将产生md2冲突。md2算法的加密后结果是唯一的--既没有重复。
为了加强算法的安全性， rivest在1990年又开发出md4算法。md4算法同样需要填补信息以确保信息的字节长度加上448后能被512整除（信息字节长度mod 512 = 448）。然后，一个以64位二进制表示的信息的最初长度被添加进来。信息被处理成512位damg?rd/merkle迭代结构的区块，而且每个区块要 通过三个不同步骤的处理。den boer和bosselaers以及其他人很快的发现了攻击md4版本中第一步和第三步的漏洞。dobbertin向大家演示了如何利用一部普通的个人电 脑在几分钟内找到md4完整版本中的冲突（这个冲突实际上是一种漏洞，它将导致对不同的内容进行加密却可能得到相同的加密后结果）。毫无疑问，md4就此 被淘汰掉了。
尽管md4算法在安全上有个这么大的漏洞，但它对在其后才被开发出来的好几种信息安全加密算法的出现却有着不可忽视的引导作用。除了md5以外，其中比较有名的还有sha-1、ripe-md以及haval等。
一年以后，即1991年，rivest开发出技术上更为趋近成熟的md5算法。它在md4的基础上增加了"安全-带子"（safety-belts）的 概念。虽然md5比md4稍微慢一些，但却更为安全。这个算法很明显的由四个和md4设计有少许不同的步骤组成。在md5算法中，信息-摘要的大小和填充 的必要条件与md4完全相同。den boer和bosselaers曾发现md5算法中的假冲突（pseudo-collisions），但除此之外就没有其他被发现的加密后结果了。
van oorschot和wiener曾经考虑过一个在散列中暴力搜寻冲突的函数（brute-force hash function），而且他们猜测一个被设计专门用来搜索md5冲突的机器（这台机器在1994年的制造成本大约是一百万美元）可以平均每24天就找到一 个冲突。但单从1991年到2001年这10年间，竟没有出现替代md5算法的md6或被叫做其他什么名字的新算法这一点，我们就可以看出这个瑕疵并没有 太多的影响md5的安全性。上面所有这些都不足以成为md5的在实际应用中的问题。并且，由于md5算法的使用不需要支付任何版权费用的，所以在一般的情 况下（非绝密应用领域。但即便是应用在绝密领域内，md5也不失为一种非常优秀的中间技术），md5怎么都应该算得上是非常安全的了。
二、算法的应用
md5的典型应用是对一段信息（message）产生信息摘要（message-digest），以防止被篡改。比如，在unix下有很多软件在下载的时候都有一个文件名相同，文件扩展名为.md5的文件，在这个文件中通常只有一行文本，大致结构如：
md5 (tanajiya.tar.gz) = 0ca175b9c0f726a831d895e269332461
这就是tanajiya.tar.gz文件的数字签名。md5将整个文件当作一个大文本信息，通过其不可逆的字符串变换算法，产生了这个唯一的md5信 息摘要。如果在以后传播这个文件的过程中，无论文件的内容发生了任何形式的改变（包括人为修改或者下载过程中线路不稳定引起的传输错误等），只要你对这个 文件重新计算md5时就会发现信息摘要不相同，由此可以确定你得到的只是一个不正确的文件。如果再有一个第三方的认证机构，用md5还可以防止文件作者的 "抵赖"，这就是所谓的数字签名应用。
md5还广泛用于加密和解密技术上。比如在unix系统中用户的密码就是以md5（或其它类似的算 法）经加密后存储在文件系统中。当用户登录的时候，系统把用户输入的密码计算成md5值，然后再去和保存在文件系统中的md5值进行比较，进而确定输入的 密码是否正确。通过这样的步骤，系统在并不知道用户密码的明码的情况下就可以确定用户登录系统的合法性。这不但可以避免用户的密码被具有系统管理员权限的 用户知道，而且还在一定程度上增加了密码被破解的难度。
正是因为这个原因，现在被黑客使用最多的一种破译密码的方法就是一种被称为"跑字 典"的方法。有两种方法得到字典，一种是日常搜集的用做密码的字符串表，另一种是用排列组合方法生成的，先用md5程序计算出这些字典项的md5值，然后 再用目标的md5值在这个字典中检索。我们假设密码的最大长度为8位字节（8 bytes），同时密码只能是字母和数字，共26+26+10=62个字符，排列组合出的字典的项数则是p(62,1)+p(62,2)….+p (62,8)，那也已经是一个很天文的数字了，存储这个字典就需要tb级的磁盘阵列，而且这种方法还有一个前提，就是能获得目标账户的密码md5值的情况 下才可以。这种加密技术被广泛的应用于unix系统中，这也是为什么unix系统比一般操作系统更为坚固一个重要原因。
三、算法描述
对md5算法简要的叙述可以为：md5以512位分组来处理输入的信息，且每一分组又被划分为16个32位子分组，经过了一系列的处理后，算法的输出由四个32位分组组成，将这四个32位分组级联后将生成一个128位散列值。
在md5算法中，首先需要对信息进行填充，使其字节长度对512求余的结果等于448。因此，信息的字节长度（bits length）将被扩展至n*512+448，即n*64+56个字节（bytes），n为一个正整数。填充的方法如下，在信息的后面填充一个1和无数个 0，直到满足上面的条件时才停止用0对信息的填充。然后，在在这个结果后面附加一个以64位二进制表示的填充前信息长度。经过这两步的处理，现在的信息字 节长度=n*512+448+64=(n+1)*512，即长度恰好是512的整数倍。这样做的原因是为满足后面处理中对信息长度的要求。
md5中有四个32位被称作链接变量（chaining variable）的整数参数，他们分别为：a=0x01234567，b=0x89abcdef，c=0xfedcba98，d=0x76543210。
当设置好这四个链接变量后，就开始进入算法的四轮循环运算。循环的次数是信息中512位信息分组的数目。
将上面四个链接变量复制到另外四个变量中：a到a，b到b，c到c，d到d。
