标签：总结 加密 字节 比特 明文 密码 分组 密钥

分组密码

分组密码就是将明文消息序列划分成长为n的组，各组分别在密钥k控制下，变成等长的输出序列。

• 代换： 明文分组到密文分组的可逆变换为代换。
• 扩散和混淆： 扩散和混淆是Shannonon提出的设计密码系统的两个基本方法，目的是抗击敌手对密码系统的统计分析。扩散是将明文的统计特性散布到密文中，使密文中的每一位由明文中多位产生。混淆是使密文和密钥之间的统计关系变得尽可能的复杂，使敌手无法获得密钥。

Feistel密码结构

很多分组密码的本质是Feistel结构。是一种代换-置换网络。其结构如下

如图，加密算法输入是分组长为2w的明文和一个密钥K。将每组明文分为左右两半L0和R0，在进行为n轮迭代后，左右两半合在一起产生密文分组。其第i轮迭代为：
L i = R i − 1 L_i = R_{i-1} Li​=Ri−1​

R i = L i − 1 ⨁ F ( R i − 1 , K i ) R_i = L_{i-1}\bigoplus F(R_{i-1},Ki) Ri​=Li−1​⨁F(Ri−1​,Ki)

Feistel网络的安全性与以下参数有关：

1. 分组大小
2. 密钥大小
3. 轮数
4. 子密钥产生算法
5. 轮函数

• Feistel解密结构

Feistel解密结构和加密本质一样，算法使用密文作为输入，但使用密钥Ki的次序与加密的过程相反。如上图右边。

数据加密标准DES

如上图是DES的算法框图，其中明文分组长为64比特，密钥长为56比特。左边是明文处理过程，分为3个阶段。

1. 初始置换IP

用于重排64比特明文数据，规则如下表：

如：第1位用第58位替换

2. 轮变换

进行具有相同功能的16轮变换，每轮都有置换和代换运算。具体结构如下：

（其中右边为密钥的生成）

将64比特分组的明文分为左右两部分，记为L，R和Feistel网络结构一样。右半部分R为32比特，首先经过选择扩展运算E，扩展为48比特。选择扩展运算E规则如下表：

扩展后的48比特在于子密钥Ki异或，然后在经过S盒，由48比特变为32比特的输出。S盒运算如下：

将48比特的数据分为8个6比特的分组分别通过s1,s2,...,s8的转换。

将通过S盒运算产生的32比特数据再经过置换运算P输出32比特，置换运算P规则如下：

接下来就按照上面图示进行。

3. 密钥的产生

接下来讲解图中右边的密钥产生算法。输入算法的56比特首先经过一个置换运算PC-1，产生56比特输出，规则如下：

然后将置换后的56比特分为各为28比特的左右两部分，记为C,D，在第i轮分别对Ci-1和Di-1进行循环左移，移位数由上表所示。移位的结果作为下一轮的子密钥的输入，同时也作置换选择2的输入。通过置换选择2产生48比特的Ki，作为本轮的子密钥参与加密的轮变换。置换选择2由上图所示。

解密

和Feistel结构一样，DES加密和解密使用同一算法，而子密钥使用顺序相反。

二重DES

为了提高DES的安全性，可使用二重DES，其中P为明文，K1和K2为两个加密密钥。密文为
C = E K 2 [ E K 1 [ P ] ] C=E_{K_2}[E_{K_1}[P]] C=EK2​​[EK1​​[P]]
解密
P = D K 1 [ D K 2 [ C ] ] P = D_{K_1}[D_{K_2}[C]] P=DK1​​[DK2​​[C]]
对二重DES可以采用中途相遇攻击：

如果已知一个明文密文对，首先用所有的2^{56个可能的`K1`对明文加密，将加密结果存入一个表，然后用2}56个所有可能的K2对密文解密，在上述的表中找到与解密结果相匹配的项，找到就可以确定K1和K2是所要找的密钥。

三重DES

为了抵抗中途相遇攻击，可以使用三重DES，使用两个密钥作三次加密
C = E K 1 [ D K 2 [ E K 1 [ P ] ] ] C=E_{K_1}[D_{K_2}[E_{K_1}[P]]] C=EK1​​[DK2​​[EK1​​[P]]]

