MD5的全称是Message-Digest Algorithm 5，在90年代初由MIT的计算机科学实验室和RSA Data Security Inc发明，经MD2、MD3和MD4发展而来。
MD5将任意长度的“字节串”变换成1个128bit的大整数，并且它是1个不可逆的字符串变换算法，换句话说就是，即便你看到源程序和算法描写，也没法将1个MD5的值变换回原始的字符串，从数学原理上说，是由于原始的字符串有没有穷多个，这有点象不存在反函数的数学函数。
MD5的典型利用是对1段Message(字节串)产生fingerprint(指纹)，以避免被“篡改”。举个例子，你将1段话写在1个叫 readme.txt文件中，并对这个readme.txt产生1个MD5的值并记录在案，然后你可以传播这个文件给他人，他人如果修改了文件中的任何内容，你对这个文件重新计算MD5时就会发现。如果再有1个第3方的认证机构，用MD5还可以避免文件作者的“抵赖”，这就是所谓的数字签名利用。
MD5还广泛用于加密和解密技术上，在很多操作系统中，用户的密码是以MD5值（或类似的其它算法）的方式保存的， 用户Login的时候，系统是把用户输入的密码计算成MD5值，然后再去和系统中保存的MD5值进行比较，而系统其实不“知道”用户的密码是甚么。
RSA是第1个既能用于数据加密也能用于数字签名的算法。它易于理解和操作，也很流行。算法的名字以发明者的名字命名：Ron Rivest, Adi Shamir 和Leonard Adleman。但RSA的安全性1直未能得到理论上的证明。它经历了各种攻击，至今未被完全攻破。
美国国家标准局1973年开始研究除国防部外的其它部门的计算机系统的数据加密标准，于1973年5月15日和1974年8月27日前后两次向公众发出了征求加密算法的公告。 1977年1月，美国政府颁布：采用IBM公司设计的方案作为非机密数据的正式数据加密标准（DES?Data Encryption Standard）。
在1些初始化处理后，MD5以512位分组来处理输入文本，每分组又划分为16个32位子分组。算法的输出由4个32位分组组成，将它们级联构成1个128位散列值。
首先填充消息使其长度恰好为1个比512位的倍数仅小64位的数。填充方法是附1个1在消息后面，后接所要求的多个0，然后在其后附上64位的消息长度（填充前）。这两步的作用是使消息长度恰好是512位的整数倍（算法的其余部份要求如此），同时确保不同的消息在填充后不相同。
4个32位变量初始化为：
A=0x01234567
B=0x89abcdef
C=0xfedcba98
D=0x76543210
它们称为链接变量（chaining variable）
接着进行算法的主循环，循环的次数是消息中512位消息分组的数目。
将上面4个变量复制到别外的变量中：A到a，B到b，C到c，D到d。
主循环有4轮（MD4只有3轮），每轮很相拟。第1轮进行16次操作。每次操作对a，b，c和d中的其中3个作1次非线性函数运算，然后将所得结果加上第4个变量，文本的1个子分组和1个常数。再将所得结果向右环移1个不定的数，并加上a，b，c或d中之1。最后用该结果取代a，b，c或d中之1。
以1下是每次操作中用到的4个非线性函数（每轮1个）。
F(X,Y,Z)=(X&Y)|((~X)&Z)
G(X,Y,Z)=(X&Z)|(Y&(~Z))
H(X,Y,Z)=X^Y^Z
I(X,Y,Z)=Y^(X|(~Z))
(&是与,|是或,~是非,^是异或)
这些函数是这样设计的：如果X、Y和Z的对应位是独立和均匀的，那末结果的每位也应是独立和均匀的。
函数F是按逐位方式操作：如果X，那末Y，否则Z。函数H是逐位奇偶操作符。
设Mj表示消息的第j个子分组（从0到15），<<< s表示循环左移s位，则4种操作为：
FF(a,b,c,d,Mj,s,ti)表示a=b+((a+(F(b,c,d)+Mj+ti)<<< s)
GG(a,b,c,d,Mj,s,ti)表示a=b+((a+(G(b,c,d)+Mj+ti)<<< s)
HH(a,b,c,d,Mj,s,ti)表示a=b+((a+(H(b,c,d)+Mj+ti)<<< s)
II(a,b,c,d,Mj,s,ti)表示a=b+((a+(I(b,c,d)+Mj+ti)<<< s)
这4轮（64步）是：
第1轮
FF(a,b,c,d,M0,7,0xd76aa478)
FF(d,a,b,c,M1,12,0xe8c7b756)
FF(c,d,a,b,M2,17,0x242070db)