主循环有四轮（md4只有三轮），每轮循环都很相似。第一轮进行16次操作。每次操作对a、b、c和d中的其中三个作一次非线性函数运算，然后将所得结 果加上第四个变量，文本的一个子分组和一个常数。再将所得结果向右环移一个不定的数，并加上a、b、c或d中之一。最后用该结果取代a、b、c或d中之 一。
以一下是每次操作中用到的四个非线性函数（每轮一个）。
f(x,y,z) =(xy)|((~x)z)
g(x,y,z) =(xz)|(y(~z))
h(x,y,z) =x^y^z
i(x,y,z)=y^(x|(~z))
（是与，|是或，~是非，^是异或）
这四个函数的说明：如果x、y和z的对应位是独立和均匀的，那么结果的每一位也应是独立和均匀的。
f是一个逐位运算的函数。即，如果x，那么y，否则z。函数h是逐位奇偶操作符。
假设mj表示消息的第j个子分组（从0到15），
ff(a,b,c,d,mj,s,ti) 表示 a=b+((a+(f(b,c,d)+mj+ti)
gg(a,b,c,d,mj,s,ti) 表示 a=b+((a+(g(b,c,d)+mj+ti)
hh(a,b,c,d,mj,s,ti) 表示 a=b+((a+(h(b,c,d)+mj+ti)
ii(a,b,c,d,mj,s,ti) 表示 a=b+((a+(i(b,c,d)+mj+ti)
这四轮（64步）是：
第一轮
ff(a,b,c,d,m0,7,0xd76aa478)
ff(d,a,b,c,m1,12,0xe8c7b756)
ff(c,d,a,b,m2,17,0x242070db)
ff(b,c,d,a,m3,22,0xc1bdceee)
ff(a,b,c,d,m4,7,0xf57c0faf)
ff(d,a,b,c,m5,12,0x4787c62a)
ff(c,d,a,b,m6,17,0xa8304613)
ff(b,c,d,a,m7,22,0xfd469501)
ff(a,b,c,d,m8,7,0x698098d8)
ff(d,a,b,c,m9,12,0x8b44f7af)
ff(c,d,a,b,m10,17,0xffff5bb1)
ff(b,c,d,a,m11,22,0x895cd7be)
ff(a,b,c,d,m12,7,0x6b901122)
ff(d,a,b,c,m13,12,0xfd987193)
ff(c,d,a,b,m14,17,0xa679438e)
ff(b,c,d,a,m15,22,0x49b40821)
第二轮
gg(a,b,c,d,m1,5,0xf61e2562)
gg(d,a,b,c,m6,9,0xc040b340)
gg(c,d,a,b,m11,14,0x265e5a51)
gg(b,c,d,a,m0,20,0xe9b6c7aa)
gg(a,b,c,d,m5,5,0xd62f105d)
gg(d,a,b,c,m10,9,0x02441453)
gg(c,d,a,b,m15,14,0xd8a1e681)
gg(b,c,d,a,m4,20,0xe7d3fbc8)
gg(a,b,c,d,m9,5,0x21e1cde6)
gg(d,a,b,c,m14,9,0xc33707d6)
gg(c,d,a,b,m3,14,0xf4d50d87)
gg(b,c,d,a,m8,20,0x455a14ed)
gg(a,b,c,d,m13,5,0xa9e3e905)
gg(d,a,b,c,m2,9,0xfcefa3f8)
gg(c,d,a,b,m7,14,0x676f02d9)
gg(b,c,d,a,m12,20,0x8d2a4c8a)
第三轮
hh(a,b,c,d,m5,4,0xfffa3942)
hh(d,a,b,c,m8,11,0x8771f681)
hh(c,d,a,b,m11,16,0x6d9d6122)
hh(b,c,d,a,m14,23,0xfde5380c)
hh(a,b,c,d,m1,4,0xa4beea44)
hh(d,a,b,c,m4,11,0x4bdecfa9)
hh(c,d,a,b,m7,16,0xf6bb4b60)
hh(b,c,d,a,m10,23,0xbebfbc70)
hh(a,b,c,d,m13,4,0x289b7ec6)
hh(d,a,b,c,m0,11,0xeaa127fa)
hh(c,d,a,b,m3,16,0xd4ef3085)
hh(b,c,d,a,m6,23,0x04881d05)
hh(a,b,c,d,m9,4,0xd9d4d039)
hh(d,a,b,c,m12,11,0xe6db99e5)
hh(c,d,a,b,m15,16,0x1fa27cf8)
hh(b,c,d,a,m2,23,0xc4ac5665)
第四轮
ii(a,b,c,d,m0,6,0xf4292244)
ii(d,a,b,c,m7,10,0x432aff97)
ii(c,d,a,b,m14,15,0xab9423a7)
ii(b,c,d,a,m5,21,0xfc93a039)
ii(a,b,c,d,m12,6,0x655b59c3)
ii(d,a,b,c,m3,10,0x8f0ccc92)
ii(c,d,a,b,m10,15,0xffeff47d)
ii(b,c,d,a,m1,21,0x85845dd1)
ii(a,b,c,d,m8,6,0x6fa87e4f)
ii(d,a,b,c,m15,10,0xfe2ce6e0)
ii(c,d,a,b,m6,15,0xa3014314)
ii(b,c,d,a,m13,21,0x4e0811a1)
ii(a,b,c,d,m4,6,0xf7537e82)
ii(d,a,b,c,m11,10,0xbd3af235)
ii(c,d,a,b,m2,15,0x2ad7d2bb)
ii(b,c,d,a,m9,21,0xeb86d391)
常数ti可以如下选择：
在第i步中，ti是4294967296*abs(sin(i))的整数部分，i的单位是弧度。(4294967296等于2的32次方)
所有这些完成之后，将a、b、c、d分别加上a、b、c、d。然后用下一分组数据继续运行算法，最后的输出是a、b、c和d的级联。
