DES, Data Encryption Standard
Создатель	IBM
Создан	1977
Опубликован	1977 год
Размер ключа	56 бит + 8 проверочных
Размер блока	64 бит
Число раундов	16
Тип	Сеть Фейстеля
Медиафайлы на Викискладе

DES (англ. Data Encryption Standard) — алгоритм длясимметричногошифрования, разработанный фирмойIBM и утверждённый правительствомСША в 1977 году как официальный стандарт (FIPS 46-3). Размер блока для DES равен64битам. В основе алгоритма лежитсеть Фейстеля с 16 циклами (раундами) иключом, имеющим длину56бит. Алгоритм использует комбинацию нелинейных (S-блоки) и линейных (перестановки E, IP, IP-1) преобразований. Для DES рекомендовано несколько режимов:

• ECB (англ. electroniccodebook) — режим «электронной кодовой книги» (простая замена);
• CBC (англ. cipherblockchaining) — режим сцепления блоков;
• CFB (англ. cipherfeedback) — режим обратной связи пошифротексту;
• OFB (англ. outputfeedback) — режим обратной связи по выходу;
• Counter Mode (CM) — режим счётчика.

Прямым развитием DES в настоящее время является алгоритмTriple DES (3DES). В 3DES шифрование/расшифрование выполняются путём троекратного выполнения алгоритма DES.

В1972 году было проведено исследование потребности правительстваСША в компьютерной безопасности. Американское «национальное бюро стандартов» (НБС) (ныне известное, какNIST — «национальный институт стандартов и технологий») определило необходимость в общеправительственном стандарте шифрования некритичной информации.

НБС проконсультировалось сАНБ (агентством национальной безопасности США) и15 мая1973 года объявило первый конкурс на создание шифра. Были сформулированы строгие требования к новому шифру. ФирмаIBM представила на конкурсе разработанный ею шифр, называемый «Люцифер» (Lucifer). Шифры ни одного из конкурсантов (включая «Люцифер») не обеспечивали выполнение всех требований. В течение 1973—1974 годовIBM доработала свой «Люцифер»: использовала в его основе алгоритмХорста Фейстеля, созданный ранее.27 августа1974 года начался второй конкурс. На сей раз шифр «Люцифер» сочли приемлемым.

17 марта1975 года предложенный алгоритм DES был издан в «Федеральном реестре». В1976 году для обсуждения DES было проведено два открытых симпозиума. На симпозиумах жёсткой критике подверглись изменения, внесённые в алгоритм организацией АНБ. АНБ уменьшило первоначальную длину ключа и S-блоки (блоки подстановки), критерии проектирования которых не раскрывались. АНБ подозревалось в сознательном ослаблении алгоритма с той целью, чтобы АНБ могло легко просматривать зашифрованные сообщения. Сенат США проверил действия АНБ и в1978 году опубликовал заявление, в котором сообщалось следующее:

• в процессе разработки алгоритма представители АНБ убедили создателей DES в том, что уменьшенной длины ключа более чем достаточно для всех коммерческих приложений;
• представители АНБ косвенно помогали в разработке S-перестановок;
• окончательная версия алгоритма была, по мнению проверяющих, лучшим алгоритмом шифрования, к тому же лишённым статистической или математической слабости;
• представители АНБ никогда не вмешивались в разработку алгоритма DES.

В1990 годуЭли Бихам (Eli Biham) иАди Шамир (Adi Shamir) провели независимые исследования подифференциальному криптоанализу — основному методу взломаблочных алгоритмовсимметричного шифрования. Эти исследования сняли часть подозрений в скрытой слабости S-перестановок. S-блоки алгоритма DES оказались намного более устойчивыми к атакам, чем если бы их выбрали случайно. Это означает, что такая техника анализа была известна АНБ ещё в 1970-х годах.

Алгоритм DES удалось «взломать» за 39 дней с помощью огромной сети, состоящей из десятков тысяч компьютеров^[1].

Общественная организация «EFF», занимающаяся проблемами информационной безопасности и личной тайны в сетиИнтернет, инициировала исследование «DES Challenge II» с целью выявления проблем DES. В рамках исследования сотрудники фирмы «RSA Laboratory» построили суперкомпьютер стоимостью 250 тыс. долл. В1998 году суперкомпьютер выполнил расшифровку данных, закодированных методом DES с использованием 56-битного ключа, менее чем за три дня. Суперкомпьютер получил название «EFF DES Cracker». Специально по этому случаю учёные организовали пресс-конференцию и с беспокойством говорили о том, что злоумышленники вряд ли упустят случай воспользоваться подобной уязвимостью.

