專利名稱：一種基于奇偶元胞自動(dòng)機(jī)的分組加密方法
技術(shù)領(lǐng)域：
本發(fā)明涉及一種基于奇偶元胞自動(dòng)機(jī)的分組加密方法，屬于信息安全領(lǐng)域中的數(shù)據(jù)加密技術(shù)。
背景技術(shù)：
隨著計(jì)算機(jī)和網(wǎng)絡(luò)技術(shù)的飛速發(fā)展，信息化程度已經(jīng)成為衡量國家綜合國力的象征，如何保障電子商務(wù)、電子政務(wù)和電子軍務(wù)在各種網(wǎng)絡(luò)活動(dòng)中的信息安全成為人們關(guān)心的重點(diǎn)。沒有信息安全的保障，也就沒有人民的安全、國家的安全。作為信息安全的核心和關(guān)鍵技術(shù)之一，密碼技術(shù)已成為信息安全研究的熱點(diǎn)。根據(jù)加密方式的不同，密碼技術(shù)分為序列密碼和分組密碼兩種。與序列密碼相比， 分組密碼具有速度快、易于標(biāo)準(zhǔn)化、便于軟硬件實(shí)現(xiàn)、用戶密鑰可重復(fù)使用等優(yōu)點(diǎn)。分組密碼的實(shí)現(xiàn)技術(shù)是先將明文數(shù)據(jù)分成若干個(gè)長度固定的明文分組，每個(gè)明文分組在密鑰的控制下變換成等長的密文分組。美國早在1977年就制定了本國的數(shù)據(jù)加密標(biāo)準(zhǔn)，即DES。隨著DES的出現(xiàn)，人們對(duì)分組密碼展開了深入的研究和討論，涌現(xiàn)了大量的分組密碼，如IDEA 算法、SAFER系列算法、FEAL系列算法、Rijndael算法等。在分組密碼設(shè)計(jì)技術(shù)不斷發(fā)展的同時(shí)，分組密碼分析技術(shù)也得到了空前的發(fā)展。 有很多分組密碼分析技術(shù)被開發(fā)出來，如強(qiáng)力攻擊、差分密碼分析、線性密碼分析、插值攻擊、密鑰相關(guān)攻擊等等。1997年，美國程序員Verser在hternet上數(shù)萬名志愿者的協(xié)同下，用96天的時(shí)間，通過窮盡密鑰方法成功地找出了 DES的密鑰，證明了依靠hternet的分布式計(jì)算能力和用窮盡密鑰搜索攻擊的方法可以破譯DES。一年以后，電子邊境基金會(huì) (EFF)使用一臺(tái)25萬美元的電腦，也用窮盡密鑰搜索攻擊的方法，僅花費(fèi)56個(gè)小時(shí)就破解了 DES。1999年，在RSA會(huì)議期間，電子邊境基金會(huì)也在不到M小時(shí)的時(shí)間內(nèi)用窮盡密鑰攻擊的方法找了 DES的一個(gè)密鑰。可見，DES的加密已失去了效力，尋找DES的替代者已到了刻不容緩的地步。隨之，各種新的分組加密算法不斷涌現(xiàn)。元胞自動(dòng)機(jī)是一種空間、時(shí)間、狀態(tài)均離散化的動(dòng)力系統(tǒng)，它由元胞空間、狀態(tài)、鄰域和規(guī)則四個(gè)主要部分構(gòu)成?？臻g中的每一個(gè)元胞取有限的離散狀態(tài)，并根據(jù)相同的局部規(guī)則作同步更新。元胞自動(dòng)機(jī)固有的組成單元的簡單性、單元之間作用的局部性和信息處理的高度并行性以及復(fù)雜的全局特性等特點(diǎn)，使其在密碼學(xué)領(lǐng)域中有著獨(dú)特的優(yōu)勢。近年來，研究人員提出了一些基于元胞自動(dòng)機(jī)的分組加密算法，然而這些算法均在安全性或者高效性上存在缺陷。

發(fā)明內(nèi)容