当你按照我上面所说的方法实现md5算法以后，你可以用以下几个信息对你做出来的程序作一个简单的测试，看看程序有没有错误。
md5 ("") = d41d8cd98f00b204e9800998ecf8427e
md5 ("a") = 0cc175b9c0f1b6a831c399e269772661
md5 ("abc") = 900150983cd24fb0d6963f7d28e17f72
md5 ("message digest") = f96b697d7cb7938d525a2f31aaf161d0
md5 ("abcdefghijklmnopqrstuvwxyz") = c3fcd3d76192e4007dfb496cca67e13b
md5 ("abcdefghijklmnopqrstuvwxyzabcdefghijklmnopqrstuvwxyz0123456789") = d174ab98d277d9f5a5611c2c9f419d9f
md5 ("12345678901234567890123456789012345678901234567890123456789012345678901234567890") = 57edf4a22be3c955ac49da2e2107b67a
如果你用上面的信息分别对你做的md5算法实例做测试，最后得出的结论和标准答案完全一样，那我就要在这里象你道一声祝贺了。要知道，我的程序在第一次编译成功的时候是没有得出和上面相同的结果的。
四、MD5的安全性
md5相对md4所作的改进：
1. 增加了第四轮；
2. 每一步均有唯一的加法常数；
3. 为减弱第二轮中函数g的对称性从(xy)|(xz)|(yz)变为(xz)|(y(~z))；
4. 第一步加上了上一步的结果，这将引起更快的雪崩效应；
5. 改变了第二轮和第三轮中访问消息子分组的次序，使其更不相似；
6. 近似优化了每一轮中的循环左移位移量以实现更快的雪崩效应。各轮的位移量互不相同。
MD5什么意思
md5的全称是message-digest algorithm 5（信息-摘要算法），在90年代初由mit laboratory for computer science和rsa data security inc的ronald l. rivest开发出来，经md2、md3和md4发展而来。它的作用是让大容量信息在用数字签名软件签署私人密匙前被"压缩"成一种保密的格式（就是把一个任意长度的字节串变换成一定长的大整数）。不管是md2、md4还是md5，它们都需要获得一个随机长度的信息并产生一个128位的信息摘要。虽然这些算法的结构或多或少有些相似，但md2的设计与md4和md5完全不同，那是因为md2是为8位机器做过设计优化的，而md4和md5却是面向32位的电脑。这三个算法的描述和c语言源代码在internet rfcs 1321中有详细的描述（h++p://www.ietf.org/rfc/rfc1321.txt），这是一份最权威的文档，由ronald l. rivest在1992年8月向ieft提交。
rivest在1989年开发出md2算法。在这个算法中，首先对信息进行数据补位，使信息的字节长度是16的倍数。然后，以一个16位的检验和追加到信息末尾。并且根据这个新产生的信息计算出散列值。后来，rogier和chauvaud发现如果忽略了检验和将产生md2冲突。md2算法的加密后结果是唯一的--既没有重复。
为了加强算法的安全性，rivest在1990年又开发出md4算法。md4算法同样需要填补信息以确保信息的字节长度加上448后能被512整除（信息字节长度mod 512 = 448）。然后，一个以64位二进制表示的信息的最初长度被添加进来。信息被处理成512位damg?rd/merkle迭代结构的区块，而且每个区块要通过三个不同步骤的处理。den boer和bosselaers以及其他人很快的发现了攻击md4版本中第一步和第三步的漏洞。dobbertin向大家演示了如何利用一部普通的个人电脑在几分钟内找到md4完整版本中的冲突（这个冲突实际上是一种漏洞，它将导致对不同的内容进行加密却可能得到相同的加密后结果）。毫无疑问，md4就此被淘汰掉了。
尽管md4算法在安全上有个这么大的漏洞，但它对在其后才被开发出来的好几种信息安全加密算法的出现却有着不可忽视的引导作用。除了md5以外，其中比较有名的还有sha-1、ripe-md以及haval等。
一年以后，即1991年，rivest开发出技术上更为趋近成熟的md5算法。它在md4的基础上增加了"安全-带子"（safety-belts）的概念。虽然md5比md4稍微慢一些，但却更为安全。这个算法很明显的由四个和md4设计有少许不同的步骤组成。在md5算法中，信息-摘要的大小和填充的必要条件与md4完全相同。den boer和bosselaers曾发现md5算法中的假冲突（pseudo-collisions），但除此之外就没有其他被发现的加密后结果了。
van oorschot和wiener曾经考虑过一个在散列中暴力搜寻冲突的函数（brute-force hash function），而且他们猜测一个被设计专门用来搜索md5冲突的机器（这台机器在1994年的制造成本大约是一百万美元）可以平均每24天就找到一个冲突。但单从1991年到2001年这10年间，竟没有出现替代md5算法的md6或被叫做其他什么名字的新算法这一点，我们就可以看出这个瑕疵并没有太多的影响md5的安全性。上面所有这些都不足以成为md5的在实际应用中的问题。并且，由于md5算法的使用不需要支付任何版权费用的，所以在一般的情况下（非绝密应用领域。但即便是应用在绝密领域内，md5也不失为一种非常优秀的中间技术），md5怎么都应该算得上是非常安全的了。
算法的应用
md5的典型应用是对一段信息（message）产生信息摘要（message-digest），以防止被篡改。比如，在unix下有很多软件在下载的时候都有一个文件名相同，文件扩展名为.md5的文件，在这个文件中通常只有一行文本，大致结构如：