Некоторые правительственные чиновники и специалисты утверждали, что для взлома кода DES требуется суперкомпьютер стоимостью в несколько миллионов долларов. «Правительству пора признать ненадёжность DES и поддержать создание более мощного стандарта шифрования», — сказал президент EFF Барри Штайнхардт. Экспортные ограничения, накладываемые правительством США, касаются технологий шифрования по ключам длиной более 40 бит. Однако, как показали результаты эксперимента RSA Laboratory, существует возможность взлома и более мощного кода. Проблема усугублялась тем, что стоимость постройки подобного суперкомпьютера неуклонно снижалась. «Через четыре-пять лет такие компьютеры будут стоять в любой школе», — заявил Джон Гилмор, руководитель проекта «DES Challenge» и один из основателей EFF.

DES является блочным шифром. Чтобы понять, как работает DES, необходимо рассмотреть принцип работыблочного шифра,сеть Фейстеля.

Входными данными дляблочного шифра служат:

• блок размером n бит;
• ключ размером k бит.

На выходе (после применения шифрующих преобразований) получается зашифрованный блок размером n бит, причём незначительные различия входных данных, как правило, приводят к существенному изменению результата.

Блочные шифры реализуются путём многократного применения к блокам исходноготекста некоторых базовых преобразований.

Базовые преобразования:

• сложное преобразование на одной локальной части блока;
• простое преобразование между частями блока.

Так как преобразования производятся поблочно, требуется разделение исходных данных на блоки необходимого размера. При этом формат исходных данных не имеет значения (будь то текстовые документы, изображения или другие файлы). Данные должны интерпретироваться в двоичном виде (как последовательность нулей и единиц) и только после этого должны разбиваться на блоки. Все вышеперечисленное может осуществляться как программными, так и аппаратными средствами.

Это преобразование над векторами (блоками), представляющими собой левую и правую половины регистра сдвига.В алгоритме DES используются прямое преобразованиесетью Фейстеля в шифровании (см. Рис.1) и обратное преобразование сетью Фейстеля в расшифровании (см. Рис.2).

Схема шифрования алгоритма DES указана на Рис.3.

Исходный текст — блок 64 бит.

Процесс шифрования состоит из начальной перестановки, 16 циклов шифрования и конечной перестановки.

Исходный текст${\displaystyle T}$ (блок 64 бит) преобразуется c помощью начальной перестановки${\displaystyle \mathrm{I}\mathrm{P}}$ которая определяется таблицей 1:

По таблице первые 3 бита результирующего блока${\displaystyle \mathrm{I}\mathrm{P}(T)}$ после начальной перестановки${\displaystyle \mathrm{I}\mathrm{P}}$ являются битами 58, 50, 42 входного блока${\displaystyle T}$, а его 3 последние бита являются битами 23, 15, 7 входного блока.

Полученный после начальной перестановки 64-битовый блок IP(T) участвует в 16 циклах преобразования Фейстеля.

— 16 циклов преобразованияФейстеля:

Разбить IP(T) на две части${\displaystyle L_0,R_0}$, где${\displaystyle L_0,R_0}$ — соответственно 32 старших битов и 32 младших битов блока${\displaystyle T_0}$ IP(T)=${\displaystyle L_0{R}_0}$

Пусть${\displaystyle T_{i-1}=L_{i-1}{R}_{i-1}}$ результат (i-1) итерации, тогда результат i-ой итерации${\displaystyle T_i=L_i{R}_i}$ определяется:

${\displaystyle L_i=R_{i-1}}$

${\displaystyle R_i=L_{i-1}\oplus f(R_{i-1},k_i)}$

Левая половина${\displaystyle L_i}$ равна правой половине предыдущего вектора${\displaystyle L_{i-1}{R}_{i-1}}$. А правая половина${\displaystyle R_i}$ — это битовое сложение${\displaystyle L_{i-1}}$ и${\displaystyle f(R_{i-1},k_i)}$ по модулю 2.

В 16-циклах преобразования Фейстеляфункция f играет рольшифрования.Рассмотрим подробно функцию f.

