AES簡介
高級加密標準(AES,Advanced Encryption Standard)爲最常見的對稱加密算法(微信小程序加密傳輸就是用這個加密算法的)。對稱加密算法也就是加密和解密用相同的密鑰，具體的加密流程如下圖：
下面簡單介紹下各個部分的作用與意義：
明文P：沒有經過加密的數據。
密鑰K：用來加密明文的密碼，在對稱加密算法中，加密與解密的密鑰是相同的。密鑰爲接收方與發送方協商產生，但不可以 直接在網絡上傳輸，否則會導致密鑰泄漏，通常是通過非對稱加密算法加密密鑰，然後再通過網絡傳輸給對方，或者直接面對面商量密鑰。密鑰是絕對不可以泄漏的，否則會被攻擊者還原密文，竊取機密數據。
AES加密函數：設AES加密函數爲E，則 C = E(K, P),其中P爲明文，K爲密鑰，C爲密文。也就是說，把明文P和密鑰K作爲加密函數的參數輸入，則加密函數E會輸出密文C。
密文C：經加密函數處理後的數據
AES解密函數：設AES解密函數爲D，則 P = D(K, C),其中C爲密文，K爲密鑰，P爲明文。也就是說，把密文C和密鑰K作爲解密函數的參數輸入，則解密函數會輸出明文P。
在這裏簡單介紹下對稱加密算法與非對稱加密算法的區別
對稱加密算法：加密和解密用到的密鑰是相同的，這種加密方式加密速度非常快，適合經常發送數據的場合。缺點是密鑰的傳輸
比較麻煩。
非對稱加密算法：加密和解密用的密鑰是不同的，這種加密方式是用數學上的難解問題構造的，通常加密解密的速度比較慢，適合偶爾發送數據的場合。優點是密鑰傳輸方便。常見的非對稱加密算法爲RSA、ECC和EIGamal
實際中，一般是通過RSA加密AES的密鑰，傳輸到接收方，接收方解密得到AES密鑰，然後發送方和接收方用AES密鑰來通信。
AES的基本結構
AES爲分組密碼，分組密碼也就是把明文分成一組一組的，每組長度相等，每次加密一組數據，直到加密完整個明文。在AES標準規範中，分組長度只能是128位，也就是說，每個分組爲16個字節（每個字節8位）。密鑰的長度可以使用128位、192位或256位。密鑰的長度不同，推薦加密輪數也不同，如下表所示：
| AES | 密鑰長度（32位比特字) | 分組長度(32位比特字) | 加密輪數 |
|---|---|---|---|
| AES-128 | 4 | 4 | 10 |
| AES-192 | 6 | 4 | 12 |
| AES-256 | 8 | 4 |
14 |
輪數在下面介紹，這裏實現的是AES-128，也就是密鑰的長度爲128位，加密輪數爲10輪。
上面說到，AES的加密公式爲C = E(K,P)，在加密函數E中，會執行一個輪函數，並且執行10次這個輪函數，這個輪函數的前9次執行的操作是一樣的，只有第10次有所不同。也就是說，一個明文分組會被加密10輪。AES的核心就是實現一輪中的所有操作。
AES的處理單位是字節，128位的輸入明文分組P和輸入密鑰K都被分成16個字節，分別記爲P = P0 P1 … P15 和 K = K0 K1 … K15。如，明文分組爲P = abcdefghijklmnop,其中的字符a對應P0，p對應P15。一般地，明文分組用字節爲單位的正方形矩陣描述，稱爲狀態矩陣。在算法的每一輪中，狀態矩陣的內容不斷髮生變化，最後的結果作爲密文輸出。該矩陣中字節的排列順序爲從上到下、從左至右依次排列，如下圖所示：
現在假設明文分組P爲”abcdefghijklmnop”，則對應上面生成的狀態矩陣圖如下：
上圖中，0x61爲字符a的十六進制表示。可以看到，明文經過AES加密後，已經面目全非。
類似地，128位密鑰也是用字節爲單位的矩陣表示，矩陣的每一列被稱爲1個32位比特字。通過密鑰編排函數該密鑰矩陣被擴展成一個44個字組成的序列W[0],W[1], … ,W[43],該序列的前4個元素W[0],W[1],W[2],W[3]是原始密鑰，用於加密運算中的初始密鑰加（下面介紹）;後面40個字分爲10組，每組4個字（128比特）分別用於10輪加密運算中的輪密鑰加，如下圖所示：
上圖中，設K = “abcdefghijklmnop”，則K0 = a, K15 = p, W[0] = K0 K1 K2 K3 = “abcd”。
AES的整體結構如下圖所示，其中的W[0,3]是指W[0]、W[1]、W[2]和W[3]串聯組成的128位密鑰。加密的第1輪到第9輪的輪函數一樣，包括4個操作：字節代換、行位移、列混合和輪密鑰加。最後一輪迭代不執行列混合。另外，在第一輪迭代之前，先將明文和原始密鑰進行一次異或加密操作