本發(fā)明所要解決的技術(shù)問題是鑒于背景技術(shù)中的缺陷，提出一種基于奇偶元胞自動(dòng)機(jī)的分組加密方法。本發(fā)明為解決上述技術(shù)問題采用以下技術(shù)方案一種基于奇偶元胞自動(dòng)機(jī)的分組加密方法，包括以下處理步驟
步驟1 將明文數(shù)據(jù)按每組M比特的長度分成明文分組，M為偶數(shù)；步驟2 設(shè)置密鑰，密鑰由兩部分組成第一密鑰和第二密鑰；其中第一密鑰是一個(gè)8比特的二進(jìn)制序列^石 ^，其中冗代表 的值取反，k = 0,1,2,3 ；第二密鑰是一串長度為N比特的二進(jìn)制隨機(jī)序列rir2r3，. . . , rN, N ^ Μ, N為偶數(shù)；步驟3 令奇偶元胞自動(dòng)機(jī)的長度為Μ,奇偶元胞自動(dòng)機(jī)的迭代次數(shù)為N，并建立奇偶元胞自動(dòng)機(jī)的迭代表達(dá)式
,,,, , π), / = 1,3,5,...,M-I當(dāng)時(shí)間t為偶數(shù)時(shí)乂+1 = M ‘―1 ‘ 1+1；當(dāng)時(shí)間t為奇數(shù)時(shí)乂+1=W χ /κ :；
/=2,4,6,...,M式中乂為第i個(gè)元胞在t時(shí)刻的狀態(tài)，^L1為第i_l個(gè)元胞在t時(shí)刻的狀態(tài)，為第 i+1個(gè)元胞在t時(shí)刻的狀態(tài)，^+1為第i個(gè)元胞在t+Ι時(shí)刻的狀態(tài)，所述狀態(tài)的取值為0或1 ；令g是具有3個(gè)變量的邏輯函數(shù)，當(dāng)XK^1的取值分別為000，001，010，011，100， 101，110，111時(shí)，對(duì)應(yīng)的邏輯函數(shù)《((乂D的值分別為第一密鑰中的元素aQ，B1, a2, a3,
CIq 9 Cl^ 9 Cl: 9 Cl^ 5步驟4:將M比特明文分組作為奇偶元胞自動(dòng)機(jī)t = ο時(shí)刻的全局狀態(tài)々<， 奇偶元胞自動(dòng)機(jī)根據(jù)步驟3所述的迭代表達(dá)式迭代N次，獲得t = N時(shí)刻的全局狀態(tài) ^2X,...,4，將該全局狀態(tài) <，...，《作為對(duì)該明文分組加密所得到的M比特密文分組。作為本發(fā)明的一種基于奇偶元胞自動(dòng)機(jī)的分組加密方法的進(jìn)一步優(yōu)化方案，所述步驟4中奇偶元胞自動(dòng)機(jī)根據(jù)迭代表達(dá)式迭代N次的具體步驟如下步驟4a 根據(jù)奇偶元胞自動(dòng)機(jī)t = 0時(shí)刻的全局狀態(tài) 冬計(jì)算t = 1時(shí)刻的全局狀態(tài)44i...，4，方法為如果元胞位置i = 2，4，6，. . .，M，則這些位置的元胞t = 1時(shí)刻的狀態(tài)與t = 0 時(shí)刻的狀態(tài)相同，即〃X ；如果元胞位置i = 1，3，5，. . .，M-1，則這些位置的元胞根據(jù)A1^1的取值得到對(duì)應(yīng)的邏輯函數(shù)對(duì)么乂，義)的值，并將該邏輯函數(shù)對(duì)么乂，義)的值作為t = 1時(shí)刻的狀態(tài)4， 在計(jì)算過程中有一個(gè)超出元胞邊界的未知值<，令<的值為第二密鑰中的元素A；步驟4b 根據(jù)奇偶元胞自動(dòng)機(jī)t = 1時(shí)刻的全局狀態(tài)<4i...，4計(jì)算t = 2時(shí)刻的全局狀態(tài)^ 2,...,4，方法為如果元胞位置i = 1，3，5，. . .