md5 (tanajiya.tar.gz) = 0ca175b9c0f726a831d895e269332461
这就是tanajiya.tar.gz文件的数字签名。md5将整个文件当作一个大文本信息，通过其不可逆的字符串变换算法，产生了这个唯一的md5信息摘要。如果在以后传播这个文件的过程中，无论文件的内容发生了任何形式的改变（包括人为修改或者下载过程中线路不稳定引起的传输错误等），只要你对这个文件重新计算md5时就会发现信息摘要不相同，由此可以确定你得到的只是一个不正确的文件。如果再有一个第三方的认证机构，用md5还可以防止文件作者的"抵赖"，这就是所谓的数字签名应用。
md5还广泛用于加密和解密技术上。比如在unix系统中用户的密码就是以md5（或其它类似的算法）经加密后存储在文件系统中。当用户登录的时候，系统把用户输入的密码计算成md5值，然后再去和保存在文件系统中的md5值进行比较，进而确定输入的密码是否正确。通过这样的步骤，系统在并不知道用户密码的明码的情况下就可以确定用户登录系统的合法性。这不但可以避免用户的密码被具有系统管理员权限的用户知道，而且还在一定程度上增加了密码被破解的难度。
正是因为这个原因，现在被黑客使用最多的一种破译密码的方法就是一种被称为"跑字典"的方法。有两种方法得到字典，一种是日常搜集的用做密码的字符串表，另一种是用排列组合方法生成的，先用md5程序计算出这些字典项的md5值，然后再用目标的md5值在这个字典中检索。我们假设密码的最大长度为8位字节（8 bytes），同时密码只能是字母和数字，共26+26+10=62个字符，排列组合出的字典的项数则是p(62,1)+p(62,2)….+p(62,8)，那也已经是一个很天文的数字了，存储这个字典就需要tb级的磁盘阵列，而且这种方法还有一个前提，就是能获得目标账户的密码md5值的情况下才可以。这种加密技术被广泛的应用于unix系统中，这也是为什么unix系统比一般操作系统更为坚固一个重要原因。
算法描述
对md5算法简要的叙述可以为：md5以512位分组来处理输入的信息，且每一分组又被划分为16个32位子分组，经过了一系列的处理后，算法的输出由四个32位分组组成，将这四个32位分组级联后将生成一个128位散列值。
在md5算法中，首先需要对信息进行填充，使其字节长度对512求余的结果等于448。因此，信息的字节长度（bits length）将被扩展至n*512+448，即n*64+56个字节（bytes），n为一个正整数。填充的方法如下，在信息的后面填充一个1和无数个0，直到满足上面的条件时才停止用0对信息的填充。然后，在在这个结果后面附加一个以64位二进制表示的填充前信息长度。经过这两步的处理，现在的信息字节长度=n*512+448+64=(n+1)*512，即长度恰好是512的整数倍。这样做的原因是为满足后面处理中对信息长度的要求。
md5中有四个32位被称作链接变量（chaining variable）的整数参数，他们分别为：a=0x01234567，b=0x89abcdef，c=0xfedcba98，d=0x76543210。
当设置好这四个链接变量后，就开始进入算法的四轮循环运算。循环的次数是信息中512位信息分组的数目。
将上面四个链接变量复制到另外四个变量中：a到a，b到b，c到c，d到d。
主循环有四轮（md4只有三轮），每轮循环都很相似。第一轮进行16次操作。每次操作对a、b、c和d中的其中三个作一次非线性函数运算，然后将所得结果加上第四个变量，文本的一个子分组和一个常数。再将所得结果向右环移一个不定的数，并加上a、b、c或d中之一。最后用该结果取代a、b、c或d中之一。
以一下是每次操作中用到的四个非线性函数（每轮一个）。
f(x,y,z) =(xy)|((~x)z)
g(x,y,z) =(xz)|(y(~z))
h(x,y,z) =x^y^z
i(x,y,z)=y^(x|(~z))
（是与，|是或，~是非，^是异或）
这四个函数的说明：如果x、y和z的对应位是独立和均匀的，那么结果的每一位也应是独立和均匀的。
f是一个逐位运算的函数。即，如果x，那么y，否则z。函数h是逐位奇偶操作符。
假设mj表示消息的第j个子分组（从0到15），
ff(a,b,c,d,mj,s,ti)表示a=b+((a+(f(b,c,d)+mj+ti) gg(a,b,c,d,mj,s,ti)表示a=b+((a+(g(b,c,d)+mj+ti) hh(a,b,c,d,mj,s,ti)表示a=b+((a+(h(b,c,d)+mj+ti) ii(a,b,c,d,mj,s,ti)表示a=b+((a+(i(b,c,d)+mj+ti)
这四轮（64步）是：
第一轮
ff(a,b,c,d,m0,7,0xd76aa478)
ff(d,a,b,c,m1,12,0xe8c7b756)
ff(c,d,a,b,m2,17,0x242070db)
ff(b,c,d,a,m3,22,0xc1bdceee)
ff(a,b,c,d,m4,7,0xf57c0faf)
ff(d,a,b,c,m5,12,0x4787c62a)
ff(c,d,a,b,m6,17,0xa8304613)
ff(b,c,d,a,m7,22,0xfd469501)
ff(a,b,c,d,m8,7,0x698098d8)
ff(d,a,b,c,m9,12,0x8b44f7af)
ff(c,d,a,b,m10,17,0xffff5bb1)
ff(b,c,d,a,m11,22,0x895cd7be)
ff(a,b,c,d,m12,7,0x6b901122)
ff(d,a,b,c,m13,12,0xfd987193)
ff(c,d,a,b,m14,17,0xa679438e)
ff(b,c,d,a,m15,22,0x49b40821)
第二轮
gg(a,b,c,d,m1,5,0xf61e2562)
gg(d,a,b,c,m6,9,0xc040b340)
gg(c,d,a,b,m11,14,0x265e5a51)