FF(b,c,d,a,M3,22,0xc1bdceee)
FF(a,b,c,d,M4,7,0xf57c0faf)
FF(d,a,b,c,M5,12,0x4787c62a)
FF(c,d,a,b,M6,17,0xa8304613)
FF(b,c,d,a,M7,22,0xfd469501)
FF(a,b,c,d,M8,7,0x698098d8)
FF(d,a,b,c,M9,12,0x8b44f7af)
FF(c,d,a,b,M10,17,0xffff5bb1)
FF(b,c,d,a,M11,22,0x895cd7be)
FF(a,b,c,d,M12,7,0x6b901122)
FF(d,a,b,c,M13,12,0xfd987193)
FF(c,d,a,b,M14,17,0xa679438e)
FF(b,c,d,a,M15,22,0x49b40821)
第2轮
GG(a,b,c,d,M1,5,0xf61e2562)
GG(d,a,b,c,M6,9,0xc040b340)
GG(c,d,a,b,M11,14,0x265e5a51)
GG(b,c,d,a,M0,20,0xe9b6c7aa)
GG(a,b,c,d,M5,5,0xd62f105d)
GG(d,a,b,c,M10,9,0x02441453)
GG(c,d,a,b,M15,14,0xd8a1e681)
GG(b,c,d,a,M4,20,0xe7d3fbc8)
GG(a,b,c,d,M9,5,0x21e1cde6)
GG(d,a,b,c,M14,9,0xc33707d6)
GG(c,d,a,b,M3,14,0xf4d50d87)
GG(b,c,d,a,M8,20,0x455a14ed)
GG(a,b,c,d,M13,5,0xa9e3e905)
GG(d,a,b,c,M2,9,0xfcefa3f8)
GG(c,d,a,b,M7,14,0x676f02d9)
GG(b,c,d,a,M12,20,0x8d2a4c8a)
第3轮
HH(a,b,c,d,M5,4,0xfffa3942)
HH(d,a,b,c,M8,11,0x8771f681)
HH(c,d,a,b,M11,16,0x6d9d6122)
HH(b,c,d,a,M14,23,0xfde5380c)
HH(a,b,c,d,M1,4,0xa4beea44)
HH(d,a,b,c,M4,11,0x4bdecfa9)
HH(c,d,a,b,M7,16,0xf6bb4b60)
HH(b,c,d,a,M10,23,0xbebfbc70)
HH(a,b,c,d,M13,4,0x289b7ec6)
HH(d,a,b,c,M0,11,0xeaa127fa)
HH(c,d,a,b,M3,16,0xd4ef3085)
HH(b,c,d,a,M6,23,0x04881d05)
HH(a,b,c,d,M9,4,0xd9d4d039)
HH(d,a,b,c,M12,11,0xe6db99e5)
HH(c,d,a,b,M15,16,0x1fa27cf8)
HH(b,c,d,a,M2,23,0xc4ac5665)
第4轮
II(a,b,c,d,M0,6,0xf4292244)
II(d,a,b,c,M7,10,0x432aff97)
II(c,d,a,b,M14,15,0xab9423a7)
II(b,c,d,a,M5,21,0xfc93a039)
II(a,b,c,d,M12,6,0x655b59c3)
II(d,a,b,c,M3,10,0x8f0ccc92)
II(c,d,a,b,M10,15,0xffeff47d)
II(b,c,d,a,M1,21,0x85845dd1)
II(a,b,c,d,M8,6,0x6fa87e4f)
II(d,a,b,c,M15,10,0xfe2ce6e0)
II(c,d,a,b,M6,15,0xa3014314)
II(b,c,d,a,M13,21,0x4e0811a1)
II(a,b,c,d,M4,6,0xf7537e82)
II(d,a,b,c,M11,10,0xbd3af235)
II(c,d,a,b,M2,15,0x2ad7d2bb)
II(b,c,d,a,M9,21,0xeb86d391)
常数ti可以以下选择：
在第i步中，ti是4294967296*abs(sin(i))的整数部份,i的单位是弧度。
(2的32次方)
所有这些完成以后，将A，B，C，D分别加上a，b，c，d。然后用下1分组数据继续运行算法，最后的输出是A，B，C和D的级联。
MD5的安全性
MD5相对MD4所作的改进：
1.增加了第4轮.
