1.什麼是三重加密？
對於三重加密，明文塊通過加密算法進行加密；然後結果再次通過同一加密算法；第二次加密的結果第三次通過同一加密算法。通常，第二階段使用解密算法而不是加密算法。
2.爲什麼3DES的中間部分是解密而不是加密？
第二階段的解密使用沒有任何加密意義。它的唯一優點是允許3DES用戶通過重複密鑰來解密由舊的單個DES用戶加密的數據。
3.既然DES加密的信息利用現有的個人計算機1年就可以破解，爲什麼DES算法仍將允許在相當長的時間裏繼續使用？
（1）對算法本身的安全性分析
通過研究算法的性質而破譯算法的可能性。這些年來，有很多嘗試尋找和研究該算法的弱點，這使得DES是現存加密算法中被研究得最徹底的一個。
儘管進行了那麼多嘗試，迄今爲止仍然沒有人成功找到DES的致命缺陷
（2）使用56比特密鑰的安全性分析
使用當前的技術，甚至不需要使用特殊的專用硬件即可破解DES。相反地，商業的速度和現成的處理器威脅DES的安全。
但128位或者更大的密鑰，僅使用蠻力攻擊方法不能有效的破解密鑰。即便將攻擊系統的速度提高1012倍，仍然需要花費100000年的時間去破解。
現存的最重要的3DES算法，實際上就是將DES重複使用達到增加密鑰長度的目的。 3DES是一個強大的算法，因爲底層密碼算法是DEA。
DEA聲稱的對基於其算法的破譯的抵抗能力，3DES同樣也有。而且，由於168的密鑰長度，窮舉攻擊更沒有可能。3DES是FIPS批准的可選對稱加密算法。
●使用單個56比特密鑰的原始DES，只在以往系統的標準下允許，新設計必須支持3DES。
●鼓勵以往用DES系統的政府機構轉換到3DES系統
●預計3DES與高級加密標準(AES)將作爲FIPS批准的算法共存，並允許3DES逐步過渡到AES。
4.對一個密碼體制的安全性分析一般從哪些方面進行分析？
•對算法本身的安全性分析
•密鑰的安全性分析（窮舉分析）
5.高級加密標準(AES)
有和3DES等同或者更高的安全強度，並且效率顯著提高。是分組大小爲128比特的分組密碼，支持密鑰長度爲128，192和256比特。結構不是Feistel結構，而是在每輪替換和移位時都並行處理整個數據分組。輸入的密鑰被擴展成44個32比特字的數組，4個不同的字用作每輪的輪密鑰。進行了4個不同的步驟，一個移位，三個替換：字節替換，行移位，列混合，輪密鑰加。
6.分組密碼
分組密碼處理固定大小的明文輸入分組，且對每個明文分組產生同等大小的密文分組。
7.三重DES (3DES)
3DES是FIPS批准的可選對稱加密算法。使用單個56比特密鑰的原始DES，只在以往系統的標準下允許，新設計必須支持3DES。鼓勵使用以往DES系統的政府機構轉換到３DES。允許３DES過度到AES。它是一個強大的算法，有對於基於其算法的破譯的抵抗力，抗窮舉攻擊。
使用三個密鑰並執行三次DES算法的算法，其組合過程依照加密-解密-加密（EDE）的順序進行。通過三個不同的密鑰，3DES的有效密鑰長度爲168比特。
8.考慮一個對稱的加密算法如下式，用64比特密鑰來加密明碼文本（未加密文件）的32比特的加密塊。
其中：C=密碼文本，K=密鑰，K0=K的最左邊的64比特，K1=K的最右邊的64比特，⊕按位異或，⊞=加法模264。(即：a⊞b=(a+b) mod 264。如果不考慮超過264。它的逆運算就是減法，但不能直接用減法符號，但可以用負號)。
a．寫出解密方程式，寫出以P爲導函數的C、K0和K1的方程式。
b．假設敵人獲得了兩組明碼文本和與它們相對應的密碼文本，並且企圖得到K。有以下兩組等式：
首先，推導一個未知量的方程(例如，K0)，是否可能進一步確定K0?