，M-1，則這些位置的元胞t =2時(shí)刻的狀態(tài)與t = 1時(shí)刻的狀態(tài)相同，即彳= <，如果元胞位置i = 2，4，6，...，M，則這些位置的元胞根據(jù)^—, ,的取值得到對(duì)應(yīng)的邏輯函數(shù)對(duì)<” ,)的值，并將該邏輯函數(shù)容(心, +1)的值作為t = 2時(shí)刻的狀態(tài)彳，在計(jì)算過程中有一個(gè)超出元胞邊界的未知值 4+1，令埝+1的值為第二密鑰中的元素r2 ；步驟如根據(jù)奇偶元胞自動(dòng)機(jī)t = 2時(shí)刻的全局狀態(tài)^^2 2,計(jì)算t = 3時(shí)刻的全局狀態(tài)辦k3,...,4，方法為如果元胞位置i = 2，4，6，. . .，M，則這些位置的元胞t = 3時(shí)刻的狀態(tài)與t = 2 時(shí)刻的狀態(tài)相同，即療=彳;
如果元胞位置i = 1，3，5，. . .，M-I，則這些位置的元胞根據(jù)忒乂力的取值得到對(duì)應(yīng)的邏輯函數(shù)^；^，力)的值，并將該邏輯函數(shù)^^，<，☆)的值作為t = 3時(shí)刻的狀態(tài) ，在計(jì)算過程中有一個(gè)超出元胞邊界的未知值<，令<的值為第二密鑰中的元素r3 ；步驟4d 根據(jù)奇偶元胞自動(dòng)機(jī)t = 3時(shí)刻的全局狀態(tài)&計(jì)算t = 4時(shí)刻的全局狀態(tài) 屹...,4，方法為如果元胞位置i = 1，3，5，. . .，M-I，則這些位置的元胞t = 4時(shí)刻的狀態(tài)與t = 3時(shí)刻的狀態(tài)相同，即< =彳；如果元胞位置i = 2，4，6，. . .，M，則這些位置的元胞根據(jù)^^ 丨的取值得到對(duì)應(yīng)的邏輯函數(shù)《(&,^1)的值，并將該邏輯函數(shù)《(&,^1)的值作為t = 4時(shí)刻的狀態(tài)〈， 在計(jì)算過程中有一個(gè)超出元胞邊界的未知值，令的值為第二密鑰中的元素r4 ；以此類推繼續(xù)執(zhí)行，直到計(jì)算出奇偶元胞自動(dòng)機(jī)t = N時(shí)刻的全局狀態(tài)
SNSNSN SN
J1 J2 J3 ,...,Jm ο本發(fā)明采用以上技術(shù)方案與現(xiàn)有技術(shù)相比，具有以下技術(shù)效果本發(fā)明將元胞自動(dòng)機(jī)理論與密碼學(xué)理論相結(jié)合，由于元胞自動(dòng)機(jī)具有組成單元的簡單性和復(fù)雜的全局特性使得本發(fā)明具有邏輯結(jié)構(gòu)簡單、安全性高、易于軟硬件實(shí)現(xiàn)的優(yōu)點(diǎn)，同時(shí)由于元胞自動(dòng)機(jī)的運(yùn)算是基于定點(diǎn)運(yùn)算，因此執(zhí)行效率要高于浮點(diǎn)運(yùn)算，令本發(fā)明具有高效的優(yōu)點(diǎn)。


圖1是本發(fā)明的一個(gè)實(shí)施例的加密步驟圖；圖2是奇偶元胞自動(dòng)機(jī)的迭代過程圖。