上圖也展示了AES解密過程，解密過程仍爲10輪，每一輪的操作是加密操作的逆操作。由於AES的4個輪操作都是可逆的，因此，解密操作的一輪就是順序執行逆行移位、逆字節代換、輪密鑰加和逆列混合。同加密操作類似，最後一輪不執行逆列混合，在第1輪解密之前，要執行1次密鑰加操作。
下面分別介紹AES中一輪的4個操作階段，這4分操作階段使輸入位得到充分的混淆。
一、字節代換
1.字節代換操作
AES的字節代換其實就是一個簡單的查表操作。AES定義了一個S盒和一個逆S盒。
AES的S盒：
| /列 | 0 | 1 | 2 | 3 | 4 | 5 | 6 | 7 | 8 | 9 | A | B | C | D | E | F |
|---|---|---|---|---|---|---|---|---|---|---|---|---|---|---|---|---|
| 0 | 0x63 | 0x7c | 0x77 | 0x7b | 0xf2 | 0x6b | 0x6f | 0xc5 | 0x30 | 0x01 | 0x67 | 0x2b | 0xfe | 0xd7 | 0xab | 0x76 |
| 1 | 0xca | 0x82 | 0xc9 | 0x7d | 0xfa | 0x59 | 0x47 | 0xf0 | 0xad | 0xd4 | 0xa2 | 0xaf | 0x9c | 0xa4 | 0x72 | 0xc0 |
| 2 | 0xb7 | 0xfd | 0x93 | 0x26 | 0x36 | 0x3f | 0xf7 | 0xcc | 0x34 | 0xa5 | 0xe5 | 0xf1 | 0x71 | 0xd8 | 0x31 | 0x15 |
| 3 | 0x04 | 0xc7 | 0x23 | 0xc3 | 0x18 | 0x96 | 0x05 | 0x9a | 0x07 | 0x12 | 0x80 | 0xe2 | 0xeb | 0x27 | 0xb2 | 0x75 |
| 4 | 0x09 | 0x83 | 0x2c | 0x1a | 0x1b | 0x6e | 0x5a | 0xa0 | 0x52 | 0x3b | 0xd6 | 0xb3 | 0x29 | 0xe3 | 0x2f | 0x84 |
| 5 | 0x53 | 0xd1 | 0x00 | 0xed | 0x20 | 0xfc | 0xb1 | 0x5b | 0x6a | 0xcb | 0xbe | 0x39 | 0x4a | 0x4c | 0x58 | 0xcf |
| 6 | 0xd0 | 0xef | 0xaa | 0xfb | 0x43 | 0x4d | 0x33 | 0x85 | 0x45 | 0xf9 | 0x02 | 0x7f | 0x50 | 0x3c | 0x9f | 0xa8 |
| 7 | 0x51 | 0xa3 | 0x40 | 0x8f | 0x92 | 0x9d | 0x38 | 0xf5 | 0xbc | 0xb6 | 0xda | 0x21 | 0x10 | 0xff | 0xf3 | 0xd2 |
| 8 | 0xcd | 0x0c | 0x13 | 0xec | 0x5f | 0x97 | 0x44 | 0x17 | 0xc4 | 0xa7 | 0x7e | 0x3d | 0x64 | 0x5d | 0x19 | 0x73 |
| 9 | 0x60 | 0x81 | 0x4f | 0xdc | 0x22 | 0x2a | 0x90 | 0x88 | 0x46 | 0xee | 0xb8 | 0x14 | 0xde | 0x5e | 0x0b | 0xdb |
| A | 0xe0 | 0x32 | 0x3a | 0x0a | 0x49 | 0x06 | 0x24 | 0x5c | 0xc2 | 0xd3 | 0xac | 0x62 | 0x91 | 0x95 | 0xe4 | 0x79 |
| B | 0xe7 | 0xc8 | 0x37 | 0x6d | 0x8d | 0xd5 | 0x4e | 0xa9 | 0x6c | 0x56 | 0xf4 | 0xea | 0x65 | 0x7a | 0xae | 0x08 |