2.每步均有唯1的加法常数.
3.为减弱第2轮中函数G的对称性从(X&Y)|(X&Z)|(Y&Z)变成(X&Z)|(Y&(~Z))
4.第1步加上了上1步的结果,这将引发更快的雪崩效应.
5.改变了第2轮和第3轮中访问消息子分组的次序,使其更不类似.
6.近似优化了每轮中的循环左移位移量以实现更快的雪崩效应.各轮的位移量互不相同.
它是第1个既能用于数据加密也能用于数字签名的算法。它易于理解和操作，也很流行。算法的名字以发明者的名字命名：Ron Rivest, Adi Shamir 和Leonard Adleman。但RSA的安全性1直未能得到理论上的证明。它经历了各种攻击，至今未被完全攻破。
1、RSA算法 :
首先, 找出3个数, p, q, r,
其中 p, q 是两个相异的质数, r 是与 (p⑴)(q⑴) 互质的数……
p, q, r 这3个数便是 private key
接著, 找出 m, 使得 rm == 1 mod (p⑴)(q⑴)…..
这个 m 1定存在, 由于 r 与 (p⑴)(q⑴) 互质, 用展转相除法就能够得到了…..
再来, 计算 n = pq…….
m, n 这两个数便是 public key
编码进程是, 若资料为 a, 将其看成是1个大整数, 假定 a < n….
如果 a >= n 的话, 就将 a 表成 s 进位 (s <= n, 通常取 s = 2^t),
则每位数均小於 n, 然後分段编码……
接下来, 计算 b == a^m mod n, (0 <= b < n),
b 就是编码後的资料……
解码的进程是, 计算 c == b^r mod pq (0 <= c < pq),
於是乎, 解码终了…… 等会会证明 c 和 a 实际上是相等的
如果第3者进行窃听时, 他会得到几个数: m, n(=pq), b……
他如果要解码的话, 必须想办法得到 r……
所以, 他必须先对 n 作质因数分解………
要避免他分解, 最有效的方法是找两个非常的大质数 p, q,
使第3者作因数分解时产生困难………
<定理>
若 p, q 是相异质数, rm == 1 mod (p⑴)(q⑴),
a 是任意1个正整数, b == a^m mod pq, c == b^r mod pq,
则 c == a mod pq
证明的进程, 会用到费马小定理, 叙述以下:
m 是任1质数, n 是任1整数, 则 n^m == n mod m
(换另外一句话说, 如果 n 和 m 互质, 则 n^(m⑴) == 1 mod m)
应用1些基本的群论的知识, 就能够很容易地证出费马小定理的……..