Аргументами функции${\displaystyle f}$ являются 32-битовыйвектор${\displaystyle R_{i-1}}$ и 48-битовый ключ${\displaystyle k_i}$, который является результатом преобразования 56-битового исходного ключа шифра${\displaystyle k}$.Для вычисления функции${\displaystyle f}$ последовательно используются

1. функция расширения${\displaystyle \mathrm{E}}$,
2. сложение по модулю 2 с ключом${\displaystyle k_i}$
3. преобразование${\displaystyle \mathrm{S}}$, состоящее из 8 преобразований${\displaystyle \mathrm{S}}$-блоков${\displaystyle {\mathrm{S}}_1,{\mathrm{S}}_2,{\mathrm{S}}_3\dots {\mathrm{S}}_8}$,
4. перестановка${\displaystyle \mathrm{P}}$.

Функция${\displaystyle \mathrm{E}}$ расширяет 32-битовыйвектор${\displaystyle R_{i-1}}$ до 48-битового вектора${\displaystyle \mathrm{E}(R_{i-1})}$ путём дублирования некоторых битов из${\displaystyle R_{i-1}}$; порядок битов вектора${\displaystyle \mathrm{E}(R_{i-1})}$ указан в таблице 2.

Первые трибита вектора${\displaystyle \mathrm{E}(R_{i-1})}$ являются битами 32, 1, 2 вектора${\displaystyle R_{i-1}}$.По таблице 2 видно, что биты 1, 4, 5, 8, 9, 12, 13, 16, 17, 20, 21, 24, 25, 28, 29, 32 дублируются. Последние 3 бита вектора${\displaystyle E(R_{i-1})}$ — это биты 31, 32, 1 вектора${\displaystyle R_{i-1}}$. Полученный после перестановки блок${\displaystyle \mathrm{E}(R_{i-1})}$ складывается по модулю 2 с ключами${\displaystyle k_i}$ и затем представляется в виде восьми последовательных блоков${\displaystyle B_1,B_2,...B_8}$.

${\displaystyle \mathrm{E}(R_{i-1})\oplus k_i=B_1{B}_2...B_8}$

Каждый${\displaystyle B_j}$ является 6-битовым блоком.Далее каждый из блоков${\displaystyle B_j}$ трансформируется в 4-битовыйблок${\displaystyle B_j^{\prime }}$ с помощью преобразований${\displaystyle S_j}$. Преобразования${\displaystyle S_j}$ определяются таблицей 3.

Таблица 3. Преобразования${\displaystyle S_i}$, i=1…8

	0	1	2	3	4	5	6	7	8	9	10	11	12	13	14	15
0	14	4	13	1	2	15	11	8	3	10	6	12	5	9	0	7
1	0	15	7	4	14	2	13	1	10	6	12	11	9	5	3	8	${\displaystyle S_1}$
2	4	1	14	8	13	6	2	11	15	12	9	7	3	10	5	0
3	15	12	8	2	4	9	1	7	5	11	3	14	10	0	6	13
0	15	1	8	14	6	11	3	4	9	7	2	13	12	0	5	10
1	3	13	4	7	15	2	8	14	12	0	1	10	6	9	11	5	${\displaystyle S_2}$
2	0	14	7	11	10	4	13	1	5	8	12	6	9	3	2	15
3	13	8	10	1	3	15	4	2	11	6	7	12	0	5	14	9
0	10	0	9	14	6	3	15	5	1	13	12	7	11	4	2	8
1	13	7	0	9	3	4	6	10	2	8	5	14	12	11	15	1	${\displaystyle S_3}$
2	13	6	4	9	8	15	3	0	11	1	2	12	5	10	14	7
3	1	10	13	0	6	9	8	7	4	15	14	3	11	5	2	12
0	7	13	14	3	0	6	9	10	1	2	8	5	11	12	4	15
1	13	8	11	5	6	15	0	3	4	7	2	12	1	10	14	9	${\displaystyle S_4}$
2	10	6	9	0	12	11	7	13	15	1	3	14	5	2	8	4
3	3	15	0	6	10	1	13	8	9	4	5	11	12	7	2	14
0	2	12	4	1	7	10	11	6	8	5	3	15	13	0	14	9
1	14	11	2	12	4	7	13	1	5	0	15	10	3	9	8	6	${\displaystyle S_5}$
2	4	2	1	11	10	13	7	8	15	9	12	5	6	3	0	14
3	11	8	12	7	1	14	2	13	6	15	0	9	10	4	5	3
0	12	1	10	15	9	2	6	8	0	13	3	4	14	7	5	11
1	10	15	4	2	7	12	9	5	6	1	13	14	0	11	3	8	${\displaystyle S_6}$
2	9	14	15	5	2	8	12	3	7	0	4	10	1	13	11	6
3	4	3	2	12	9	5	15	10	11	14	1	7	6	0	8	13
0	4	11	2	14	15	0	8	13	3	12	9	7	5	10	6	1
1	13	0	11	7	4	9	1	10	14	3	5	12	2	15	8	6	${\displaystyle S_7}$
2	1	4	11	13	12	3	7	14	10	15	6	8	0	5	9	2
3	6	11	13	8	1	4	10	7	9	5	0	15	14	2	3	12
0	13	2	8	4	6	15	11	1	10	9	3	14	5	0	12	7
1	1	15	13	8	10	3	7	4	12	5	6	11	0	14	9	2	${\displaystyle S_8}$
2	7	11	4	1	9	12	14	2	0	6	10	13	15	3	5	8
3	2	1	14	7	4	10	8	13	15	12	9	0	3	5	6	11