答案：
a. 設-X是X的加法逆元，於是：-X⊞X =0。那麼：
P= (C⊞-K1)⊕K0
b. 不大可能，因爲這裏的兩個運算符無法使用算數法則（結合律或者分配律）。所以即使我們可以聯立兩個方程式，仍然無法消元。
9.最簡單的“嚴格“對稱塊加密算法是微型加密算法(TEA)。TEA運用128比特的密鑰來操作64比特的明碼文本模塊，這個明碼文本被分爲2個32比特塊(L0，R0)，並且密鑰分別爲4個32比特塊（K0,K1,K2,K3）。加密需要重複應用一對輪(rounds)，輪i和i+1如下定義：
a．就運用常量序列的重要性和益處發表看法。
b. 運用加密碼的結構圖和流程圖來闡明TEA的運作。
c. 如果僅有一對輪被使用，然後這個密碼文本包括了64位塊( L2,R2)，在這個例子中，依據等式來解釋這個解密算法。
d. 運用與b部分相似的說明來解釋c部分。
a 常量確保每輪的加密/解密不同
b 前兩輪是這樣的
C 首先，讓我們定義加密過程
現在是解密過程。輸入是密文（L2，R2），輸出是明文（L0，R0）。解密本質上與加密相同，子密鑰和增量值的應用順序相反。還要注意，不必使用減法，因爲每個方程中都有偶數個加法。
d.
10.說明Feistel解密是Feistel加密的逆過程。
正確答案：
爲了確保具有相反密鑰順序的同一算法產生正確的結果，請考慮圖2.2，圖2.2顯示了16輪算法的加密過程從左側向下，解密過程從右側向上（任何輪數的結果都相同）。爲了清楚起見，對於通過加密算法傳輸的數據，我們使用符號LEi和REi；對於通過解密算法傳輸的數據，使用LDi和RDi。該圖表明，在每一輪中，解密過程的中間值等於加密過程的相應值，並且值的兩半被交換。換句話說，讓第i個加密輪的輸出爲LEi
| | REi（Li與Ri連接）。然後，第（16–i）輪解密的對應輸入是RDi | |LDi。讓我們通過這個圖來演示前面斷言的有效性。爲了簡化圖表，它被展開，而不是顯示每次迭代結束時發生的交換。但請注意，加密過程第i階段結束時的中間結果是通過連接LEi和REi形成的2w比特量，解密過程第i階段結束時的中間結果是通過連接LDi和RDi形成的2w比特量。
在加密過程的最後一次迭代之後，輸出的兩半被交換，因此密文是RE16 | |LE16。那一輪的輸出是密文。現在把這個密文作爲同一算法的輸入。第一輪的輸入是RE16 | LE16，等於加密過程第十六輪輸出的32位交換。
現在我們要證明，第一輪解密過程的輸出等於第十六輪加密過程的輸入的32位交換。首先，考慮加密過程。我們看到：
因此，我們得到LD1=RE15和RD1=LE15。因此，第一輪解密過程的輸出是LE15 | |RE15，即32-的位交換輸入到第十六輪加密。如圖所示，這種對應關係貫穿16次迭代。我們可以把這個過程概括起來。對於加密算法的第i次迭代：
因此，我們將第i次迭代的輸入描述爲輸出的函數，這些方程證實了下圖右側所示的賦值。 最後，我們看到最後一輪解密過程的輸出是RE0 | | LE0。32位交換恢復原始明文，證明了Feistel解密過程的有效性。
11.爲什麼2DES不安全？
2DES所用的密鑰長度是112位，所以2DES所產生的安全性（破解2DES的時間複雜性）應該與相當。
之所以說2DES不安全，因爲破解2DES的時間複雜性遠遠低於，約略大於。下面進行證明：
設小明用K1、K2執行2DES，給小紅髮送加密過的情書。我們已經截獲了小明的給小紅的情書原文p（plain text）和密文c（cipher
text）。我們相信小明也是用K1、K2給小琳發信息，我們嚴重懷疑他給小琳發的也是情書。故此進行破解！ 破解代碼如下
Dictionary<string, string> dic = new Dictionary<string, string>();
> foreach (var k1 in allKeys)
> {
> string middle = E(k1, p);