<证明>
由于 rm == 1 mod (p⑴)(q⑴), 所以 rm = k(p⑴)(q⑴) + 1, 其中 k 是整数
由于在 modulo 中是 preserve 乘法的
(x == y mod z and u == v mod z => xu == yv mod z),
所以, c == b^r == (a^m)^r == a^(rm) == a^(k(p⑴)(q⑴)+1) mod pq
如果 a 不是 p 的倍数, 也不是 q 的倍数时,
则 a^(p⑴) == 1 mod p (费马小定理) => a^(k(p⑴)(q⑴)) == 1 mod p
a^(q⑴) == 1 mod q (费马小定理) => a^(k(p⑴)(q⑴)) == 1 mod q
所以 p, q 均能整除 a^(k(p⑴)(q⑴)) - 1 => pq | a^(k(p⑴)(q⑴)) - 1
即 a^(k(p⑴)(q⑴)) == 1 mod pq
=> c == a^(k(p⑴)(q⑴)+1) == a mod pq
如果 a 是 p 的倍数, 但不是 q 的倍数时,
则 a^(q⑴) == 1 mod q (费马小定理)
=> a^(k(p⑴)(q⑴)) == 1 mod q
=> c == a^(k(p⑴)(q⑴)+1) == a mod q
=> q | c - a
因 p | a
=> c == a^(k(p⑴)(q⑴)+1) == 0 mod p
=> p | c - a
所以, pq | c - a => c == a mod pq
如果 a 是 q 的倍数, 但不是 p 的倍数时, 证明同上
如果 a 同时是 p 和 q 的倍数时,
则 pq | a
=> c == a^(k(p⑴)(q⑴)+1) == 0 mod pq
=> pq | c - a
=> c == a mod pq
Q.E.D.
这个定理说明 a 经过编码为 b 再经过解码为 c 时, a == c mod n (n = pq)….
但我们在做编码解码时, 限制 0 <= a < n, 0 <= c < n,
所以这就是说 a 等於 c, 所以这个进程确切能做到编码解码的功能…..
2、RSA 的安全性
RSA的安全性依赖于大数分解，但是不是同等于大数分解1直未能得到理论上的证明，由于没有证明破解 RSA就1定需要作大数分解。假定存在1种不必分解大数的算法，那它肯定可以修改成为大数分解算法。目前， RSA 的1些变种算法已被证明等价于大数分解。不管怎样，分解n是最明显的攻击方法。现在，人们已能分解多个10进制位的大素数。因此，模数n 必须选大1些，因具体适用情况而定。
3、RSA的速度
由于进行的都是大数计算，使得RSA最快的情况也比DES慢上倍，不管是软件还是硬件实现。速度1直是RSA的缺点。1般来讲只用于少许数据加密。
4、RSA的选择密文攻击
RSA在选择密文攻击眼前很脆弱。1般攻击者是将某1信息作1下假装( Blind)，让具有私钥的实体签署。然后，经过计算便可得到它所想要的信息。实际上，攻击利用的都是同1个弱点，即存在这样1个事实：乘幂保存了输入的乘法结构：
( XM )^d = X^d *M^d mod n
前面已提到，这个固有的问题来自于公钥密码系统的最有用的特点–每一个人都能使用公钥。但从算法上没法解决这1问题，主要措施有两条：1条是采取好的公钥协议，保证工作进程中实体不对其他实体任意产生的信息解密，不对自己1无所知的信息签名；另外一条是决不对陌生人送来的随机文档签名，签名时首先使用One-Way HashFunction 对文档作HASH处理，或同时使用不同的签名算法。在中提到了几种不同类型的攻击方法。
5、RSA的公共模数攻击
若系统中共有1个模数，只是不同的人具有不同的e和d，系统将是危险的。最普遍的情况是同1信息用不同的公钥加密，这些公钥共模而且互质，那么该信息无需私钥便可得到恢复。设P为信息明文，两个加密密钥为e1和e2，公共模数是n，则：
