【正文】 static char si[8][64]={/* S1 */ 14,4,13,1,2,15,11,8,3,10,6,12,5,9,0,7,0,15,7,4,14,2,13,1,10,6,12,11,9,5,3,8,4,1,14,8,13,6,2,11,15,12,9,7,3,10,5,6,15,12,8,2,4,9,1,7,5,11,3,14,10,0,6,13,/* S2 */ 15,1,8,14,6,11,3,4,9,7,2,13,12,0,5,10,3,13,4,7,15,2,8,14,12,0,1,10,6,9,11,5,0,14,7,11,10,4,13,1,5,8,12,6,9,3,2,15,13,8,10,1,3,15,4,2,11,6,7,12,0,5,14,9,/* S3 */ 10,0,9,14,6,3,15,5,1,13,12,7,11,4,2,8,13,7,0,9,3,4,6,10,2,8,5,14,12,11,15,1,13,6,4,9,8,15,3,0,11,1,2,12,5,10,14,7,1,10,13,0,6,9,8,7,4,15,14,3,11,5,2,12,/* S4 */ 7,13,14,3,0,6,9,10,1,2,8,5,11,12,4,15,13,8,11,5,6,15,0,3,4,7,2,12,1,10,14,9,10,6,9,0,12,11,7,13,15,1,3,14,5,2,8,4,3,15,0,6,10,1,13,8,9,4,5,11,12,7,2,14,/* S5 */ 2,12,4,1,7,10,11,6,8,5,3,15,13,0,14,9,14,11,2,12,4,7,13,1,5,0,15,10,3,9,8,6,4,2,1,11,10,13,7,8,15,9,12,5,6,3,0,14,11,8,12,7,1,14,2,13,6,15,0,9,10,4,5,3,/* S6 */ 12,1,10,15,9,2,6,8,0,13,3,4,14,7,5,11,10,15,4,2,7,12,9,5,6,1,13,14,0,11,3,8,9,14,15,5,2,8,12,3,7,0,4,10,1,13,11,6,4,3,2,12,9,5,15,10,11,14,1,7,6,0,8,13,/* S7 */ 4,11,2,14,15,0,8,13,3,12,9,7,5,10,6,1,13,0,11,7,4,9,1,10,14,3,5,12,2,15,8,6,1,4,11,13,12,3,7,14,10,15,6,8,0,5,9,2,6,11,13,8,1,4,10,7。static char totrot[]={1,2,4,6,8,10,12,14, 15,17,19,21,23,25,27,28}。ifdef notdefstatic char ei[]={32,1,2,3,4,5, 4,5,6,7,8,9, 8,9,10,11,12,13, 12,13,14,15,16,17, 16,17,18,19,20,21, 20,21,22,23,24,25, 24,25,26,27,28,29, 28,29,30,31,32,1 }。endifstatic char ip[]={58,50,42,34,26,18,10,2, 60,52,44,36,28,20,12,4, 62,54,46,38,30,22,14,6, 64,56,48,40,32,24,16,8, 57,49,41,33,25,17,9,1, 59,51,43,35,27,19,11,3, 61,53,45,37,29,21,13,5, 63,55,47,39,31,23,15,7 }。通過以上改進, 減少了DES 算法設(shè)計上的難度, 同時提高了算法的執(zhí)行效率。由于a1a2a3a4a5a6= a1a6*16+ a2a3a4a5, 所以在具體軟件實現(xiàn)時, 可以將S 盒的二維表化為一維表來操作, 將在4 行, 16 列的一個二維表中查找對應(yīng)的值Si(a1a6, a2a3a4a5) 變成逐行接續(xù)的一維表,直接查找一維表中a1a2a3a4a5a6所對應(yīng)的值, 這樣可以大大提高程序運行速度。 