【正文】 。而線性反饋移位寄存器能夠產(chǎn)生種內(nèi)部狀態(tài)是需要某種抽頭序列[15]。假設(shè)線性反饋移位寄存器的長度是32，抽頭位置是在7處(抽頭從移位寄存器的左邊開始計(jì)數(shù)，即抽頭的階數(shù)越低，越靠近移位寄存器的左邊)。 (22)多項(xiàng)式(28)是本原多項(xiàng)式模2，在重復(fù)之前，可以循環(huán)產(chǎn)生輸出序列。R1的抽頭序列是1116和13，R2的抽頭序列是21和20，R3的抽頭序列是2220 和7。且線性反饋移位寄存器的多項(xiàng)式均為本原多項(xiàng)式，故由R1，R2，R3產(chǎn)生的序列有最長周期。有3個(gè)鐘控輸入(分別為每個(gè)線性反饋移位寄存器的中間位，即R1[8]，R2[10]，R3[10])和3個(gè)鐘控輸出(分別控制每個(gè)線性反饋移位寄存器的停/走)。例如３個(gè)比特為(0, 0, 0)，則。表21 擇多邏輯真值表R1[8]R2[10]R3[10]majL1L2L300001111000011010010100101100111011101110111011101111111a. maj是指majority(R1[8], R2[10], R3[10])的結(jié)果值。R1移位當(dāng)且僅當(dāng)公式24成立時(shí)，R2移位當(dāng)且僅當(dāng)公式25成立時(shí)，R3移位當(dāng)且僅當(dāng)公式26成立時(shí)。移位后R1，R2，R3的異或即得最終密鑰流。圖27 帶鐘控規(guī)則的LFSR操作圖第3章 A5/1加密算法實(shí)現(xiàn)的詳細(xì)設(shè)計(jì) 算法函數(shù)intparity( int p )；32位模2運(yùn)算intmajority()；擇多原則函數(shù)intclockOne( int r, int taps, int mask )；單個(gè)LFSR的移位操作voidclockAll()；所有LFSR的移位操作voidclockControl()；帶鐘控的LFSR的操作狀態(tài)voidsetKey()；密鑰流的初始化intgetOut()；輸出位的獲取voidgetKey()；獲取密鑰流voidrun()；密鑰流的產(chǎn)生byte[]encryption( byte pt[] )；加解密函數(shù)voidprintHexText( byte pt[], byte ct[] )；輸出明文、密文函數(shù) 算法的詳細(xì)設(shè)計(jì) 模2運(yùn)算 關(guān)于32位數(shù)據(jù)二進(jìn)制位中1的個(gè)數(shù)是奇數(shù)還是偶數(shù)，如果是奇數(shù)，則返回1，如果是偶數(shù)，返回0。因此是32位相異或的結(jié)果。 p ^= p 8。 p ^= p 2。 p amp。 return p。假設(shè)32位二進(jìn)制數(shù)p為0101111110100110 1110101100101101。以R1為例，取得R1[8]的值（0或1），通過公式31取得。如圖32獲取鐘控位置值，以二進(jìn)制圖的方式進(jìn)行詳細(xì)的運(yùn)算。 由表21 擇多邏輯真值表可知，當(dāng)R1[8]、R2[10]和R3[10]的和大于等于2時(shí)，擇多結(jié)果值為1，否則為0?？捎脠D33擇多原則程序流程圖表示。int majority() { int sum = ( ( R1 amp。 R2MID ) 10 ) + ( ( R3 amp。//R1[8]+R2[10]+R3[10]求和 if( sum = 2 )//如果和大于2 { return 1。 } LFSR的移位操作 首先以R1的二進(jìn)制的形式詳細(xì)描述具體的移位操作過程，如圖34 R1寄存器的移位操作。最后，當(dāng)寄存器左移一位，最低位通過抽頭異或值來更新。其中r是移位寄存器，taps是抽頭序列，mask是掩碼位。taps。mask。//更新最低位的值 return r。程序流程圖如35所示。下面則是帶鐘控的LFSR操作的詳細(xì)設(shè)計(jì)。//取得鐘控值 if( temp == ( ( R1 amp。//R1進(jìn)行移位操作 } if( temp == ( ( R2 amp。 //R2進(jìn)行移位操作 } if( temp == ( ( R3 amp。 //R3進(jìn)行移位操作 } } 密鑰流的初始化密鑰流的初始化分為三部分，第一部分是64輪的會(huì)話密鑰與寄存器的操作，第二部分是22輪幀序列與寄存器的操作，第三部分為帶鐘控的寄存器的操作。圖36密鑰流初始化流程圖第一部分中，首先是64個(gè)周期的寄存器和秘鑰之間的運(yùn)算。密鑰存儲(chǔ)在byte數(shù)組中，如圖37所示。byte型變量占一個(gè)字節(jié)，8位。通過key[i/8]取余的方式獲得分秘鑰（i代表第i周期）。圖37中第一行數(shù)字表示要想獲得相應(yīng)位的值所需要向右移動(dòng)的移數(shù)，即移位數(shù)字。我們通過周期數(shù)字對(duì)8取余來得到移位數(shù)字。圖中以8和9來舉例說明。 第二部分中，在22周期中，每次取一位幀號(hào)。需要第幾位幀號(hào)即向右移動(dòng)幾位并和1進(jìn)行與運(yùn)算即可。第三部分中，只含有帶鐘控的移位寄存器的操作。void setKey() { int i = 0。//位秘鑰 int frameBit = 0。 i 64。7) ) amp。//獲取位秘鑰 clockAll()。 R2 ^= keyBit。 } for( i = 0。 i ++ )//寄存器與幀號(hào)的22次周期循環(huán) { frameBit = ( frame i ) amp。//獲取位幀號(hào) clockAll()。 R2 ^= frameBit。 } for( i = 0。 i ++ )//寄存器的100次周期循環(huán) { clockControl()。通過與運(yùn)算和parity(int p)方法獲取最高位的值，再進(jìn)行異或。圖38輸出位的獲取詳細(xì)設(shè)計(jì)如下。R1OUT ) ^ parity( R2amp。R3OUT )。 } 獲取密鑰流密鑰流共228位，分為兩部分存儲(chǔ)到byte數(shù)組中。輸出位從最高位存到最低位。移動(dòng)的位數(shù)由周期得到。void getKey() { int i = 0。 i 114。 keyStreamA[i/8] |= (byte)( getOut()( 7 ( iamp。//字節(jié)從最高位存 } for( i = 0。 i ++ ) { clockControl()。7 ) ) )。圖39加解密流程圖詳細(xì)設(shè)計(jì)如下。 int len = 。//密文 for( i=0。 i ++ ) { cipherText[i] = (byte)( pt[i]^keyStreamA[i] )。 } 輸出16進(jìn)制形式的明密文為了能夠清晰的了解到加解密前后的明密文，使用16進(jìn)制的形式輸出明密文。 for( int i=0。 i ++ ) { ( ( pt[i] amp。 } byte ct[] = encryption( pt )。 for( int i=0。 i ++ ) { ( ( ct[i] amp。 } ( \n )。為了獲得有效地測試結(jié)果，通過控制變量的方法，對(duì)其進(jìn)行測試產(chǎn)生工作秘鑰的唯一性和算法的有效性[21]。解密的驗(yàn)證，只需將加密后的密文再進(jìn)行解密，解密后的明文與原始的明文對(duì)比是否相同。 表41 測試數(shù)據(jù)會(huì)話秘鑰幀序列號(hào)明文密文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第5章 加密文件 計(jì)數(shù)器(CTR)模式 計(jì)數(shù)器模式[22]是分組密碼的工作模式中的一種，首先，將明文分組，每組明文長度相等，然后對(duì)每一組進(jìn)行獨(dú)立的加密。解密時(shí)需要相應(yīng)的秘鑰和計(jì)數(shù)器對(duì)密文解密，解密如圖52所示。當(dāng)給出明密文時(shí)，只需進(jìn)行異或操作。由于計(jì)數(shù)器的關(guān)系，對(duì)于相同的明文能夠加密成不同的密文，因此隱藏了明文的模式信息，這樣對(duì)與通過語言的頻率特征進(jìn)行攻擊變得不可行。以byte數(shù)組形式得到。如圖53所示。import 。import 。public class A5_File{ public static void main( String args[] ) { int b = 0。//保存分組明/密文 String key = new String( keywords )。//幀序列號(hào) A5_1 a = new A5_1( key, frame )。 try { File file = new File( )。//加密后保存的文件 FileInputStream fi = new FileInputStream( file )。//文件輸出流 ()。 ( text, 0, b )。//關(guān)閉此文件輸入流并釋放與此流有關(guān)的所有系統(tǒng)資源 } catch( NullPointerException npe ) { ( 文件名為空 )。 } catch( SecurityException se ) { ( 拒絕對(duì)文件進(jìn)行讀取訪問 )。 } }}第6章 A5/1加密算法界面化 界面的功能介紹 界面含有兩個(gè)功能，一個(gè)是對(duì)字符串的加解密，另一個(gè)是對(duì)文件的加解密。 在界面輸入方面，要對(duì)其進(jìn)行檢查。如果其中的文件不存在，也給出相應(yīng)的提示；在加/解密后的內(nèi)容的存儲(chǔ)發(fā)生錯(cuò)誤，也給出提示。圖62加解密文件流程圖表示了通過界面模式進(jìn)行文件加密的系統(tǒng)流程圖。 通過此次畢業(yè)設(shè)計(jì)，鍛煉了自己的實(shí)踐動(dòng)手能力，從信息安全理論知識(shí)，深入到詳細(xì)的A5/1加密算法的實(shí)現(xiàn)，讓我對(duì)A5/1加密算法有了更深刻的認(rèn)識(shí)。還有對(duì)A5/1加密算法的改進(jìn)、抗攻擊等問題沒有了解，因此對(duì)A5/1加密算法以及其他信息安全知識(shí)的了解還遠(yuǎn)遠(yuǎn)不夠。參 考 文 獻(xiàn)[1] 王昭. 密碼學(xué)教學(xué)與創(chuàng)新教育[J]. 計(jì)算機(jī)教育，2011, 1(6): 4145.[2] 李新生. 信息安全與國家安全[J]. 網(wǎng)絡(luò)安全技術(shù)與應(yīng)用，2002, 1(6): 3134.[3] ，. Pautet. GSM數(shù)字移動(dòng)通信系統(tǒng)[M]. 北京：電子工業(yè)出版社，1996.[4] 趙婷. 基于身份的可認(rèn)證密鑰協(xié)商協(xié)議研究[DB]. [20080324] . [5] 王琪華. GSM的網(wǎng)絡(luò)與GPRS網(wǎng)絡(luò)安全分析[J]. 計(jì)算機(jī)工程與設(shè)計(jì)，2005，26(2): 429450.[6] 陳偉， 胡云， 楊義先. 抗相關(guān)攻擊的A5/1加密算法識(shí)別[J]. 電子與信息學(xué)報(bào)，2006, 11(1): 5660.[7] Man Young Rhee. Mobile Communication Systems and Secur