具體實(shí)施例方式下面結(jié)合附圖對(duì)本發(fā)明的技術(shù)方案做進(jìn)一步的詳細(xì)說明如圖1所示，結(jié)合一個(gè)具體實(shí)施例介紹實(shí)現(xiàn)本發(fā)明的技術(shù)方案，包括如下步驟步驟1 將明文數(shù)據(jù)按每組64比特的長度分成明文組；步驟2 設(shè)置密鑰，密鑰1是一個(gè)8比特的二進(jìn)制序列^ 石 忑，這里冗(k =0,1,2,3)代表％的值取反，密鑰2是一串長度為80比特的二進(jìn)制隨機(jī)序列rir2r3，...， ^80 ‘步驟3 令奇偶元胞自動(dòng)機(jī)的長度為64，奇偶元胞自動(dòng)機(jī)的迭代次數(shù)為80，并建立奇偶元胞自動(dòng)機(jī)的迭代表達(dá)式當(dāng)時(shí)間t 為偶數(shù)時(shí)，f=^0^'^4)' Z = 1,3,5,...,63 ；當(dāng)時(shí)間t為奇數(shù)時(shí)，廣1= χ ” J α;
/ = 2,4,6,…,64式中乂為第i個(gè)元胞在t時(shí)刻的狀態(tài)，^L1為第i_l個(gè)元胞在t時(shí)刻的狀態(tài)，為第 i+1個(gè)元胞在t時(shí)刻的狀態(tài)，^+1為第i個(gè)元胞在t+Ι時(shí)刻的狀態(tài)，狀態(tài)取值為0或1 ;g是具有3個(gè)變量的邏輯函數(shù)，當(dāng)XK^1的取值分別為000，001，010，011，100，101，110，111時(shí)，對(duì)應(yīng)的邏輯函數(shù)^i1XX1)的值分別為密鑰1中的元素a0, ai; a2, a3，石， 3。本實(shí)施例采用如表1所示的真值表的形式表示邏輯函數(shù)對(duì)(， +1)，這樣，輸入變量^^；。取值一旦確定，即可從真值表中查找到相應(yīng)的輸出值。
權(quán)利要求
1.一種基于奇偶元胞自動(dòng)機(jī)的分組加密方法，其特征在于，包括以下處理步驟 步驟1 將明文數(shù)據(jù)按每組M比特的長度分成明文分組，M為偶數(shù)；步驟2 設(shè)置密鑰，密鑰由兩部分組成第一密鑰和第二密鑰；其中第一密鑰是一個(gè)8 比特的二進(jìn)制序列忑，其中冗代表Eik的值取反，k = 0，1，2，3 ；第二密鑰是一串長度為N比特的二進(jìn)制隨機(jī)序列rir2r3，. . . , rN, N ^ Μ, N為偶數(shù)；步驟3 令奇偶元胞自動(dòng)機(jī)的長度為Μ,奇偶元胞自動(dòng)機(jī)的迭代次數(shù)為N，并建立奇偶元胞自動(dòng)機(jī)的迭代表達(dá)式
2.根據(jù)權(quán)利要求1所述的一種基于奇偶元胞自動(dòng)機(jī)的分組加密方法，其特征在于，所述步驟4中奇偶元胞自動(dòng)機(jī)根據(jù)迭代表達(dá)式迭代N次的具體步驟如下步驟乜根據(jù)奇偶元胞自動(dòng)機(jī)t = 0時(shí)刻的全局狀態(tài)4計(jì)算t = 1時(shí)刻的全局狀態(tài)<4i...，4，方法為如果元胞位置i = 2，4，6，. . .，M，則這些位置的元胞t = 1時(shí)刻的狀態(tài)與t = 0時(shí)刻的狀態(tài)相同，即〃X ；如果元胞位置i = 1，3，5，. . .，M-1，則這些位置的元胞根據(jù)A1^1的取值得到對(duì)應(yīng)的邏輯函數(shù)MKO的值，并將該邏輯函數(shù)MKO的值作為t = 1時(shí)刻的狀態(tài)，在計(jì)算過程中有一個(gè)超出元胞邊界的未知值<，令<的值為第二密鑰中的元素A；步驟4b 根據(jù)奇偶元胞自動(dòng)機(jī)t = 1時(shí)刻的全局狀態(tài)<4i...，4計(jì)算t = 2時(shí)刻的全局狀態(tài)4 2,...,^，方法為如果元胞位置i = 1，3，5，. . .，M-I，則這些位置的元胞t = 2時(shí)刻的狀態(tài)與t = 1時(shí)刻的狀態(tài)相同，即< =4，如果元胞位置i = 2,4,6,...