> dic.Add(middle, k1);
> }
> foreach (var k2 in allKeys)
> {
> string middle = D(k2, c);
> if (dic.ContainsKey(middle))
> {
> Console.WriteLine("密鑰是" + dic[middle] + "和" + k2);
> break;
> }
> }
Dictionary是一個鍵值對的集合，dic[middle]是從dic裏取得以middle爲鍵的值，即第一次foreach時的k1。
應用算法複雜性理論，該算法的複雜度在於函數E、D、dic.Add、dic.ContainsKey。如果內存很大，Dictonary散列函數很少衝突，則dic的兩個操作的時間可忽略不計。
於是，E函數要執行次，D函數也要執行次，總共次。遠遠低於預計的次。 證畢
12.設想一個16輪，128比特塊長，128比特密鑰長度的Feistel密碼。如果一個k已經給出，前8個密鑰調度算法決定值k1,k2,…K8，然後設定: K9=K8, K10=k7, K11=K6, … , K16=K1
假設有一個密碼文本C，如果通過一個解密數據庫來解密C並且運用單一數據庫問題來確定m。這表明了對於一個選中的明碼文本攻擊，這個密碼是很脆弱的(當給出一個明碼文本，一個加密數據庫能返回相對應的密碼文本。設備的內部信息是未知的，你不能打開這個設備。你僅能夠通過對它的質疑和關注它的反應來從數據庫獲得信息)。
由於關鍵時刻表，第9輪至第16輪中使用的圓函數是第1輪至第8輪中使用的圓函數的鏡像。從這個事實我們可以看出加密和解密是相同的。我們得到一個密文c。設m’=c。要求oracle加密m’。oracle加密返回的密文將是c的解密。
13.任何塊密碼事實上是一個非線性函數，這對安全來說是至關重要的。這樣看來，設想有一個線性的分組密碼來把128比特的明碼文本塊加密到128比特的密碼文本塊，讓EL(k,m)指出在密鑰k下的128比特信息m的安全加密，因此，
對所有128比特格式的m1，m2
描述用128個選中的密碼文本，敵人怎樣能在不知道祕鑰後的情況下解密任何密碼。
（一個“被選中的密碼文本”意味着這個敵人有能力來選擇密碼文本然後對它進行解密。在這個情況中，擁有了128明碼文本和密碼文本對，你就有能力來選擇密文的值）
答案：
對於1≤i≤128，取
即{0000…0,0100…0,0010…0,…,0000…001}
(每個元素都是128位，其中位置i爲1，其它位爲0）。爲獲取這128個密文的明文，設m1，m2… .
，m128是相應的明文。現在，給定任何不包含全0的密文c，有一個唯一的ci的非空子集，可以一起異或得到，令I©表示此子集，顯然I©⊆{1,2,3,…128}。觀察到：
因此，我們通過計算
得到c的明文，讓0成爲全部爲零字符串。注意到E(0)=E(0⊕0)=E(0)⊕E(0)=0。因此，c=0的明文是m=0。因此，我們可以解密每個。
即{0000…0,0100…0,0010…0,…,0000…001}
。14.說明DES解密是DES加密的逆過程。
答案：
DES的解密過程和DES的加密過程算法相同，只不過將16輪的子密鑰序列K1，K2……K16的順序倒過來。即第一輪用第16個子密鑰K16，第二輪用K15，其餘類推。
①.X0’=YIP=(R16L16IP-1)*IP=R16L16
②解密第一輪：
L1’=L16, 參考加密最後一輪：L1’=L16=R15 R1’=R16⊕f(L16,K16)，參考加密最後一輪：
R1’=(L15⊕f(R15,K16))⊕f(R15,K16)=L15 即 解密第1輪輸出爲：R15L15
同理解密第2輪輸出爲：R14L14
第16輪輸出爲：R0 L0
③最後空交換一次後 R16’L16’IP-1=L0R0IP-1=(x*IP)*IP-1=x明文