gg(b,c,d,a,m0,20,0xe9b6c7aa)
gg(a,b,c,d,m5,5,0xd62f105d)
gg(d,a,b,c,m10,9,0x02441453)
gg(c,d,a,b,m15,14,0xd8a1e681)
gg(b,c,d,a,m4,20,0xe7d3fbc8)
gg(a,b,c,d,m9,5,0x21e1cde6)
gg(d,a,b,c,m14,9,0xc33707d6)
gg(c,d,a,b,m3,14,0xf4d50d87)
gg(b,c,d,a,m8,20,0x455a14ed)
gg(a,b,c,d,m13,5,0xa9e3e905)
gg(d,a,b,c,m2,9,0xfcefa3f8)
gg(c,d,a,b,m7,14,0x676f02d9)
gg(b,c,d,a,m12,20,0x8d2a4c8a)
第三轮
hh(a,b,c,d,m5,4,0xfffa3942)
hh(d,a,b,c,m8,11,0x8771f681)
hh(c,d,a,b,m11,16,0x6d9d6122)
hh(b,c,d,a,m14,23,0xfde5380c)
hh(a,b,c,d,m1,4,0xa4beea44)
hh(d,a,b,c,m4,11,0x4bdecfa9)
hh(c,d,a,b,m7,16,0xf6bb4b60)
hh(b,c,d,a,m10,23,0xbebfbc70)
hh(a,b,c,d,m13,4,0x289b7ec6)
hh(d,a,b,c,m0,11,0xeaa127fa)
hh(c,d,a,b,m3,16,0xd4ef3085)
hh(b,c,d,a,m6,23,0x04881d05)
hh(a,b,c,d,m9,4,0xd9d4d039)
hh(d,a,b,c,m12,11,0xe6db99e5)
hh(c,d,a,b,m15,16,0x1fa27cf8)
hh(b,c,d,a,m2,23,0xc4ac5665)
第四轮
ii(a,b,c,d,m0,6,0xf4292244)
ii(d,a,b,c,m7,10,0x432aff97)
ii(c,d,a,b,m14,15,0xab9423a7)
ii(b,c,d,a,m5,21,0xfc93a039)
ii(a,b,c,d,m12,6,0x655b59c3)
ii(d,a,b,c,m3,10,0x8f0ccc92)
ii(c,d,a,b,m10,15,0xffeff47d)
ii(b,c,d,a,m1,21,0x85845dd1)
ii(a,b,c,d,m8,6,0x6fa87e4f)
ii(d,a,b,c,m15,10,0xfe2ce6e0)
ii(c,d,a,b,m6,15,0xa3014314)
ii(b,c,d,a,m13,21,0x4e0811a1)
ii(a,b,c,d,m4,6,0xf7537e82)
ii(d,a,b,c,m11,10,0xbd3af235)
ii(c,d,a,b,m2,15,0x2ad7d2bb)
ii(b,c,d,a,m9,21,0xeb86d391)
常数ti可以如下选择：
在第i步中，ti是4294967296*abs(sin(i))的整数部分，i的单位是弧度。(4294967296等于2的32次方)
所有这些完成之后，将a、b、c、d分别加上a、b、c、d。然后用下一分组数据继续运行算法，最后的输出是a、b、c和d的级联。
当你按照我上面所说的方法实现md5算法以后，你可以用以下几个信息对你做出来的程序作一个简单的测试，看看程序有没有错误。
md5 ("") = d41d8cd98f00b204e9800998ecf8427e
md5 ("a") = 0cc175b9c0f1b6a831c399e269772661
md5 ("abc") = 900150983cd24fb0d6963f7d28e17f72
md5 ("message digest") = f96b697d7cb7938d525a2f31aaf161d0
md5 ("abcdefghijklmnopqrstuvwxyz") = c3fcd3d76192e4007dfb496cca67e13b
md5 ("abcdefghijklmnopqrstuvwxyzabcdefghijklmnopqrstuvwxyz0123456789") =
d174ab98d277d9f5a5611c2c9f419d9f
md5 ("123456789012345678901234567890123456789012345678901234567890123456789
01234567890") = 57edf4a22be3c955ac49da2e2107b67a
如果你用上面的信息分别对你做的md5算法实例做测试，最后得出的结论和标准答案完全一样，那我就要在这里象你道一声祝贺了。要知道，我的程序在第一次编译成功的时候是没有得出和上面相同的结果的。
md5的安全性
md5相对md4所作的改进：
1. 增加了第四轮；
2. 每一步均有唯一的加法常数；
3. 为减弱第二轮中函数g的对称性从(xy)|(xz)|(yz)变为(xz)|(y(~z))；
4. 第一步加上了上一步的结果，这将引起更快的雪崩效应；
5. 改变了第二轮和第三轮中访问消息子分组的次序，使其更不相似；
6. 近似优化了每一轮中的循环左移位移量以实现更快的雪崩效应。各轮的位移量互不相同。
[color=red]简单的说：
MD5叫信息－摘要算法，是一种密码的算法，它可以对任何文件产生一个唯一的MD5验证码，每个文件的MD5码就如同每个人的指纹一样，都是不同的，这样，一旦这个文件在传输过程中，其内容被损坏或者被修改的话，那么这个文件的MD5码就会发生变化，通过对文件MD5的验证，可以得知获得的文件是否完整。
是不是有人把md5的加密情况都掌握了
什么是MD5？？？－－－MD5的全称是Message-Digest Algorithm 5
MD5的典型应用是对一段信息（Message）产生信息摘要（Message-Digest），以防止被篡改。比如，在UNIX下有很多软件在下载的时候都有一个文件名相同，文件扩展名为.md5的文件，在这个文件中通常只有一行文本，大致结构如：