| C | 0xba | 0x78 | 0x25 | 0x2e | 0x1c | 0xa6 | 0xb4 | 0xc6 | 0xe8 | 0xdd | 0x74 | 0x1f | 0x4b | 0xbd | 0x8b | 0x8a |
| D | 0x70 | 0x3e | 0xb5 | 0x66 | 0x48 | 0x03 | 0xf6 | 0x0e | 0x61 | 0x35 | 0x57 | 0xb9 | 0x86 | 0xc1 | 0x1d | 0x9e |
| E | 0xe1 | 0xf8 | 0x98 | 0x11 | 0x69 | 0xd9 | 0x8e | 0x94 | 0x9b | 0x1e | 0x87 | 0xe9 | 0xce | 0x55 | 0x28 | 0xdf |
| F | 0x8c | 0xa1 | 0x89 | 0x0d | 0xbf | 0xe6 | 0x42 | 0x68 | 0x41 | 0x99 | 0x2d | 0x0f | 0xb0 | 0x54 | 0xbb | 0x16 |
狀態矩陣中的元素按照下面的方式映射爲一個新的字節：把該字節的高4位作爲行值，低4位作爲列值，取出S盒或者逆S盒中對應的行的元素作爲輸出。例如，加密時，輸出的字節S1爲0x12,則查S盒的第0x01行和0x02列，得到值0xc9,然後替換S1原有的0x12爲0xc9。狀態矩陣經字節代換後的圖如下：
(第二個字符0xAB查表後應該是轉換成0x62的，感謝細心的朋友指出，有空再重新畫圖更正了)
2.字節代換逆操作
逆字節代換也就是查逆S盒來變換，逆S盒如下：
| 行/列 | 0 | 1 | 2 | 3 | 4 | 5 | 6 | 7 | 8 | 9 | A | B | C | D | E | F |
|---|---|---|---|---|---|---|---|---|---|---|---|---|---|---|---|---|
| 0 | 0x52 | 0x09 | 0x6a | 0xd5 | 0x30 | 0x36 | 0xa5 | 0x38 | 0xbf | 0x40 | 0xa3 | 0x9e | 0x81 | 0xf3 | 0xd7 | 0xfb |
| 1 | 0x7c | 0xe3 | 0x39 | 0x82 | 0x9b | 0x2f | 0xff | 0x87 | 0x34 | 0x8e | 0x43 | 0x44 | 0xc4 | 0xde | 0xe9 | 0xcb |
| 2 | 0x54 | 0x7b | 0x94 | 0x32 | 0xa6 | 0xc2 | 0x23 | 0x3d | 0xee | 0x4c | 0x95 | 0x0b | 0x42 | 0xfa | 0xc3 | 0x4e |
| 3 | 0x08 | 0x2e | 0xa1 | 0x66 | 0x28 | 0xd9 | 0x24 | 0xb2 | 0x76 | 0x5b | 0xa2 | 0x49 | 0x6d | 0x8b | 0xd1 | 0x25 |
| 4 | 0x72 | 0xf8 | 0xf6 | 0x64 | 0x86 | 0x68 | 0x98 | 0x16 | 0xd4 | 0xa4 | 0x5c | 0xcc | 0x5d | 0x65 | 0xb6 | 0x92 |
| 5 | 0x6c | 0x70 | 0x48 | 0x50 | 0xfd | 0xed | 0xb9 | 0xda | 0x5e | 0x15 | 0x46 | 0x57 | 0xa7 | 0x8d | 0x9d | 0x84 |
| 6 | 0x90 | 0xd8 | 0xab | 0x00 | 0x8c | 0xbc | 0xd3 | 0x0a | 0xf7 | 0xe4 | 0x58 | 0x05 | 0xb8 | 0xb3 | 0x45 | 0x06 |
| 7 | 0xd0 | 0x2c | 0x1e | 0x8f | 0xca | 0x3f | 0x0f | 0x02 | 0xc1 | 0xaf | 0xbd | 0x03 | 0x01 | 0x13 | 0x8a | 0x6b |
| 8 | 0x3a | 0x91 | 0x11 | 0x41 | 0x4f | 0x67 | 0xdc | 0xea | 0x97 | 0xf2 | 0xcf | 0xce | 0xf0 | 0xb4 | 0xe6 | 0x73 |