C1 = P^e1 mod n
C2 = P^e2 mod n
密码分析者知道n、e1、e2、C1和C2，就可以得到P。
由于e1和e2互质，故用Euclidean算法能找到r和s，满足：
r * e1 + s * e2 = 1
假定r为负数，需再用Euclidean算法计算C1^(⑴)，则
( C1^(⑴) )^(-r) * C2^s = P mod n
另外，还有其它几种利用公共模数攻击的方法。总之，如果知道给定模数的1对e和d，1是有益于攻击者分解模数，1是有益于攻击者计算出其它成对的e’和d’，而无需分解模数。解决办法只有1个，那就是不要同享模数n。
RSA的小指数攻击。 有1种提高 RSA速度的建议是使公钥e取较小的值，这样会使加密变得易于实现，速度有
所提高。但这样作是不安全的，对付办法就是e和d都取较大的值。
RSA算法是第1个能同时用于加密和数字签名的算法，也易于理解和操作。RSA是被研究得最广泛的公钥算法，从提出到现在已近210年，经历了各种攻击的考验，逐步为人们接受，普遍认为是目前最优秀的公钥方案之1。RSA的安全性依赖于大数的因子分解，但并没有从理论上证明破译RSA的难度与大数分解难度等价。即RSA的重大缺点是没法从理论上掌控它的保密性能如何，而且密码学界多数人士偏向于因子分解不是NPC问题。 RSA的缺点主要有：A)产生密钥很麻烦，遭到素数产生技术的限制，因此难以做到1次1密。B)分组长度太大，为保证安全性，n 最少也要 600 bits 以上，使运算代价很高，特别是速度较慢，较对称密码算法慢几个数量级；且随着大数分解技术的发展，这个长度还在增加，不利于数据格式的标准化。目前，SET( Secure Electronic Transaction )协议中要求CA采取比特长的密钥，其他实体使用比特的密钥。
1、DES算法
美国国家标准局1973年开始研究除国防部外的其它部门的计算机系统的数据加密标准，于1973年5月15日和1974年8月27日前后两次向公众发出了征求加密算法的公告。加密算法要到达的目的（通常称为DES 密码算法要求）主要为以下4点： ☆提供高质量的数据保护，避免数据未经授权的泄漏和未被发觉的修改；
☆具有相当高的复杂性，使得破译的开消超过可能取得的利益，同时又要便于理解和掌握；
☆DES密码体制的安全性应当不依赖于算法的保密，其安全性仅以加密密钥的保密为基础；
☆实现经济，运行有效，并且适用于多种完全不同的利用。
1977年1月，美国政府颁布：采用IBM公司设计的方案作为非机密数据的正式数据加密标准（DES?Data Encryption Standard）。
目前在国内，随着3金工程特别是金卡工程的启动，DES算法在POS、ATM、磁卡及智能卡（IC卡）、加油站、高速公路收费站等领域被广泛利用，以此来实现关键数据的保密，如信誉卡持卡人的PIN的加密传输，IC卡与POS间的双向认证、金融交易数据包的MAC校验等，均用到DES算法。
DES算法的入口参数有3个：Key、Data、Mode。其中Key为8个字节共64位，是DES算法的工作密钥；Data也为8个字节64位，是要被加密或被解密的数据；Mode为DES的工作方式，有两种：加密或解密。
DES算法是这样工作的：如Mode为加密，则用Key 去把数据Data进行加密， 生成Data的密码情势（64位）作为DES的输出结果；如Mode为解密，则用Key去把密码情势的数据Data解密，还原为Data的明码情势（64位）作为DES的输出结果。在通讯网络的两端，双方约定1致的Key，在通讯的源点用Key对核心数据进行DES加密，然后以密码情势在公共通讯网（如电话网）中传输到通讯网络的终点，数据到达目的地后，用一样的Key对密码数据进行解密，便再现了明码情势的核心数据。这样，便保证了核心数据（如PIN、MAC等）在公共通讯网中传输的安全性和可靠性。
通过定期在通讯网络的源端和目的端同时改用新的Key，便能更进1步提高数据的保密性，这正是现在金融交易网络的流行做法。