MD5 (tanajiya.tar.gz) = 0ca175b9c0f726a831d895e269332461
这就是tanajiya.tar.gz文件的数字签名。MD5将整个文件当作一个大文本信息，通过其不可逆的字符串变换算法，产生了这个唯一的MD5信息摘要。如果在以后传播这个文件的过程中，无论文件的内容发生了任何形式的改变（包括人为修改或者下载过程中线路不稳定引起的传输错误等），只要你对这个文件重新计算MD5时就会发现信息摘要不相同，由此可以确定你得到的只是一个不正确的文件。如果再有一个第三方的认证机构，用MD5还可以防止文件作者的 "抵赖"，这就是所谓的数字签名应用。
MD5还广泛用于加密和解密技术上。比如在UNIX系统中用户的密码就是以MD5（或其它类似的算法）经加密后存储在文件系统中。当用户登录的时候，系统把用户输入的密码计算成MD5值，然后再去和保存在文件系统中的MD5值进行比较，进而确定输入的密码是否正确。通过这样的步骤，系统在并不知道用户密码的明码的情况下就可以确定用户登录系统的合法性。这不但可以避免用户的密码被具有系统管理员权限的用户知道，而且还在一定程度上增加了密码被破解的难度。
正是因为这个原因，现在被黑客使用最多的一种破译密码的方法就是一种被称为"跑字典"的方法。有两种方法得到字典，一种是日常搜集的用做密码的字符串表，另一种是用排列组合方法生成的，先用MD5程序计算出这些字典项的MD5 值，然后再用目标的MD5值在这个字典中检索。我们假设密码的最大长度为8位字节（8 Bytes），同时密码只能是字母和数字，共26+26+10=62个字符，排列组合出的字典的项数则是P(62,1)+P(62,2)….+P (62,8)，那也已经是一个很天文的数字了，存储这个字典就需要TB级的磁盘阵列，而且这种方法还有一个前提，就是能获得目标账户的密码MD5值的情况下才可以。这种加密技术被广泛的应用于UNIX系统中，这也是为什么UNIX系统比一般操作系统更为坚固一个重要原因。
谁可以告诉我md5加密原理
2004年，已经被山东大学的王小云教授破解了。
以下是她在国际密码学会上发表的破解原理论文。
Collisions for Hash Functions
Collisions for Hash Functions
MD4, MD5, HAVAL-128 and RIPEMD
Xiaoyun Wang1, Dengguo Feng2, Xuejia Lai3, Hongbo Yu1
The School of Mathematics and System Science, Shandong University, Jinan250100, China1
Institute of Software, Chinese Academy of Sciences, Beijing100080, China2
Dept. of Computer Science and Engineering, Shanghai Jiaotong University, Shanghai, China3
xywang@sdu.edu.cn1
revised on August 17, 2004
1 Collisions for MD5
MD5 is the hash function designed by Ron Rivest [9] as a strengthened version of MD4 [8]. In 1993 Bert den
Boer and Antoon Bosselaers [1] found pseudo-collision for MD5 which is made of the same message with two
different sets of initial value. H. Dobbertin[3] found a free-start collision which consists of two different 512-bit
messages with a chosen initial value 0 V I .
ED BA x C B F x C B AC x A V I 763 4 0 D , 97 62 5 0 , 341042 3 0x B , 2375 12 0 : 0 0 0 0 0
Our attack can find many real collisions which are composed of two 1024-bit messages with the original
initial value 0 IV of MD5:
10325476 0 , 98 0 , 89 0 67452301 0 : 0 0 0 0 0 x D badcfe x C xefcdab ,B x A IV
) 0 , 2 ,..., 2 ,..., 2 , 0 , 0 , 0 , 0 ( , 31 15 31
1 1 C C M M
) 0 , 2 ,..., 2 ,..., 2 , 0 , 0 , 0 , 0 ( , 31 15 31
2 2 C C N N i i
(non-zeros at position 4,11 and 14)
such that
) , ( 5 ) , ( 5 i i N M MD N M MD .
On IBM P690, it takes about one hour to find such M and M , after that, it takes only 15 seconds to 5
minutes to find i N and i N , so that ) , ( i N M and ) , ( i N M will produce the same hash same value. Moreover,
our attack works for any given initial value.