Предположим, что${\displaystyle B_3=101111}$, и мы хотим найти${\displaystyle B_3^{\prime }}$. Первый и последний разряды${\displaystyle B_3}$ являются двоичной записью числа а, 0<=a<=3, средние 4 разряда представляют число b, 0<=b<=15. Строки таблицы S3 нумеруются от 0 до 3, столбцы таблицы S3 нумеруются от 0 до 15. Пара чисел (а, b) определяет число, находящееся в пересечении строки а и столбца b.Двоичное представление этого числа дает${\displaystyle B_3^{\prime }}$ . В нашем случае${\displaystyle a={11}_2=3}$,${\displaystyle b={0111}_2=7}$, а число, определяемое парой (3,7), равно 7. Его двоичное представление${\displaystyle B_3^{\prime }}$=0111.Значение функции${\displaystyle f(R_{i-1},k_i)}$ (32бит) получается перестановкой Р, применяемой к 32-битовому блоку${\displaystyle B_1^{\prime }{B}_2^{\prime }...B_8^{\prime }}$.Перестановка Р задана таблицей 4.

${\displaystyle f(R_{i-1},k_i)=P(B_1^{\prime }{B}_2^{\prime }...B_8^{\prime })}$
Согласно таблице 4, первые четыре бита результирующего вектора после действия функции f — это биты 16, 7, 20, 21 вектора${\displaystyle B_1^{\prime }{B}_2^{\prime }...B_8^{\prime }}$

Ключи${\displaystyle k_i}$ получаются из начального ключа${\displaystyle k}$ (56бит = 7 байтов или 7 символов вASCII) следующим образом. Добавляются биты в позиции 8, 16, 24, 32, 40, 48, 56, 64 ключа${\displaystyle k}$ таким образом, чтобы каждыйбайт содержал нечетное число единиц. Это используется для обнаружения ошибок при обмене и хранении ключей. Затем делают перестановку для расширенного ключа (кроме добавляемых битов 8, 16, 24, 32, 40, 48, 56, 64). Такая перестановка определена в таблице 5.

Таблица 5.

57	49	41	33	25	17	9	1	58	50	42	34	26	18	${\displaystyle C_0}$
10	2	59	51	43	35	27	19	11	3	60	52	44	36
63	55	47	39	31	23	15	7	62	54	46	38	30	22	${\displaystyle D_0}$
14	6	61	53	45	37	29	21	13	5	28	20	12	4

Эта перестановка определяется двумя блоками${\displaystyle C_0}$ и${\displaystyle D_0}$ по 28бит каждый.Первые 3 бита${\displaystyle C_0}$ есть биты 57, 49, 41 расширенного ключа. А первые три бита${\displaystyle D_0}$ есть биты 63, 55, 47 расширенного ключа.${\displaystyle C_i,D_i}$ i=1,2,3…получаются из${\displaystyle C_{i-1},D_{i-1}}$ одним или двумя левыми циклическими сдвигами согласно таблице 6.