也可以直接用算式代替IP 及IP 1 變換表, 由計算代替查表, 可以大大提高計算的速度。找到這個規(guī)律有助于程序?qū)崿F(xiàn)的改進并能夠提高計算速度。IP 1 換位表是將64 比特的字符串R16L16 的第1,2,3,4,5,6,7,8行變成2,4,6,8,1,3,5,7 列后再首尾翻轉(zhuǎn)180176。IP 變換表分析及實現(xiàn)方法的改進通過對表1 分析可以看出, 先輸入64 比特的一組明文M(64), 編號次序為0,1,2,3,… ,63,把M(64)的第2,4,6,8,1,3,5,7 列變成第1,2,3,4,5,6,7,8 行后再首尾翻轉(zhuǎn)180176。當i ≥3 時,由于實現(xiàn)復(fù)雜而不實用。當i 0時,xDESi :GF(2) 56i (2i + 1) GF(2) 128i →GF (2) 128i ,即為采用密鑰長度為56 i (2i + 1) 位、組長為128 i 位的分組密碼。xDESixDESi 方案利用DES 構(gòu)造了一族分組密碼,加大了數(shù)據(jù)分組和密鑰長度。snDESiKim 等人提出利用布爾函數(shù),構(gòu)造嚴格滿足雪崩準則SAC 的類似于DES 的S 盒,以此來提高分組密碼算法的抗差分和抗線性攻擊的能力。DES X這是由RSA 數(shù)據(jù)安全公司設(shè)計的一種DES 的變形用法,已用在MailSafe 電子函件的安全程序和BSAFE 的加密工具中。將DES 的2 個32 位子組擴充為q個32 位子組,在每圈中只有第q 個子組通過f 函數(shù)變換,并與其他各子組分別異或,而后按組循環(huán)右移交換位置。由于16 輪迭代的每一輪使用一個48 位二進制的密鑰，所以這種變形的DES 密鑰長度是768 位。對于輸入之間的任何6 位差分，32 對中至多有8 對顯示出的差分導(dǎo)致了相同的輸出差分。如果Sbox 的兩個輸入之間有一位的差異，則輸出中至少兩位不同。其設(shè)計準則是：沒有一個Sbox 的輸出位是輸入位的線性函數(shù)。S 盒可變的DES[1] 通過優(yōu)化S 盒的設(shè)計,使S 盒的次序隨密鑰而變化或使S 盒的內(nèi)容本身是可變的,就可以抵抗破譯時差分密碼分析,以達到進一步增強DES 算法加密強度的目的。如此對明文數(shù)據(jù)進行三次普通的DES 加解密操作,從而提高了加密強度。用K2 對步驟1的結(jié)果進行DES 解密。當然, 加密、解密的運算量也會是DES 的3 倍。它等價于把DES 的鑰匙長度增加到112位。對DES ,專家的共識是使用三重加密DES ,可使加密密鑰長度擴展到128 位(112 位有效) 或192 位(168 位有效) 。（三）、DES 加密的實現(xiàn)版本優(yōu)化基于DES 算法上的缺陷,各國信息安全專家都在研究,在基本不改變DES 算法加密強度條件下提出了幾十種增強DES安全性的方法,經(jīng)過研究比對，常用的有以下7種,具有可行性:多重DES[3] 為了增加密鑰的長度,可采用多重加密技術(shù)。更有人擔心DES算法中有“陷門”,知道秘密的人可以很容易地進行密文解密。（4）、除去S 盒,DES 里的所有計算全是線性的,而且S盒的設(shè)計對密碼算法的安全性至關(guān)重要。 表示M,C,K 的非, 密碼學上稱這種特性為互補對稱性。,C39。K 39。設(shè)C ＝ D E S （M ，K ），則C 39。弱密鑰和半弱密鑰的存在無疑是DES的一個不足。（2）、DES 存在一些弱密鑰和半弱密鑰。如果密鑰的長度再長一些，顯然會更加安全。DES k3 –1DES k11yx三重DES解密過程DES k2 DES k1DES k3xy三重DES加密過程設(shè)k1 ， k2 ，k3 是三個長度為56的密鑰，給定的明文為x,則密文y為：y= DES k3 (DES k2 –1 (DES k1 (x))) .