DES算法详述
DES算法把64位的明文输入块变成64位的密文输出块，它所使用的密钥也是64位，全部算法的主流程图以下：
其功能是把输入的64位数据块按位重新组合，并把输出分为L0、R0两部份，每部份各长32位，其置换规则见下表：
58,50,12,34,26,18,10,2,60,52,44,36,28,20,12,4,
62,54,46,38,30,22,14,6,64,56,48,40,32,24,16,8,
57,49,41,33,25,17, 9,1,59,51,43,35,27,19,11,3,
61,53,45,37,29,21,13,5,63,55,47,39,31,23,15,7,
行将输入的第58位换到第1位，第50位换到第2位，…，依此类推，最后1位是原来的第7位。L0、R0则是换位输出后的两部份，L0是输出的左32位，R0 是右32位，例：设置换前的输入值为D1D2D3……D64，则经过初始置换后的结果为：L0=D58D50…D8；R0=D57D49…D7。
经过16次迭代运算后。得到L16、R16，将此作为输入，进行逆置换，即得到密文输出。逆置换正好是初始置的逆运算，例如，第1位经过初始置换后，处于第40位，而通过逆置换，又将第40位换回到第1位，其逆置换规则以下表所示：
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,
放大换位表
32, 1, 2, 3, 4, 5, 4, 5, 6, 7, 8, 9, 8, 9, 10,11,
12,13,12,13,14,15,16,17,16,17,18,19,20,21,20,21,
22,23,24,25,24,25,26,27,28,29,28,29,30,31,32, 1,
单纯换位表
16,7,20,21,29,12,28,17, 1,15,23,26, 5,18,31,10,
2,8,24,14,32,27, 3, 9,19,13,30, 6,22,11, 4,25,
在f(Ri,Ki)算法描写图中，S1,S2…S8为选择函数，其功能是把6bit数据变成4bit数据。下面给出选择函数Si(i=1,2……的功能表：
选择函数Si
S1:
14,4,13,1,2,15,11,8,3,10,6,12,5,9,0,7,
0,15,7,4,14,2,13,1,10,6,12,11,9,5,3,8,
4,1,14,8,13,6,2,11,15,12,9,7,3,10,5,0,
15,12,8,2,4,9,1,7,5,11,3,14,10,0,6,13,
S2:
15,1,8,14,6,11,3,4,9,7,2,13,12,0,5,10,
3,13,4,7,15,2,8,14,12,0,1,10,6,9,11,5,
0,14,7,11,10,4,13,1,5,8,12,6,9,3,2,15,
13,8,10,1,3,15,4,2,11,6,7,12,0,5,14,9,
S3:
10,0,9,14,6,3,15,5,1,13,12,7,11,4,2,8,
13,7,0,9,3,4,6,10,2,8,5,14,12,11,15,1,
13,6,4,9,8,15,3,0,11,1,2,12,5,10,14,7,
1,10,13,0,6,9,8,7,4,15,14,3,11,5,2,12,
S4:
7,13,14,3,0,6,9,10,1,2,8,5,11,12,4,15,
13,8,11,5,6,15,0,3,4,7,2,12,1,10,14,9,
10,6,9,0,12,11,7,13,15,1,3,14,5,2,8,4,
3,15,0,6,10,1,13,8,9,4,5,11,12,7,2,14,
S5:
2,12,4,1,7,10,11,6,8,5,3,15,13,0,14,9,
14,11,2,12,4,7,13,1,5,0,15,10,3,9,8,6,
4,2,1,11,10,13,7,8,15,9,12,5,6,3,0,14,
