彩虹表的計算過程
簡單的說就是針對特定算法，尤其是不對稱算法進行有效破解的壹種方法（如 md5算法）。他的過程 就是建立壹個 源數據與加密數據之間對應的hash表。這樣在獲得加密數據後 通過比較，查詢或者壹定的運算，可以快速定位源數據。理論上，如果不考慮查詢所需要的時間的話，hash 表越大，破解也就越有效越迅速。當然對於其它破解方法（如碰撞）此方法比較笨拙，對於可變長密鑰等現代高級算法，效果會大打折扣。但是無論怎樣， 彩虹表（hash）永遠是在數據加解密中是無奈但十分有效的方法 。
假設我們有壹個密碼散列函數H和口令P.傳統的做法是把H(X)的所有輸出窮舉,把H(P)=H(x[y]),得出P==X[y];
而散列鏈是為了降低傳統做法空間要求的技術,我們的想法是定義壹個衰減函數 R的散列值映射成以“P”的值通過交替運算H和R函數獲取哈希函數，形成交替的密碼和哈希值.
例如:假設P是字母6個字符的密碼和散列值的集合32位長鏈看起來可能是這樣的:
aaaaaa -H()->281DAF40 -R()-> sgfnyd -H()-> 9203CF10 --R()-->kiebgt.
要生成的表中，我們選擇壹組隨機的初始密碼，從P，計算每壹個鏈的壹些固定長度的K表，並存儲在每壹個鏈的第壹個和最後壹個密碼。第壹口令被稱為起點和最後壹個被稱為端點。在上面的例子鏈，“AAAAAA”將以此為起點，“kiebgt”將是終點，並沒有其他密碼（或哈希值）將被存儲。
假如給定壹個密文h ，我們要反運算（找到對應的密碼），計算壹個鏈，通過將R後H，後R 後h ，並依此類推。如果在該運算過程中的任何點，我們發現該點的值的匹配之前的哈希鏈的其中壹個端點，那麽我們就得到了相應的起始點，我們所尋求的密碼p。
例如，如果我們給出的哈希920ECF10，我們將計算其首次申請?鏈：發現到:
90E1CF10---R()-->kiebgt
由於kiebgt是我們的端點之壹,我們將采另外的點作為新端點,就是找到aaaaaa.
aaaaa--H-->281DAF40---R-->sgfnyd--H-->920EC10
因此，密碼是“sgfnyd”。
但是,假如FB107E70是不是在鏈中,但同樣的端點AAAAAA,那麽我們則需要跟另外的壹條哈希鏈接繼續這場破譯比賽.
有幾個簡單的散列鏈的缺陷。如果在任何時候兩條鏈相互碰撞（產生相同的值），它們將合並，因此該表將不會覆蓋盡可能多的密碼，盡管支付相同的計算成本產生最嚴重的。沒有存儲在它們的全部，由於以前的鏈，這是不可能有效地檢測。例如，如果鏈條3的第三個值鏈7中的第二個值相匹配，兩個鏈將覆蓋幾乎相同的值序列，但它們的最終值將是不壹樣的。散列函數H是不太可能產生沖突，因為它通常被認為是壹個重要的安全功能，不這樣做，但減少功能R，因為它需要正確地覆蓋可能的明文，不能抗碰撞。
其他的困難的重要性，選擇正確的功能R.采摘R的身份是壹點不比蠻力的方法。只有當攻擊者有可能的明文將是他可以選擇的函數R，使得確保只有時間和空間是用於可能的明文，而不是整個空間的可能的密碼是個好主意。在影響R牧羊人前哈希計算的結果可能明文，但這樣做的好處與缺點的R可能不會產生類中的每壹個可能的明文攻擊者希望檢查否定肯定的，沒有密碼的攻擊者來自他的選擇類。此外，它可以是難以設計的函數R明文，以便匹配期望的分布。
彩虹表的碰撞與普通的哈希鏈有效地解決問題，通過更換單減函數R序列相關的減函數R 1到R K表。通過這種方式，為了使兩個鏈碰撞和合並，他們必須打相同的值上的相同的叠代。因此，在每個鏈的最終值將是相同的。最後壹個後處理階段可以排序表中的鏈中刪除任何“重復”鏈其他鏈具有相同的最終值的。產生新的鏈，然後填寫表。這些鏈是不無碰撞（他們可能會重疊是暫時的），但他們不會合並，大大減少了總人數的碰撞。
如何查找，使用序列的還原功能的變化，因為哈希值的興趣可能會發現在鏈中的任何位置，這是需要產生K表不同的鏈。第壹鏈假設的哈希值是在過去的哈希位置，並只適用於R K表 ;鏈承擔的哈希值是在第二到最後的哈希位置，並適用於R ? -1，H，則RK表 ;依此類推，直到最後壹個鏈，它適用於所有的還原功能，交流與H.生產虛驚壹場，這將創建壹個新的途徑：如果我們“猜”的哈希值錯誤的位置，我們可能會不必要地評價壹個鏈。
雖然彩虹表有遵循更多的鏈，他們做了，這有更少的表：簡單的散列鏈表不能增長而迅速成為低效率的由於合並連鎖店，超過壹定規模，來處理這個，他們保持多個表，和每個查找必須通過每個表搜索。彩虹表可以達到同樣的性能，使他們能夠執行的壹個因素?較少的查找表，?倍。