将一个明文分组作为整体加密并且通常得到的是与明文等长的密文分组（一般为 64 位或 128 位）
与流密码一样，分组密码也需要共享一个对称加密密钥。
每个明文元素或元素组被唯一地替换为相应的密文元素或元素组
替换内容，不替换顺序，类似于代换密码
明文元素的序列被替换位该序列的一个置换，但没有元素的添加、删除、替换，只改变顺序，类似于置换密码
置换不能改变单个字符或置换块上的统计特性
明文的每一比特的变化应该尽可能多地影响到输出密文序列的变化，以便隐蔽明文的统计特性（雪崩效应）
尽可能使明文和密文之间的统计关系变得复杂，使得铭文的统计特征消散在密文里
常用的方法是让每一位密文尽可能多地被明文影响
在加解密变换过程中，明文、密钥以及密文之间的关系尽可能地复杂化，以防密码破译者采用解析法进行破译攻击，从而减少推测密钥的可能性
混乱应该是可逆的，分组密码算法应有复杂的非线性因素
使用简单的代替算法几乎无法增加混淆
依次使用两个或两个以上的基本密码，所得结果的密码强度将强于所有单个密码的强度。
通过混合使用扩散和混乱两种基本密码操作的组合变换，产生比各自单独使用更强大的密码系统。
使用多重 S 变换和 P 变换组合成的变换网络，是乘积密码的一种。基本操作是 S 变换（代换，S 盒）和 P 变换（置换，P 盒）
S 盒负责实现混乱、P 盒负责实现扩散
SPN 具有雪崩效应，输入的微小变化会导致输出的巨大变化
长度为 nn 位的分组密码，共有 2n2^n 种不同的明文分组，不同变换的个数为 2n!2^n! 个，且由于加密是可逆的，因此明文分组和密文分组一一对应，称为可逆变换或非奇异变换
对于可以生成最大数量的加密映射映射明文分组的密码，称为理想分组密码
当 nn 很小的时候，可以很容易通过统计的方法进行批结，但这个脆弱性与替代密码无关，是因为分组密码规模太小
明文共 2w2w 位，被平均分为 LL 和 RR 两部分
从密钥 KK 可以计算出子密钥 K×iK \times i ，子密钥与密钥之间互不相同
每轮操作都使用子密钥进行替代和置换操作，并重复多次得到最终密码
| 加密 | 解密 |
|---|---|
| {Li+1=RiRi+1=Li⊕F(Ri,Ki)\left\{ \begin{aligned} &L_{i+1}=R_i \\ &R_{i+1}=L_i \oplus F(R_i,K_i) \end{aligned} \right. | {Ri=Li+1Li=Ri+1⊕F(Li+1,Ki)\left\{ \begin{aligned} &R_i=L_{i+1} \\ &L_i=R_{i+1} \oplus F(L_{i+1},K_i) \end{aligned} \right. |
费斯妥密码的结构可见下图，这里有一个很重要的的特点可以发现：无论F函数如何，费斯妥密码都是可逆的！
由 {Li+1=RiRi+1=Li⊕F(Ri,Ki)\left\{ \begin{aligned} &L_{i+1}=R_i \\ &R_{i+1}=L_i \oplus F(R_i,K_i) \end{aligned} \right. 联立可得 Ri+1=Li⊕F(Li+1,Ki)R_{i+1}=L_i \oplus F(L_{i+1},K_i) ，移项可得 Li=Ri+1⊕F(Li+1,Ki)L_i = R_{i+1} \oplus F(L_{i+1},K_i)，也即无论 FF 函数如何，费斯妥密码都可逆（可以稍微改动加密程序实现解密程序）
F ⊕ k0 F ⊕ k1 F ⊕ k2 F ⊕ k14 F ⊕ k15 LE1 RE1 LE2 RE2 LE3 RE3 LE15 RE15 LE16 RE16 LE14 RE14 LE17 RE17 ..... LE0 RE0采用 6464 位分组长度和 5656 位密钥长度
将 6464 位输入经过一系列变换称为 6464 位的输出，解密和加密使用相同的密钥（属于对称加密）
DES 本身使用的是Feistel密码结构
改变子密钥使用顺序，以及 IP 置换与逆置换
更详细的 DES 实现细节可见DES 算法实现
TODO: 待补全
选择明文攻击下，有 c1=Ek(m),c2=Ek(m)c_1=E_k (m),c_2=E_k (m) 由互补性有 cˉ2=Ekˉ(m)\bar{c}_2=E_{\bar{k}}(m)
在穷举搜索密钥时，如果输出密文是 c1c_1 ，则加密密钥就是所用的密钥；若输出密钥是 cˉ2\bar{c}_2， 则可知加密密钥是当前密钥的补。这样一次加密尝试，可以得知两个密钥是否是真正的密钥
互补性会使DES在选择明文攻击下所需工作量减半
由于 DES 本身不构成一个群，因此可以使用多重 DES 的方式来增加密码强度
使用密钥 k1k_1 加密明文得到密文 c1c_1，再次使用密钥 k2k_2 对 c1c_1 进行加密可得到密文 c2c_2，这种将明文通过两次加密得到密文 c2c_2 的过程称为双重 DES
一般而言，k1k_1 和 k2k_2 的密钥空间都为 2562^{56}，那么总的双重 DES 密钥空间应该为 21122^{112} ，但是实际上并非如此！
对于 c=DESk2(DESk1(p)),p=DESk1−1(DESk2−1(c))c=DES_{k_2}(DES_{k_1}(p)),p=DES_{k_1}^{−1}(DES_{k_2}^{−1} (c))，有DESk1(p)=DESk2−1(c)DES_{k_1}(p)=DES_{k_2}^{−1}(c)
只需要枚举所有的 k1k_1 加密 pp 并存储结果，并枚举所有的 k2k_2 解密 cc 并存储结果，对比两者结果的相同值，那么对应的 k1k_1 和 k2k_2 就是实际的密钥。
二重DES并未将密钥长度提高到 256×256=21122^{56}×2^{56}=2^{112} 比特，而只有256+256=2572^{56}+2^{56}=2^{57} 比特
由于双重 DES 对安全性的提高并不显著，因此有了三重 DES
三重 DES 并非直接进行三次 DES 加密，而是使用两个或三个密钥进行加密、解密、加密过程（这里主要是为了实际使用时可以充分理由设备）
明文和密钥的微笑改变会对密文产生巨大的影响
设计时应该遵循严格雪崩效应准则(SAC)：对于所有的 ii 和 jj，它要求若 SS 盒的输入的任意一位 ii 发生变化，输出的任意一位 jj 发生变化的可能性为 12\frac{1}{2}
| 攻击方式 | 效果 |
|---|---|
| 针对算法攻击 | S 盒目前没有致命弱点 |
| 计时攻击 | DES 目前能很好抵抗计时攻击 |
流密码中每个加密数据流的一位或一个字节
Vigenere 密码和 Vernam 属于古典流密码的经典例子
位流发生器是一个由密钥控制的算法，必需产生在密码学意义上是强壮的位流，两个用户只需共享生成密钥就可以各自产生密钥流
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