給定的密文y,則明文x為:x=DES k11 (DES k2 (DES k3 –1 (y))).（二）、DES加密算法的安全性通過對DES 加、解密過程分析,從技術(shù)上講,DES 存在的缺陷主要集中在三個方面:(1)、密鑰較短作為分組密碼,DES 的加密單位僅有64 位二進制,這對于數(shù)據(jù)傳輸來說太小,因為每個區(qū)組僅含8 個字符,而且其中某些位還要用于奇偶校驗或其他通訊開銷。其次，三重DES 的底層加密算法和DES 相同，因此相當安全。但實踐證明雙重DES并不等價于使用一個56位密鑰的單重DES，但是密鑰計算量的大大增加，使得一種被稱為中途相遇攻擊（meetinthemiddle attack）的破譯方法對它構(gòu)成威脅。有人說雙重DES等價于使用一個56位密鑰的單重DES。更明確的講，CBC模式和CFB模式能夠用來產(chǎn)生信息鑒別碼（MAC）。在CBC模式和CFB模式中改變一個明文塊Mi那么密文塊Ci以及Ci之后的密文塊將會改變。在ECB模式和OFB模式中改變一個明文塊Mi 將引起相應(yīng)的密文塊Ci的改變而且其它密文塊不變。由于可以是逐比特進行加密，就不存在同步問題，因此密文反饋方式特別適合于異步。如果選擇J=16，則是按雙字節(jié)或字對明文進行加密；。（4）在密文反饋方式中，明文分組的大小J可以根據(jù)需要加以選擇。（2）這種工作方式具有顯著的錯誤擴散特性。i163。 zi。i163。CFB模式zi=DESk(yi1)。（4）對明文加密用的隨機比特序列，即密鑰序列只依賴初始話向量VI和密鑰K ，與被加密的信息無關(guān)?；蛘呤瞻l(fā)雙方失步，則解密后將面目全非。（2）密文在傳輸和存儲的過程中發(fā)生的任何錯誤，在解密后都只影響本分組解密后的明文，而不會影響其它分組，而且錯誤的位置不發(fā)生變化，因此他不存在錯誤擴散特性。i163。 zi。i163。 zi1)。只有在收、發(fā)雙方重新同步后，才能正確解密。如第i 個密文分組Ci上發(fā)生錯誤，那么錯誤將會引起解密后的第i個和第i+1明文分組上的誤碼，但是第i+2以及其后的各密文分組的解密將不受Ci錯誤的影響。（2）解密后的第一個明文分組與初始化向量VI有關(guān)，如果收、發(fā)雙方的初始化向量VI不一致，第一個明文分組將不正確。ynXnDESkyiXiDESky1IV=y0X1ynDESk1Xn1yiDESk1X2 yki163。 yi1)。（3）果密文分組的邊界發(fā)生了錯誤，就會引起收、發(fā)雙方失步，使分組紊亂，這時解密出來的明文分組都是錯誤的。n明文x輸入分組DES加密輸出分組密鑰K密文yECB加密電子密本工作方式的特點：（1）密鑰相同的情況下，輸入的明文分組相同，加密出來的密文分組也相同。 1163。L0 = R1 197。R0= L1 明文x=x1 x2… xi… x63 x64 L16密文y=y1 y2… yi… y63 y64R16 Ki+1 ff (Li+1 ,Ki+1) L15 = R16 197。R15 = L16f (L15 ,K15) R16 = L15 197。L16 = R15Ki ff (Ri1 ,Ki) R2 = L1 197。L2 = R1R0L0初始置換PI 明文x=x1 x2… xi… x63 x64 K1 ff (R0 ,K1) 擴展置換ES—盒（1）(0000) 0(0001)1(0010)2(0011)3(0100)4(0101)5(0110)6(0111)7(1000)8(1001)9(1010)10(1011)11(1100)12(1101)13(1110)14(1111)15（00）01441312151183106125907（01）10157414213110612119538（10）2411481621115129731050（11）31512824917511314100613S—盒（2）(0000) 0(0001)1(0010)2(0011)3(0100)4(0101)5(0110)6(0111)7(1000)8(1001)9(1010)10(1011)1