The following are two pairs of 1024-bit messages producing collisions, the two examples have the same 1-st
half 512 bits.
M
2dd31d1 c4eee6c5 69a3d69 5cf9af98 87b5ca2f ab7e4612 3e580440 897ffbb8
634ad55 2b3f409 8388e483 5a417125 e8255108 9fc9cdf7 f2bd1dd9 5b3c3780
X1
N1
d11d0b96 9c7b41dc f497d8e4 d555655a c79a7335 cfdebf0 66f12930 8fb109d1
797f2775 eb5cd530 baade822 5c15cc79 ddcb74ed 6dd3c55f d80a9bb1 e3a7cc35
M0
2dd31d1 c4eee6c5 69a3d69 5cf9af98 7b5ca2f ab7e4612 3e580440 897ffbb8
634ad55 2b3f409 8388e483 5a41f125 e8255108 9fc9cdf7 72bd1dd9 5b3c3780
X1
N1
d11d0b96 9c7b41dc f497d8e4 d555655a 479a7335 cfdebf0 66f12930 8fb109d1
797f2775 eb5cd530 baade822 5c154c79 ddcb74ed 6dd3c55f 580a9bb1 e3a7cc35
H 9603161f f41fc7ef 9f65ffbc a30f9dbf
M
2dd31d1 c4eee6c5 69a3d69 5cf9af98 87b5ca2f ab7e4612 3e580440 897ffbb8
634ad55 2b3f409 8388e483 5a417125 e8255108 9fc9cdf7 f2bd1dd9 5b3c3780
X2
N2
313e82d8 5b8f3456 d4ac6dae c619c936 b4e253dd fd03da87 6633902 a0cd48d2
42339fe9 e87e570f 70b654ce 1e0da880 bc2198c6 9383a8b6 2b65f996 702af76f
M0
2dd31d1 c4eee6c5 69a3d69 5cf9af98 7b5ca2f ab7e4612 3e580440 897ffbb8
634ad55 2b3f409 8388e483 5a41f125 e8255108 9fc9cdf7 72bd1dd9 5b3c3780
313e82d8 5b8f3456 d4ac6dae c619c936 34e253dd fd03da87 6633902 a0cd48d2
42339fe9 e87e570f 70b654ce 1e0d2880 bc2198c6 9383a8b6 ab65f996 702af76f
H 8d5e7019 6324c015 715d6b58 61804e08
Table 1 Two pairs of collisions for MD5
2 Collisions for HAVAL-128
HAVAL is proposed in [10]. HAVAL is a hashing algorithm that can compress messages of any length in 3,4
or 5 passes and produce a fingerprint of length 128, 160, 192 or 224 bits.
Attack on a reduced version for HAVAL was given by P. R. Kasselman and W T Penzhorn [7], which
consists of last rounds for HAVAL-128. We break the full HAVAL-128 with only about the 26 HAVAL
computations. Here we give two examples of collisions of HAVAL-128, where
) 0 ,..., 0 , 2 ,.... 2 , 0 , 0 , 0 , 2 ( , 8 12 1 i i i C C M M
with non-zeros at position 0,11,18, and 31 ,... 2 , 1 , 0 i , such that ) ( ) ( M HAVAL M HAVAL .
M1
6377448b d9e59f18 f2aa3cbb d6cb92ba ee544a44 879fa576 1ca34633 76ca5d4f
a67a8a42 8d3adc8b b6e3d814 5630998d 86ea5dcd a739ae7b 54fd8e32 acbb2b36
38183c9a b67a9289 c47299b2 27039ee5 dd555e14 839018d8 aabbd9c9 d78fc632
fff4b3a7 40000096 7f466aac fffffbc0 5f4016d2 5f4016d0 12e2b0 f4307f87
M1
6377488b d9e59f18 f2aa3cbb d6cb92ba ee544a44 879fa576 1ca34633 76ca5d4f
a67a8a42 8d3adc8b b6e3d814 d630998d 86ea5dcd a739ae7b 54fd8e32 acbb2b36
38183c9a b67a9289 c47299ba 27039ee5 dd555e14 839018d8 aabbd9c9 d78fc632
fff4b3a7 40000096 7f466aac fffffbc0 5f4016d2 5f4016d0 12e2b0 f4307f87
H 95b5621c ca62817a a48dacd8 6d2b54bf
M2
6377448b d9e59f18 f2aa3cbb d6cb92ba ee544a44 879fa576 1ca34633 76ca5d4f
a67a8a42 8d3adc8b b6e3d814 5630998d 86ea5dcd a739ae7b 54fd8e32 acbb2b36
38183c9a b67a9289 c47299b2 27039ee5 dd555e14 839018d8 aabbd9c9 d78fc632
fff4b3a7 40000096 7f466aac fffffbc0 5f4016d2 5f4016d0 12e2b0 f5b16963
6377488b d9e59f18 f2aa3cbb d6cb92ba ee544a44 879fa576 1ca34633 76ca5d4f
a67a8a42 8d3adc8b b6e3d814 d630998d 86ea5dcd a739ae7b 54fd8e32 acbb2b36
38183c9a b67a9289 c47299ba 27039ee5 dd555e14 839018d8 aabbd9c9 d78fc632
fff4b3a7 40000096 7f466aac fffffbc0 5f4016d2 5f4016d0 12e2b0 f5b16963
H b0e99492 d64eb647 5149ef30 4293733c
Table 2 Two pairs of collision, where i=11 and these two examples differ only at the last word
3 Collisions for MD4
MD4 is designed by R. L. Rivest[8] . Attack of H. Dobbertin in Eurocrypto'96[2] can find collision with
probability 1/222. Our attack can find collision with hand calculation, such that
) 0 , 0 , 0 , 2 , 0 , 0 , 0 , 0 , 0 , 0 , 0 , 0 , 0 , 2 2 , 2 , 0 ( , 16 31 28 31 C C M M
and ) ( 4 ) ( 4 M MD M MD .