差分密码分析和线性密码分析

差分密码分析是迄今已知攻击迭代密码最有效的方法之一，其基本思想是：通过分析明文对的差值对密文对的差值的影响来恢复某些密钥比特。

线性密码分析是对迭代密码的一种已知明文攻击，它利用的是密码算法中的“不平衡的线性逼近”。

分组密码的运行模式

分组密码在加密时明文分组的长度是固定，而实用中待加密消息的数据量是不定的，数据格式可能多种多样，所以产生了4中分组密码的运行模式。

1. 电码本模式ECB

每个分组独立的以同一密钥加密。用于传送短数据。

长度不够需要进行填充，可以用于传递DES密钥。但如果明文分组在消息中重复出现的话，密文分组也一样，这会给攻击者带来方便。

2. 密码分组链接模式CBC

为了解决ECB的安全缺陷，CBC可以让重复的明文分组产生不同的密文分组。适用于数据分组和认证。

一次对一个明文分组加密，每次加密使用同一密钥，加密算法的输入当前明文分组和前一次密文分组的异或。

IV应该被保密发送给对方。

3. 密码反馈模式CFB

利用CFB可以将分组密码转换为流密码，加密时，加密算法的输入是64比特的移位寄存器，其初始值是某个初始向量IV。加密算法输出的最左j比特于明文的第一个单元P1异或，产生的密文的第一个单元C1，并传送该单元。然后将移位寄存器的内容左移j位，并将C1送入移位寄存器的最右j位。

4. 输出反馈模式OFB

OFB类似于CFB不同之处在于OFB模式是将加密算法的输出反馈到移位寄存器，而CFB是将密文单元反馈到移位寄存器。

优点：

不需要填充
错误不传播
抗消息流篡改攻击的能力不如CFB

AES算法

在AES标准规范中，分组长度只能是128位，也就是说，每个分组为16个字节（每个字节8位）。密钥的长度可以使用128位、192位或256位。密钥的长度不同，推荐加密轮数也不同，如下表所示：

AES的处理单位是字节，128位的输入明文分组P和输入密钥K都被分成16个字节，分别记为P = P0 P1 … P15 和 K = K0 K1 … K15。如，明文分组为P = abcdefghijklmnop,其中的字符a对应P0，p对应P15。一般地，明文分组用字节为单位的正方形矩阵描述，称为状态矩阵。在算法的每一轮中，状态矩阵的内容不断发生变化，最后的结果作为密文输出。该矩阵中字节的排列顺序为从上到下、从左至右依次排列，如下图所示：

类似地，128位密钥也是用字节为单位的矩阵表示，矩阵的每一列被称为1个32位比特字。通过密钥编排函数该密钥矩阵被扩展成一个44个字组成的序列W[0],W[1], … ,W[43],该序列的前4个元素W[0],W[1],W[2],W[3]是原始密钥，用于加密运算中的初始密钥加（下面介绍）;后面40个字分为10组，每组4个字（128比特）分别用于10轮加密运算中的轮密钥加，如下图所示：

AES的整体结构如下图所示，其中的W[0,3]是指W[0]、W[1]、W[2]和W[3]串联组成的128位密钥。加密的第1轮到第9轮的轮函数一样，包括4个操作：字节代换、行位移、列混合和轮密钥加。最后一轮迭代不执行列混合。另外，在第一轮迭代之前，先将明文和原始密钥进行一次异或加密操作。

上图也展示了AES解密过程，解密过程仍为10轮，每一轮的操作是加密操作的逆操作。由于AES的4个轮操作都是可逆的，因此，解密操作的一轮就是顺序执行逆行移位、逆字节代换、轮密钥加和逆列混合。同加密操作类似，最后一轮不执行逆列混合，在第1轮解密之前，要执行1次密钥加操作。