Ключ${\displaystyle k_i}$, i=1,…16 состоит из 48 бит, выбранных из битов вектора${\displaystyle C_i{D}_i}$ (56бит) согласно таблице 7.Первый и второй биты${\displaystyle k_i}$ есть биты 14, 17 вектора${\displaystyle C_i{D}_i}$

Конечнаяперестановка${\displaystyle {\mathrm{I}\mathrm{P}}^{-1}}$ действует на${\displaystyle T_{16}^{-1}}$ (где${\displaystyle T_{16}^{-1}=R_{16}+L_{16}}$) и является обратной к первоначальной перестановке. Конечная перестановка определяется таблицей 8.

Таблица 8. Обратнаяперестановка${\displaystyle {\mathrm{I}\mathrm{P}}^{-1}}$

40	8	48	16	56	24	64	32	39	7	47	15	55	23	63	31
38	6	46	14	54	22	62	30	37	5	45	13	53	21	61	29
36	4	44	12	52	20	60	28	35	3	43	11	51	19	59	27
34	2	42	10	50	18	58	26	33	1	41	9	49	17	57	25

При расшифровании данных все действия выполняются в обратном порядке. В 16 циклах расшифрования, в отличие от шифрования c помощью прямого преобразованиясетью Фейстеля, здесь используется обратное преобразование сетью Фейстеля.

${\displaystyle R_{i-1}=L_i}$
${\displaystyle L_{i-1}=R_i\oplus f(L_i,k_i)}$

Схема расшифрования указана на Рис.6.
Ключ${\displaystyle k_i}$, i=16,…,1, функция f, перестановка IP и${\displaystyle I{P}^{-1}}$ такие же, как и в процессе шифрования. Алгоритм генерации ключей зависит только от ключа пользователя, поэтому при расшифровании они идентичны.

// Все переменные беззнаковые 64-битные// Предварительная обработка: дополнение разницы в размере в байтахДополнить сообщение до кратного 64 битамvar key // Ключи, предоставленные пользователемvar keys[16]var left, right// Генерация ключей// PC1 (64 бита в 56 бит)key := перестановка(key, PC1)left := (key сдвиг вправо на 28 бит) and 0xFFFFFFFright := key и 0xFFFFFFFfor i от 0 до 16 doright := right циклический сдвиг влево на KEY_shift[i]left := left циклический сдвиг влево на KEY_shift[i]var concat := (left сдвиг влево на 28 бит) or right// PC2 (56 бит в 48 бит)keys[i] := перестановка(concat, PC2)end for// Для расшифрования сообщения изменить порядок ключейif decrypt doreverse keysend if// Шифрование или расшифрованиеfor каждый 64-битный блок дополненного сообщения dovar tmp// IPchunk := перестановка(chunk, IP)left := chunk сдвиг вправо на 32 битаright := chunk and 0xFFFFFFFFfor i от 0 до 16 dotmp := right// E (32 бита в 48 бит)right := расширение(right, E)right := right xor keys[i]// Подстановка (48 бит в 32 бита)right := подстановка(right)// Pright := перестановка(right, P)right := right xor leftleft := tmpend for// Объединить right и leftvar cipher_chunk := (right сдвиг влево на 32 бита) or left// Конечная перестановкаcipher_chunk := перестановка(cipher_chunk, FP)end for

DES может использоваться в четырёх режимах.

1. Режим электронной кодовой книги (ECB —Electronic Codebook): обычное использование DES какблочного шифра. Шифруемый текст разбивается на блоки, при этом каждый блок шифруется отдельно, не взаимодействуя с другими блоками (см. Рис.7).

   

2. Режим сцепления блоков шифротекста (СВС —Cipher Block Chaining) (см. Рис.8). Каждый очередной блок${\displaystyle M_i}$ i>=1, перед зашифровыванием складывается по модулю 2 с предыдущим блоком зашифрованного текста${\displaystyle C_{i-1}}$. Вектор${\displaystyle C_0}$ — начальный вектор, он меняется ежедневно и хранится в секрете.

   

3. Режим обратной связи по шифротексту (Cipher Feedback) (см. Рис.9). В режимеCFB вырабатывается блочная «гамма»${\displaystyle Z_0,Z_1,...}$${\displaystyle Z_i=DE{S}_k(C_{i-1})}$${\displaystyle C_i=M_i\oplus Z_i}$. Начальный вектор${\displaystyle C_0}$ является синхропосылкой и предназначен для того, чтобы разные наборы данных шифровались по-разному с использованием одного и того же секретного ключа. Синхропосылка посылается получателю в открытом виде вместе с зашифрованным файлом. Алгоритм DES, в отличие от предыдущих режимов, используется только как шифрование (в обоих случаях).