11,8,12,7,1,14,2,13,6,15,0,9,10,4,5,3,
S6:
12,1,10,15,9,2,6,8,0,13,3,4,14,7,5,11,
10,15,4,2,7,12,9,5,6,1,13,14,0,11,3,8,
9,14,15,5,2,8,12,3,7,0,4,10,1,13,11,6,
4,3,2,12,9,5,15,10,11,14,1,7,6,0,8,13,
S7:
4,11,2,14,15,0,8,13,3,12,9,7,5,10,6,1,
13,0,11,7,4,9,1,10,14,3,5,12,2,15,8,6,
1,4,11,13,12,3,7,14,10,15,6,8,0,5,9,2,
6,11,13,8,1,4,10,7,9,5,0,15,14,2,3,12,
S8:
13,2,8,4,6,15,11,1,10,9,3,14,5,0,12,7,
1,15,13,8,10,3,7,4,12,5,6,11,0,14,9,2,
7,11,4,1,9,12,14,2,0,6,10,13,15,3,5,8,
2,1,14,7,4,10,8,13,15,12,9,0,3,5,6,11,
在此以S1为例说明其功能，我们可以看到：在S1中，共有4行数据，命名为0，1、2、3行；每行有16列，命名为0、1、2、3，……，14、15列。
现设输入为： D＝D1D2D3D4D5D6
令：列＝D2D3D4D5
行＝D1D6
然后在S1表中查得对应的数，以4位2进制表示，此即为选择函数S1的输出。下面给出子密钥Ki(48bit)的生成算法
从子密钥Ki的生成算法描写图中我们可以看到：初始Key值为64位，但DES算法规定，其中第8、16、……64位是奇偶校验位，不参与DES运算。故Key 实际可用位数便只有56位。即：经过缩小选择换位表1的变换后，Key 的位数由64 位变成了56位，此56位分为C0、D0两部份，各28位，然后分别进行第1次循环左移，得到C1、D1，将C1（28位）、D1（28位）合并得到56位，再经过缩小选择换位2，从而便得到了密钥K0（48位）。依此类推，即可得到K1、K2、……、K15，不过需要注意的是，16次循环左移对应的左移位数要根据下述规则进行：
循环左移位数
1,1,2,2,2,2,2,2,1,2,2,2,2,2,2,1
以上介绍了DES算法的加密进程。DES算法的解密进程是1样的，区分仅仅在于第1次迭代时用子密钥K15，第2次K14、……，最后1次用K0，算法本身并没有任何变化。
2、DES算法理论图解
DES的算法是对称的，既可用于加密又可用于解密。下图是它的算法粗框图。其具体运算进程有以下7步。
＜缺：找到补上＞
3、DES算法的利用误区
DES算法具有极高安全性，到目前为止，除用穷举搜索法对DES算法进行攻击外，还没有发现更有效的办法。而56位长的密钥的穷举空间为256，这意味着如果1台计算机的速度是每秒种检测1百万个密钥，则它搜索完全部密钥就需要将近2285年的时间，可见，这是难以实现的，固然，随着科学技术的发展，当出现超高速计算机后，我们可斟酌把DES密钥的长度再增长1些，以此来到达更高的保密程度。
由上述DES算法介绍我们可以看到：DES算法中只用到64位密钥中的其中56位，而第8、16、24、……64位8个位并未参与DES运算，这1点，向我们提出了1个利用上的要求，即DES的安全性是基于除8，16，24，……64位外的其余56位的组合变化256才得以保证的。因此，在实际利用中，我们应避开使用第8，16，24，……64位作为有效数据位，而使用其它的56位作为有效数据位，才能保证DES算法安全可靠地发挥作用。如果不了解这1点，把密钥Key的8，16，24，….. .64位作为有效数据使用，将不能保证DES加密数据的安全性，对应用DES来到达保密作用的系统产生数据被破译的危险，这正是DES算法在利用上的误区，留下了被人攻击、被人破译的极大隐患。