，M，則這些位置的元胞根據(jù)敁的取值得到對(duì)應(yīng)的邏輯函數(shù)對(duì)心， +1)的值，并將該邏輯函數(shù)對(duì)心， 的值作為t = 2時(shí)刻的狀態(tài)<，在計(jì)算過程中有一個(gè)超出元胞邊界的未知值埝+1，令埝+1的值為第二密鑰中的元素r2;步驟4c 根據(jù)奇偶元胞自動(dòng)機(jī)t = 2時(shí)刻的全局狀態(tài)#4 2,...,4計(jì)算t = 3時(shí)刻的全局狀態(tài)44 3,...,4，方法為如果元胞位置i = 2，4，6，. . .，M，則這些位置的元胞t = 3時(shí)刻的狀態(tài)與t = 2時(shí)刻的狀態(tài)相同，即療=彳；如果元胞位置i = 1，3，5，. . .，M-1，則這些位置的元胞根據(jù)Xt1^1的取值得到對(duì)應(yīng)的邏輯函數(shù)^^1,的值，并將該邏輯函數(shù)^^乂，力)的值作為t = 3時(shí)刻的狀態(tài)彳，在計(jì)算過程中有一個(gè)超出元胞邊界的未知值<，令<的值為第二密鑰中的元素r3 ；步驟4d 根據(jù)奇偶元胞自動(dòng)機(jī)t = 3時(shí)刻的全局狀態(tài)&計(jì)算t = 4時(shí)刻的全局狀態(tài)4，方法為如果元胞位置i = 1，3，5，. . .，M-I，則這些位置的元胞t = 4時(shí)刻的狀態(tài)與t = 3時(shí)刻的狀態(tài)相同，即< =彳；如果元胞位置i = 2，4，6，. . .，M，則這些位置的元胞根據(jù)Xt1^1的取值得到對(duì)應(yīng)的邏輯函數(shù)對(duì)么,^1)的值，并將該邏輯函數(shù)對(duì)么,^1)的值作為t = 4時(shí)刻的狀態(tài)4，在計(jì)算過程中有一個(gè)超出元胞邊界的未知值，令的值為第二密鑰中的元素r4 ；以此類推繼續(xù)執(zhí)行，直到計(jì)算出奇偶元胞自動(dòng)機(jī)t = N時(shí)刻的全局狀態(tài) <，...,4。
全文摘要
本發(fā)明公開了一種基于奇偶元胞自動(dòng)機(jī)的分組加密方法，屬于信息安全領(lǐng)域中的數(shù)據(jù)加密技術(shù)，所述方法包括以下處理步驟將明文數(shù)據(jù)按每組比特的長度分成明文分組，為偶數(shù)；設(shè)置密鑰；設(shè)置奇偶元胞自動(dòng)機(jī)的長度和迭代次數(shù)，并建立迭代表達(dá)式；將明文分組作為奇偶元胞自動(dòng)機(jī)的初始狀態(tài)，奇偶元胞自動(dòng)機(jī)根據(jù)迭代規(guī)則迭代N次后，獲得的終止?fàn)顟B(tài)即為密文分組。本發(fā)明將元胞自動(dòng)機(jī)理論應(yīng)用于數(shù)據(jù)加密，由于元胞自動(dòng)機(jī)具有組成單元的簡單性、單元之間作用的局部性和信息處理的高度并行性以及復(fù)雜的全局特性等特點(diǎn)，因此本發(fā)明是一種簡單、安全和高效的分組加密方法，可廣泛應(yīng)用于政府、電子商務(wù)、軍屬、數(shù)字銀行等眾多領(lǐng)域。
文檔編號(hào)H04L29/06GK102546158SQ201110435659
公開日2012年7月4日 申請(qǐng)日期2011年12月22日 優(yōu)先權(quán)日2011年12月22日
發(fā)明者平萍, 王志堅(jiān), 許峰 申請(qǐng)人:河海大學(xué)