雙向遍歷加密算法
admin 一、算法原理
我們可以將明文看成一個(gè)Byte數(shù)組A[N]，加解密過程就是對(duì)這個(gè)數(shù)組的運(yùn)算。首先，我們從頭到尾對(duì)它進(jìn)行一次正向的遍歷，在遍歷的同時(shí)將每次遇到的元素的值與前一個(gè)元素的值疊加，并寫回到數(shù)組中。即A[i]+A[i-1]=>A[i]（i從2遞增到N）。這樣執(zhí)行了遍歷相加運(yùn)算后，除了第一個(gè)元素之外，其余所有元素的值都會(huì)依賴于它之前的元素的值。不難發(fā)現(xiàn)，進(jìn)行一遍遍歷，只能讓數(shù)組中下標(biāo)大的元素對(duì)下標(biāo)小的元素形成依賴，而反過來則不成立，而理想中的情況應(yīng)該是混合型的依賴。為了解決這個(gè)缺陷，我們可以使用反向遍歷——思路與正向遍歷相同，只是起止點(diǎn)對(duì)調(diào)了：A[i]+A[i+1]=>A[i]（i從N-1遞減到1）。經(jīng)過了正反兩次疊加遍歷，數(shù)組中的每個(gè)元素的值都變得和其它所有元素的值相關(guān)了——由此，本算法也就相應(yīng)的具備了抗反向分析以及差分分析的能力。
在解決了信息相關(guān)性的問題之后，接下來要做的就是將密鑰置于在計(jì)算過程之中。首先，在正反遍歷的求和計(jì)算過程中加入了兩個(gè)長(zhǎng)度為一個(gè)字節(jié)的密鑰，分別作用于求和前和求和后的數(shù)組元素值，于是，加密過程就變成了：
正向遍歷：（（A[i]XOR K11）+A[i-1]）XOR K12=>A[i]
反向遍歷：（（A[i] XOR K21）+A[i+1]）XOR K22=>A[i]
雖然有了上面的兩次遍歷過程，但是，不難發(fā)現(xiàn)——在每次遍歷中，都有一個(gè)位于起點(diǎn)的元素的值不會(huì)發(fā)生變化（正向遍歷中的A[1]以及逆向遍歷中的A[N]）——為了避免這兩個(gè)元素成為破解的切入點(diǎn)，必須對(duì)其進(jìn)行進(jìn)一步處理。于是，我們對(duì)數(shù)組兩端的元素再進(jìn)行一次加密，讓它們?cè)谡磧纱伪闅v開始時(shí)分別作用于相應(yīng)的起始元素：
正向遍歷前：（（A[1] XOR K31）+K32=>A[1]
反向遍歷前：（（A[N] XOR K41）+K42=>A[N]
在完成了加密算法的設(shè)計(jì)后，接下來就是解密算法——上面的雙向遍歷疊加過程可以很容易的逆向?yàn)殡p向解密過程，具體見后面的代碼，在此不再贅述。同時(shí)，不難發(fā)現(xiàn)解密密鑰就是加密密鑰，因此，本加密算法屬于對(duì)稱加密算法。
現(xiàn)在，密鑰的復(fù)雜度達(dá)到了8個(gè)字節(jié)，即64Bits，能滿足一般的加解密要求。為了獲得更大的密鑰空間，用戶完全可以采用多次加密或者多層加密的方法。需要指出的是，由于本算法每次的加密對(duì)象都是整個(gè)明文，而不是某個(gè)定長(zhǎng)區(qū)塊，因此，多次嵌套加密后，所有的密鑰信息都會(huì)被密文均勻的包容，而不是在固定長(zhǎng)度的區(qū)塊中相互混迭。
二、算法實(shí)現(xiàn)
下面是算法的Pascal代碼實(shí)現(xiàn)（在此，我們使用字符串S作為加解密的對(duì)象）：
procedure TwoWayEnc（var S：String；const K1，K2：Integer）；
var
i，n：Integer；
K11，K12，K21，K22，K31，K32，K41，K42：Byte；
begin
n：=Length（S）；
if n=0 then exit；
K11：=K1；K12：=K1 shr 8；
K21：=K1 shr 16；K22：=K1 shr 24；
K31：=K2；K32：=K2 shr 8；
K41：=K2 shr 16；K42：=K2 shr 24；
S[1]：=Char（Byte（S[1]）xor K31+K32）；
for i：=2 to n do
S[i]：=Char（（Byte（S[i]）xor K11+Byte（S[i-1]））xor K12）；
S[n]：=Char（Byte（S[n]）xor K41+K42）；
for i：=n-1 downto 1 do
S[i]：=Char（（Byte（S[i]）xor K21+Byte（S[i+1]））xor K22）；
end；
procedure TwoWayDec（var S：String；const K1，K2：Integer）；
var
i，n：Integer；
K11，K12，K21，K22，K31，K32，K41，K42：Byte；
begin
n：=Length（S）；
if n=0 then exit；
K11：=K1；K12：=K1 shr 8；
K21：=K1 shr 16；K22：=K1 shr 24；
K31：=K2；K32：=K2 shr 8；
K41：=K2 shr 16；K42：=K2 shr 24；
for i：=1 to n-1 do
S[i]：=Char（（Byte（S[i]）xor K22-Byte（S[i+1]））xor K21）；
S[n]：=Char（（Byte（S[n]）-K42）xor K41）；
for i：=n downto 2 do
S[i]：=Char（（Byte（S[i]）xor K12-Byte（S[i-1]））xor K11）；
S[1]：=Char（（Byte（S[1]）-K32）xor K31）；
end；
三、總結(jié)
通過實(shí)際測(cè)試，本算法在主頻為2.0GHz的CPU上完成對(duì)10MB文本的加密及解密運(yùn)算只需要0.11秒，平均每個(gè)字節(jié)的加密或解密運(yùn)算量小于11個(gè)時(shí)鐘周期，和得到廣泛應(yīng)用的加密算法相比，效率優(yōu)勢(shì)非常明顯（大多數(shù)對(duì)稱加密算法對(duì)每個(gè)字節(jié)的加解密都需要數(shù)十個(gè)時(shí)鐘周期，非對(duì)稱加密算法的耗時(shí)則更長(zhǎng)）。基于這一點(diǎn)，完全可以進(jìn)行多次加密運(yùn)算以獲得更高的安全性，而不會(huì)有太大的性能負(fù)擔(dān)。