| 9 | 0x96 | 0xac | 0x74 | 0x22 | 0xe7 | 0xad | 0x35 | 0x85 | 0xe2 | 0xf9 | 0x37 | 0xe8 | 0x1c | 0x75 | 0xdf | 0x6e |
| A | 0x47 | 0xf1 | 0x1a | 0x71 | 0x1d | 0x29 | 0xc5 | 0x89 | 0x6f | 0xb7 | 0x62 | 0x0e | 0xaa | 0x18 | 0xbe | 0x1b |
| B | 0xfc | 0x56 | 0x3e | 0x4b | 0xc6 | 0xd2 | 0x79 | 0x20 | 0x9a | 0xdb | 0xc0 | 0xfe | 0x78 | 0xcd | 0x5a | 0xf4 |
| C | 0x1f | 0xdd | 0xa8 | 0x33 | 0x88 | 0x07 | 0xc7 | 0x31 | 0xb1 | 0x12 | 0x10 | 0x59 | 0x27 | 0x80 | 0xec | 0x5f |
| D | 0x60 | 0x51 | 0x7f | 0xa9 | 0x19 | 0xb5 | 0x4a | 0x0d | 0x2d | 0xe5 | 0x7a | 0x9f | 0x93 | 0xc9 | 0x9c | 0xef |
| E | 0xa0 | 0xe0 | 0x3b | 0x4d | 0xae | 0x2a | 0xf5 | 0xb0 | 0xc8 | 0xeb | 0xbb | 0x3c | 0x83 | 0x53 | 0x99 | 0x61 |
| F | 0x17 | 0x2b | 0x04 | 0x7e | 0xba | 0x77 | 0xd6 | 0x26 | 0xe1 | 0x69 | 0x14 | 0x63 | 0x55 | 0x21 | 0x0c | 0x7d |
二、行移位
1.行移位操作
行移位是一個簡單的左循環移位操作。當密鑰長度爲128比特時，狀態矩陣的第0行左移0字節，第1行左移1字節，第2行左移2字節，第3行左移3字節，如下圖所示：
2.行移位的逆變換
行移位的逆變換是將狀態矩陣中的每一行執行相反的移位操作，例如AES-128中，狀態矩陣的第0行右移0字節，第1行右移1字節，第2行右移2字節，第3行右移3字節。
三、列混合
1.列混合操作
列混合變換是通過矩陣相乘來實現的，經行移位後的狀態矩陣與固定的矩陣相乘，得到混淆後的狀態矩陣，如下圖的公式所示：
狀態矩陣中的第j列(0 ≤j≤3)的列混合可以表示爲下圖所示：
其中，矩陣元素的乘法和加法都是定義在基於GF(2^8)上的二元運算,並不是通常意義上的乘法和加法。這裏涉及到一些信息安全上的數學知識，不過不懂這些知識也行。其實這種二元運算的加法等價於兩個字節的異或，乘法則複雜一點。對於一個8位的二進制數來說，使用域上的乘法乘以(00000010)等價於左移1位(低位補0)後，再根據情況同(00011011)進行異或運算，設S1 = (a7 a6 a5 a4 a3 a2 a1 a0)，剛0x02 * S1如下圖所示：
也就是說，如果a7爲1，則進行異或運算，否則不進行。
類似地，乘以(00000100)可以拆分成兩次乘以(00000010)的運算： 
乘以(0000 0011)可以拆分成先分別乘以(0000 0001)和(0000 0010)，再將兩個乘積異或：
| C9 | E5 | FD | 2B |
| 7A | F2 | 78 | 6E |
| 63 | 9C | 26 | 67 |
| B0 | A7 | 82 | E5 |
下面，進行列混合運算：
以第一列的運算爲例： 
其它列的計算就不列舉了，列混合後生成的新狀態矩陣如下：
| D4 | E7 | CD | 66 |
| 28 | 02 | E5 | BB |
| BE | C6 | D6 | BF |
| 22 | 0F | DF | A5 |
2.列混合逆運算
因此，我們只需要實現乘以2的函數，其他數值的乘法都可以通過組合來實現。
下面舉個具體的例子,輸入的狀態矩陣如下：
逆向列混合變換可由下圖的矩陣乘法定義：
可以驗證，逆變換矩陣同正變換矩陣的乘積恰好爲單位矩陣。
四、輪密鑰加