   

4. Режим обратной связи по выходу (OFB —Output Feedback) (см. Рис.10). В режиме OFB вырабатывается блочная «гамма»${\displaystyle Z_0,Z_1,...}$${\displaystyle Z_i=DE{S}_k(Z_{i-1})C_i=M_i\oplus Z_i}$, i>=1. Режим также использует DES только как шифрование (в обоих случаях).

   

Достоинства и недостатки режимов:

• В режимахECB иOFB искажение при передаче одного 64-битового блока шифротекста${\displaystyle C_i}$ приводит к искажению после расшифрования только соответствующего открытого блока${\displaystyle M_i}$, поэтому такие режимы используется для передачи по каналам связи с большим числом искажений.

Нелинейность преобразований в DES средствами только S-блоков и использование слабых S-блоков позволяет осуществлять контроль над шифрованной перепиской. Выбор S-блоков требует соблюдения нескольких условий:

• Каждая строка каждого блока должна быть перестановкой множества {0, 1, 2, …, 15}
• S-блоки не должны являться линейной или афинной функцией своих аргументов.
• Изменение одного бита на входе S-блока должно приводить к изменению, по крайней мере, двух битов на выходе.
• Для каждого S-блока и любого аргументах значениеS(x) и${\displaystyle S(x\oplus {001100}_2)}$ должны различаться, по крайней мере, двумя битами.

Из-за небольшого числа возможных ключей (всего${\displaystyle 2^{56}}$), появляется возможность их полного перебора на быстродействующей вычислительной технике за реальное время. В1998 годуElectronic Frontier Foundation, используя специальный компьютер DES-Cracker, удалось взломать DES за 3 дня.

Слабыми ключами называется ключиk такие, что${\displaystyle DE{S}_k(DE{S}_k(x))=x}$, гдеx — 64-битный блок.

Известны 4 слабых ключа, они приведены в таблице 9.Для каждого слабого ключа существует${\displaystyle 2^{32}}$неподвижные точки, то есть таких 64-битных блоковх, для которых${\displaystyle DE{S}_k(x)=x}$.

Таблица 9. DES-Слабые ключи

Слабые ключи (hexadecimal)	${\displaystyle C_0}$	${\displaystyle D_0}$
0101-0101-0101-0101	${\displaystyle [0{]}^{28}}$	${\displaystyle [0{]}^{28}}$
FEFE-FEFE-FEFE-FEFE	${\displaystyle [1{]}^{28}}$	${\displaystyle [1{]}^{28}}$
1F1F-1F1F-0E0E-0E0E	${\displaystyle [0{]}^{28}}$	${\displaystyle [1{]}^{28}}$
E0E0-E0E0-F1F1-F1F1	${\displaystyle [1{]}^{28}}$	${\displaystyle [0{]}^{28}}$

${\displaystyle [0{]}^{28}}$ обозначает вектор, состоящий из 28 нулевых битов.

В алгоритме DES существуют слабые и частично слабые ключи. Частично слабые ключи — это такие пары ключей${\displaystyle (k_1,k_2)}$, что${\displaystyle DE{S}_{k1}(DE{S}_{k2}(x))=x.}$

Существуют 6 частично слабых пар ключей, они приведены в таблице 10.Для каждого из 12 частично слабых ключей существуют${\displaystyle 2^{32}}$ «антинеподвижные точки», то есть такие блоки х, что${\displaystyle DE{S}_k(x)=\tilde{x}.}$