一、字节代换

字节代换是非线性变换，独立的对每个字节进行，代换表（S盒）是可逆的，由如下两个步骤实现：

（1）首先，将字节看作GF(2^8)上的元素，映射到自己的乘法逆元。

（2）对每个字节作以下变换

其实可以不用进行计算，S盒是一个固定的表，可以查表得到字节代换结果。

逆字节代换通过以上的逆运算得到，也可以查逆S盒。

二、行移位

行移位是一个简单的左循环移位操作。当密钥长度为128比特时，状态矩阵的第0行左移0字节，第1行左移1字节，第2行左移2字节，第3行左移3字节，如下图所示：

行移位的逆变换是将状态矩阵中的每一行执行相反的移位操作，例如AES-128中，状态矩阵的第0行右移0字节，第1行右移1字节，第2行右移2字节，第3行右移3字节。

三、列混合

列混合变换是通过矩阵相乘来实现的，经行移位后的状态矩阵与固定的矩阵相乘，得到混淆后的状态矩阵，如下图的公式所示：

状态矩阵中的第j列(0 ≤j≤3)的列混合可以表示为下图所示：

其中，矩阵元素的乘法和加法都是定义在基于GF(2^8)上的二元运算,并不是通常意义上的乘法和加法。这里涉及到一些信息安全上的数学知识，不过不懂这些知识也行。其实这种二元运算的加法等价于两个字节的异或，乘法则复杂一点。对于一个8位的二进制数来说，使用域上的乘法乘以(00000010)等价于左移1位(低位补0)后，再根据情况同(00011011)进行异或运算，设S1 = (a7 a6 a5 a4 a3 a2 a1 a0)，刚0x02 * S1如下图所示：

也就是说，如果a7为1，则进行异或运算，否则不进行。
类似地，乘以(00000100)可以拆分成两次乘以(00000010)的运算：

乘以(0000 0011)可以拆分成先分别乘以(0000 0001)和(0000 0010)，再将两个乘积异或：

列混合逆运算

四、轮密钥加

轮密钥加是将128位轮密钥Ki同状态矩阵中的数据进行逐位异或操作，如下图所示。其中，密钥Ki中每个字W[4i],W[4i+1],W[4i+2],W[4i+3]为32位比特字，包含4个字节，他们的生成算法下面在下面介绍。轮密钥加过程可以看成是字逐位异或的结果，也可以看成字节级别或者位级别的操作。也就是说，可以看成S0 S1 S2 S3 组成的32位字与W[4i]的异或运算。

密钥扩展

AES首先将初始密钥输入到一个4*4的状态矩阵中，如下图所示。

这个44矩阵的每一列的4个字节组成一个字，矩阵4列的4个字依次命名为W[0]、W[1]、W[2]和W[3]，它们构成一个以字为单位的数组W。例如，设密钥K为"abcdefghijklmnop",则K0 = ‘a’,K1 = ‘b’, K2 = ‘c’,K3 = ‘d’,W[0] = “abcd”。
接着，对W数组扩充40个新列，构成总共44列的扩展密钥数组。新列以如下的递归方式产生：
1.如果i不是4的倍数，那么第i列由如下等式确定：
W[i]=W[i-4]⨁W[i-1]
2.如果i是4的倍数，那么第i列由如下等式确定：
W[i]=W[i-4]⨁T(W[i-1])
其中，T是一个有点复杂的函数。
函数T由3部分组成：字循环、字节代换和轮常量异或，这3部分的作用分别如下。
a.字循环：将1个字中的4个字节循环左移1个字节。即将输入字[b0, b1, b2, b3]变换成[b1,b2,b3,b0]。
b.字节代换：对字循环的结果使用S盒进行字节代换。
c.轮常量异或：将前两步的结果同轮常量Rcon[j]进行异或，其中j表示轮数。
轮常量Rcon[j]是一个字，其值见下表。
列由如下等式确定：
W[i]=W[i-4]⨁T(W[i-1])
其中，T是一个有点复杂的函数。
函数T由3部分组成：字循环、字节代换和轮常量异或，这3部分的作用分别如下。
a.字循环：将1个字中的4个字节循环左移1个字节。即将输入字[b0, b1, b2, b3]变换成[b1,b2,b3,b0]。
b.字节代换：对字循环的结果使用S盒进行字节代换。
c.轮常量异或：将前两步的结果同轮常量Rcon[j]进行异或，其中j表示轮数。
轮常量Rcon[j]是一个字，其值见下表。

AES的讲解参考了https://blog.csdn.net/qq_28205153/article/details/55798628

标签：总结,加密,字节,比特,明文,密码,分组,密钥
来源： https://blog.csdn.net/weixin_44109140/article/details/121957760

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