M1
4d7a9c83 56cb927a b9d5a578 57a7a5ee de748a3c dcc366b3 b683a020 3b2a5d9f
c69d71b3 f9e99198 d79f805e a63bb2e8 45dd8e31 97e31fe5 2794bf08 b9e8c3e9
M1
4d7a9c83 d6cb927a 29d5a578 57a7a5ee de748a3c dcc366b3 b683a020 3b2a5d9f
c69d71b3 f9e99198 d79f805e a63bb2e8 45dc8e31 97e31fe5 2794bf08 b9e8c3e9
H 5f5c1a0d 71b36046 1b5435da 9b0d807a
M2
4d7a9c83 56cb927a b9d5a578 57a7a5ee de748a3c dcc366b3 b683a020 3b2a5d9f
c69d71b3 f9e99198 d79f805e a63bb2e8 45dd8e31 97e31fe5 f713c240 a7b8cf69
4d7a9c83 d6cb927a 29d5a578 57a7a5ee de748a3c dcc366b3 b683a020 3b2a5d9f
c69d71b3 f9e99198 d79f805e a63bb2e8 45dc8e31 97e31fe5 f713c240 a7b8cf69
H e0f76122 c429c56c ebb5e256 b809793
Table 3 Two pairs of collisions for MD4
4 Collisions for RIPEMD
RIPEMD was developed for the RIPE project (RACE Integrrity Primitives Evalustion, 1988-1992). In
1995, H. Dobbertin proved that the reduced version RIPEMD with two rounds is not collision-free[4]. We show
that the full RIPEMD also isnOt collision-free. The following are two pairs of collisions for RIPEMD:
) 2 , 0 , 0 , 0 , 0 , 2 2 , 0 , 0 , 0 , 0 , 0 , 0 , 2 , 0 , 0 , 0 ( , 31 31 18 20 ' C C M M i i
M1
579faf8e 9ecf579 574a6aba 78413511 a2b410a4 ad2f6c9f b56202c 4d757911
bdeaae7 78bc91f2 47bc6d7d 9abdd1b1 a45d2015 817104ff 264758a8 61064ea5
M1
579faf8e 9ecf579 574a6aba 78513511 a2b410a4 ad2f6c9f b56202c 4d757911
bdeaae7 78bc91f2 c7c06d7d 9abdd1b1 a45d2015 817104ff 264758a8 e1064ea5
H 1fab152 1654a31b 7a33776a 9e968ba7
M2
579faf8e 9ecf579 574a6aba 78413511 a2b410a4 ad2f6c9f b56202c 4d757911
bdeaae7 78bc91f2 47bc6d7d 9abdd1b1 a45d2015 a0a504ff b18d58a8 e70c66b6
579faf8e 9ecf579 574a6aba 78513511 a2b410a4 ad2f6c9f b56202c 4d757911
bdeaae7 78bc91f2 c7c06d7d 9abdd1b1 a45d2015 a0a504ff b18d58a8 670c66b6
H 1f2c159f 569b31a6 dfcaa51a 25665d24
Table 4 The collisions for RIPEMD
5 Remark
Besides the above hash functions we break, there are some other hash functions not having ideal security. For
example, collision of SHA-0 [6] can be found with about 240 computations of SHA-0 algorithms, and a collision
for HAVAL-160 can be found with probability 1/232.
Note that the messages and all other values in this paper are composed of 32-bit words, in each 32-bit word
the most left byte is the most significant byte.
1 B. den Boer, Antoon Bosselaers, Collisions for the Compression Function of MD5, Eurocrypto,93.
2 H. Dobbertin, Cryptanalysis of MD4, Fast Software Encryption, LNCS 1039, D. , Springer-Verlag, 1996.
3 H. Dobbertin, Cryptanalysis of MD5 compress, presented at the rump session of EurocrZpt'96.
4 Hans Dobbertin, RIPEMD with Two-round Compress Function is Not Collision-Free, J. Cryptology 10(1),
1997.
5 H. Dobbertin, A. Bosselaers, B. Preneel, "RIPMEMD-160: A Strengthened Version of RIPMMD," Fast
Software EncrZption, LNCS 1039, D.Gollmann, Ed., Springer-Verlag, 1996, pp. 71-82.
6 FIPS 180-1, Secure hash standard, NIST, US Department of Commerce, Washington D. C., April 1995.
7 P. R. Kasselman, W T Penzhorn , Cryptananlysis od reduced version of HAVAL, Vol. 36, No. 1, Electronic
Letters, 2000.
8 R. L. Rivest, The MD4 Message Digest Algorithm, Request for Comments (RFC)1320, Internet Activities
Board, Internet Privacy Task Force, April 1992.
9 R. L Rivest, The MD5 Message Digest Algorithm, Request for Comments (RFC)1321, Internet Activities
Board, Internet PrivacZ Task Force, April 1992.3RIPEMD-1281
10 Y. Zheng, J. Pieprzyk, J. Seberry, HAVAL--A One-way Hashing Algorithm with Variable Length of Output,
Auscrypto'92.