Таблица 10. Частично слабые ключи

${\displaystyle C_0}$	${\displaystyle D_0}$	Пары частично слабых ключей	${\displaystyle C_0}$	${\displaystyle D_0}$
${\displaystyle [01{]}^{14}}$	${\displaystyle [01{]}^{14}}$	01FE-01FE-01FE-01FE,----FE01-FE01-FE01-FE01	${\displaystyle [10{]}^{14}}$	${\displaystyle [10{]}^{14}}$
${\displaystyle [01{]}^{14}}$	${\displaystyle [01{]}^{14}}$	1FE0-1FE0-1FE0-1FE0,----E0F1-E0F1-E0F1-E0F1	${\displaystyle [10{]}^{14}}$	${\displaystyle [10{]}^{14}}$
${\displaystyle [01{]}^{14}}$	${\displaystyle [0{]}^{28}}$	01E0-01E0-01F1-01F1,----E001-E001-F101-F101	${\displaystyle [10{]}^{14}}$	${\displaystyle [0{]}^{28}}$
${\displaystyle [01{]}^{14}}$	${\displaystyle [1{]}^{28}}$	1FFE-1FFE-0EFE-0EFE,----FE1F-FE1F-FE0E-FE0E	${\displaystyle [0{]}^{28}}$	${\displaystyle [1{]}^{28}}$
${\displaystyle [0{]}^{28}}$	${\displaystyle [01{]}^{14}}$	011F-011F-010E-010E,----1F01-1F01-0E01-0E01	${\displaystyle [0{]}^{28}}$	${\displaystyle [10{]}^{14}}$
${\displaystyle [1{]}^{28}}$	${\displaystyle [01{]}^{14}}$	E0FE-E0FE-F1FE-F1FE,----FEE0-FEE0-FEF1-FEF1	${\displaystyle [1{]}^{28}}$	${\displaystyle [10{]}^{14}}$

Таблица 11. Известные атаки на DES.

Методы атаки	Известные откр. тексты	Выбранные отк. тексты	Объём памяти	Количество операций
Полный поиск	qweqweqweqerqe	-	Незначительный	${\displaystyle 2^{55}}$
Линейный Криптоанализ	${\displaystyle 2^{43}(85\mathrm{\%})}$	-	Для текста	${\displaystyle 2^{43}}$
Линейный Криптоанализ	${\displaystyle 2^{38}(10\mathrm{\%})}$	-	Для текста	${\displaystyle 2^{50}}$
Диффер. Криптоанализ	-	${\displaystyle 2^{47}}$	Для текста	${\displaystyle 2^{47}}$
Диффер. Криптоанализ	${\displaystyle 2^{55}}$	-	Для текста	${\displaystyle 2^{55}}$

• Методполного перебора требует одну известную пару шифрованного и расшифрованного текста, незначительный объём памяти, и его выполнение требует около${\displaystyle 2^{55}}$ шагов.
• Дифференциальный криптоанализ — первую такую атаку на DES заявилиБихам иШамир. Эта атака требует шифрования${\displaystyle 2^{47}}$ открытых текстов, выбранных нападающим, и для её выполнения нужны примерно${\displaystyle 2^{47}}$ шагов. Теоретически являясь точкой разрыва, эта атака непрактична из-за чрезмерных требований к подбору данных и сложности организации атаки по выбранному открытому тексту. Сами авторы этой атаки Biham и Shamir заявили, что считают DES защищённым для такой атаки.
• Линейный криптоанализ разработан Matsui. Этот метод позволяет восстановить ключ DES с помощью анализа${\displaystyle 2^{43}}$ известных открытых текстов, при этом требуется примерно${\displaystyle 2^{43}}$ шагов для выполнения. Первый экспериментальный криптоанализ DES, основанный на открытии Matsui, был успешно выполнен в течение 50 дней на автоматизированных рабочих местах 12 HP 9735.

Для линейного и дифференциального криптоанализа требуется достаточно большой объём памяти для сохранения выбранных (известных) открытых текстов до начала атаки.

Чтобы увеличиватькриптостойкость DES, появляются несколько вариантов:double DES (2DES),triple DES (3DES),DESX,G-DES.

• Методы2DES и3DES основаны на DES, но увеличивают длину ключей (2DES — 112 бит, 3DES — 168 бит) и поэтому увеличиваетсякриптостойкость.
• Схема 3DES имеет вид${\displaystyle DES(k_3,DES(k_2,DES(k_1,M)))}$, где${\displaystyle k_1,k_2,k_3}$ ключи для каждого шифра DES. Это вариант известен как в ЕЕЕ, так как три DES операции являются шифрованием. Существует 3 типа алгоритма 3DES:

• DES-EEE3: Шифруется три раза с 3 разными ключами.
• DES-EDE3: 3DES операции шифровка-расшифровка-шифровка с 3 разными ключами.
• DES-EEE2 иDES-EDE2: Как и предыдущие, за исключением того, что первая и третья операции используют одинаковый ключ.