輪密鑰加是將128位輪密鑰Ki同狀態矩陣中的數據進行逐位異或操作，如下圖所示。其中，密鑰Ki中每個字W[4i],W[4i+1],W[4i+2],W[4i+3]爲32位比特字，包含4個字節，他們的生成算法下面在下面介紹。輪密鑰加過程可以看成是字逐位異或的結果，也可以看成字節級別或者位級別的操作。也就是說，可以看成S0 S1 S2 S3 組成的32位字與W[4i]的異或運算
輪密鑰加的逆運算同正向的輪密鑰加運算完全一致，這是因爲異或的逆操作是其自身。輪密鑰加非常簡單，但卻能夠影響S數組中的每一位
密鑰擴展
AES首先將初始密鑰輸入到一個4*4的狀態矩陣中，如下圖所示
這個4*4矩陣的每一列的4個字節組成一個字，矩陣4列的4個字依次命名爲W[0]、W[1]、W[2]和W[3]，它們構成一個以字爲單位的數組W。例如，設密鑰
K爲”abcdefghijklmnop”,則K0 = ‘a’,K1 = ‘b’, K2 = ‘c’,K3 = ‘d’,W[0] = “abcd”。
接着，對W數組擴充40個新列，構成總共44列的擴展密鑰數組。新列以如下的遞歸方式產生：
1.如果i不是4的倍數，那麼第i列由如下等式確定：
W[i]=W[i-4]⨁W[i-1]
2.如果i是4的倍數，那麼第i列由如下等式確定：
W[i]=W[i-4]⨁T(W[i-1])
其中，T是一個有點複雜的函數。
函數T由3部分組成：字循環、字節代換和輪常量異或，這3部分的作用分別如下。
a.字循環：將1個字中的4個字節循環左移1個字節。即將輸入字[b0, b1, b2, b3]變換成[b1,b2,b3,b0]。
b.字節代換：對字循環的結果使用S盒進行字節代換。
c.輪常量異或：將前兩步的結果同輪常量Rcon[j]進行異或，其中j表示輪數。
輪常量Rcon[j]是一個字，其值見下表。
| j | 1 | 2 | 3 | 4 | 5 |
|---|---|---|---|---|---|
| Rcon[j] | 01 00 00 00 | 02 00 00 00 | 04 00 00 00 | 08 00 00 00 | 10 00 00 00 |
| j | 6 | 7 | 8 | 9 | 10 |
| Rcon[j] | 20 00 00 00 | 40 00 00 00 | 80 00 00 00 | 1B 00 00 00 | 36 00 00 00 |
下面舉個例子：
設初始的128位密鑰爲：
3C A1 0B 21 57 F0 19 16 90 2E 13 80 AC C1 07 BD
那麼4個初始值爲：
W[0] = 3C A1 0B 21
W[1] = 57 F0 19 16
W[2] = 90 2E 13 80
W[3] = AC C1 07 BD
下面求擴展的第1輪的子密鑰(W[4],W[5],W[6],W[7])。
由於4是4的倍數，所以：
W[4] = W[0] ⨁ T(W[3])
T(W[3])的計算步驟如下：
1. 循環地將W[3]的元素移位：AC C1 07 BD變成C1 07 BD AC;
2. 將 C1 07 BD AC 作爲S盒的輸入，輸出爲78 C5 7A 91;
3. 將78 C5 7A 91與第一輪輪常量Rcon[1]進行異或運算，將得到79 C5 7A 91，因此，T(W[3])=79 C5 7A 91，故
W[4] = 3C A1 0B 21 ⨁ 79 C5 7A 91 = 45 64 71 B0
其餘的3個子密鑰段的計算如下：
W[5] = W[1] ⨁ W[4] = 57 F0 19 16 ⨁ 45 64 71 B0 = 12 94 68 A6
W[6] = W[2] ⨁ W[5] =90 2E 13 80 ⨁ 12 94 68 A6 = 82 BA 7B 26
W[7] = W[3] ⨁ W[6] = AC C1 07 BD ⨁ 82 BA 7B 26 = 2E 7B 7C 9B
所以，第一輪的密鑰爲 45 64 71 B0 12 94 68 A6 82 BA 7B 26 2E 7B 7C 9B。
AES解密
在文章開始的圖中，有AES解密的流程圖，可以對應那個流程圖來進行解密。下面介紹的是另一種等價的解密模式，流程圖如下圖所示。這種等價的解密模式使得解密過程各個變換的使用順序同加密過程的順序一致，只是用逆變換取代原來的變換。
AES原理到這裏就結束了。實際開發中都是直接使用第三方已經封裝好的庫，這時候就需要根據使用的編程語言直接加載第三方庫，來實現。所以省去了原文的C的代碼實現部分，願意深度瞭解代碼實現的請移步到文章開頭標明的原文出處。