Самый популярный тип при использовании 3DES — это DES-EDE3, для него алгоритм выглядит так:

Зашифрование:${\displaystyle C=E_{k_3}(E_{k_2}^{-1}(E_{k_1}(P)))}$.

Расшифрование:${\displaystyle P=E_{k_1}^{-1}(E_{k_2}(E_{k_3}^{-1}(C)))}$

При выполнении алгоритма 3DES ключи могут выбрать так:

• ${\displaystyle k_1,k_2,k_3}$ независимы.
• ${\displaystyle k_1,k_2}$ независимы, а${\displaystyle k_1=k_3}$
• ${\displaystyle k_1=k_2=k_3}$.

• МетодDESX созданРональдом Ривестом и формально продемонстрирована Killian и Rogaway. Этот метод — усиленный вариант DES, поддерживаемый инструментариемRSA Security.DESX отличается от DES тем, что каждый бит входного открытого текста DESX логически суммируется по модулю 2 с 64 битами дополнительного ключа, а затем шифруется по алгоритму DES. Каждый бит результата также логически суммируется по модулю 2 с другими 64 битами ключа. Главной причиной использования DESX является простой в вычислительном смысле способ значительно повыситьстойкость DES к атакамполного перебора ключа.
• МетодG-DES разработан Schaumuller-Bichl для повышения производительности DES на основе увеличения размеров шифрованного блока. Заявлялось, что G-DES защищён так же, как и DES. Однако Biham и Shamir показали, чтоG-DES с рекомендуемыми параметрами легко взламывается, а при любых изменениях параметров шифр становится ещё менее защищён, чем DES.
• Ещё другой вариант DES использует независимые суб-ключи. Различно от алгоритма DES, в котором на основе 56-битного секретного ключа пользователя алгоритм DES получает шестнадцать 48-битных суб-ключей для использования в каждом из 16 раундов, в этом варианте использует 768-битный ключ (разделённый на 16 48-битных подключей) вместо 16 зависимых 48-битных ключей, создаваемых по ключевому графику алгоритма DES. Хотя очевидно, что использование независимых суб-ключей значительно усложнит полный поиск ключа, но стойкость к атаке дифференциальным или линейным криптоанализом ненамного превысит стойкость обычного DES. По оценке Biham для дифференциального криптоанализа DES с независимыми подключами требуется${\displaystyle 2^{61}}$ выбранных открытых текстов, в то время как для линейного криптоанализа требуется${\displaystyle 2^{60}}$ известных открытых текстов.

DES был национальным стандартомСША в1977—1980 гг., но в настоящее время DES используется (с ключом длины 56 бит) только для устаревших систем, чаще всего используют его более криптоустойчивый вид (3DES,DESX). 3DES является простой эффективной заменой DES, и сейчас он рассмотрен как стандарт. В ближайшее время DES иTriple DES будут заменены алгоритмомAES (Advanced Encryption Standard — Расширенный Стандарт Шифрования).

Алгоритм DES широко применяется для защиты финансовой информации: так, модульTHALES (Racal^[англ.]) HSM RG7000 полностью поддерживает операцииTripleDES для эмиссии и обработки кредитных картVISA, EuroPay и проч. Канальные шифраторы THALES (Racal) DataDryptor2000 используютTripleDES для прозрачного шифрования потоков информации. Также алгоритм DES используется во многих других устройствах и решениях THALES-eSECURITY.

• А. П. Алферов, А. Ю. Зубов, А. С. Кузьмин, А. В. Черемушкин . Основы криптографии.
• A. Menezes, Pvan Oorschot, S. Vanstone. Handbook of Applied Cryptography.
• Семенов Ю. А. Алгоритм DES.
• Query for DES

Эта статьянуждается в переработке.Пожалуйста, уточните проблему в статье с помощьюболее узкого шаблона. Пожалуйста, улучшите статью в соответствии справилами написания статей.(16 декабря 2008)

• Блочные шифры
• Сеть Фейстеля
• Стандарты криптографии

• Страницы с ошибками в подсветке синтаксиса
• Википедия:Cite web (не указан язык)
• Википедия:Статьи к переработке с декабря 2008 года
• Википедия:Статьи к переработке
• Википедия:Статьи с шаблонами недостатков по алфавиту