http://www.hankcs.com/security/des-algorithm-illustrated.html
DES（Data Encryption Standard）算法是世界上最常用的加密算法。在很长时间内，许多人心目中“密码生成”与DES一直是个同义词。
DES是怎么工作的？本文通过一个简单的例子来一部一部展示DES的加密流程。自动DES诞生以来，许多加密算法都采用了类似DES的手段。一旦理解了DES中的变换，你一定能够更轻松的理解这些现代加密算法中的门道。
DES处理比特，或者说二进制数字，我们知道，没四个比特构成一个十六进制数。DES加密一组64位的信息，也就是16个16进制数。为了完成加密，DES
DES秘钥获取：
我们取16进制秘钥K为：
K = 133457799BBCDFF1
我们可以得到他的二进制形式（1为0001,3为0011，依次类推，并且将没8位写成一组。这样每组的最后一位都没有被用上。）
K = 00010011 00110100 01010111 01111001 10011011 10111100 11011111 11110001
创建16个子秘钥，每个长48比特
这个64位的秘钥首先根据表格PC-1进行变换。
表PC-1
| 57 | 49 | 41 | 33 | 25 | 17 | 9 |
| 1 | 58 | 50 | 42 | 34 | 26 | 18 |
| 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 |
| 14 | 6 | 61 | 53 | 45 | 37 | 29 |
| 21 | 13 | 5 | 28 | 20 | 12 | 4 |
由于上表中第一个元素为57，这将使元秘钥的第57位变换为新秘钥K+的第一位。同理，元秘钥的第49位变换为新秘钥的第2位，，，元秘钥的第4位变换为新秘钥的最后一位，注意元秘钥中只有56位会进入新秘钥，上表也只有56个元素。
比如，对于原秘钥：
K = 00010011 00110100 01010111 01111001 10011011 10111100 11011111 11110001
我们将得到56位新秘钥：
K+ = 1111000 0110011 0010101 0101111 0101010 1011001 1001111 0001111
然后，我们将这个密钥拆分为左右两个部分，C0和D0，每半边都有28位。
比如，对于新密钥，我们得到：
C0 = 1111000 0110011 0010101 0101111
D0 = 0101010 1011001 1001111 0001111
对于相同定义的C0和D0，我们现在创建16个块Cn和Dn 1<=n<=16.
每一对Cn和Dn都是由前一对Cn-1和Dn-1移位而来。具体来说，对于n=1,2,3，。。。，16，在前一轮移位的结果上，进行左移操作。什么叫左移？左移指的是将除第一位外的所有为往左移一位，将第一位移动至最后一位。
这意味着，比如说，C3和D3是C2和D2移位而来的，具体来说，通过2次左移位，C16和D16则是由C15和D15通过1次左移得到的。在所有情况下，一次左移就是将所有比特往左移动一位。使的一位后的比特的位置相较于变换前成为2,3,4，，，28,1.
比如，对于原始字谜要C0和D0，我们得到：
C0 = 1111000011001100101010101111 C1 = 1110000110011001010101011111 C2 = 1100001100110010101010111111 C3 = 0000110011001010101011111111 C4 = 0011001100101010101111111100 C5 = 1100110010101010111111110000 C6 = 0011001010101011111111000011 C7 = 1100101010101111111100001100 C8 = 0010101010111111110000110011 C9 = 0101010101111111100001100110 C10 = 0101010111111110000110011001 C11 = 0101011111111000011001100101 C12 = 0101111111100001100110010101 C13 = 0111111110000110011001010101 C14 = 1111111000011001100101010101 C15 = 1111100001100110010101010111 C16 = 1111000011001100101010101111 D0 = 0101010101100110011110001111 D1 = 1010101011001100111100011110 D2 = 0101010110011001111000111101 D3 = 0101011001100111100011110101 D4 = 0101100110011110001111010101 D5 = 0110011001111000111101010101 D6 = 1001100111100011110101010101 D7 = 0110011110001111010101010110 D8 = 1001111000111101010101011001 D9 = 0011110001111010101010110011 D10 = 1111000111101010101011001100 D11 = 1100011110101010101100110011 D12 = 0001111010101010110011001111 D13 = 0111101010101011001100111100 D14 = 1110101010101100110011110001 D15 = 1010101010110011001111000111 D16 = 0101010101100110011110001111
我们现在就可以得到第n轮的新秘钥Kn（1<=n<=16）了。具体做法是，对每一对拼合后的子秘钥CnDn，按照表PC-2执行变换：
| 14 | 17 | 11 | 24 | 1 | 5 |
| 3 | 28 | 15 | 6 | 21 | 10 |
| 23 | 19 | 12 | 4 | 26 | 8 |
| 16 | 7 | 27 | 20 | 13 | 2 |
| 41 | 52 | 31 | 37 | 47 | 55 |
| 30 | 40 | 51 | 45 | 33 | 48 |
| 44 | 49 | 39 | 56 | 34 | 53 |
| 46 | 42 | 50 | 36 | 29 | 32 |
每对子秘钥有56位，但是PC-2仅仅使用其中48位。
于是，第你轮新秘钥Kn的第一位来自组合秘钥CnDn的第14位，第2位来自第17位，以此类推，知道新秘钥的第48位来自组合秘钥的第32位。
比如：
对于第一轮的组合秘钥，我们有：
C1D1 = 1110000 1100110 0101010 1011111 1010101 0110011 0011110 0011110
通过PC-2的变换后，得到：
K1 = 000110 110000 001011 101111 111111 000111 000001 110010
同理，对于其他秘钥，我们得到：
K2 = 011110 011010 111011 011001 110110 111100 100111 100101 K3 = 010101 011111 110010 001010 010000 101100 111110 011001 K4 = 011100 101010 110111 010110 110110 110011 010100 011101 K5 = 011111 001110 110000 000111 111010 110101 001110 101000 K6 = 011000 111010 010100 111110 010100 000111 101100 101111 K7 = 111011 001000 010010 110111 111101 100001 100010 111100 K8 = 111101 111000 101000 111010 110000 010011 101111 111011 K9 = 111000 001101 101111 101011 111011 011110 011110 000001 K10 = 101100 011111 001101 000111 101110 100100 011001 001111 K11 = 001000 010101 111111 010011 110111 101101 001110 000110 K12 = 011101 010111 000111 110101 100101 000110 011111 101001 K13 = 100101 111100 010111 010001 111110 101011 101001 000001 K14 = 010111 110100 001110 110111 111100 101110 011100 111010 K15 = 101111 111001 000110 001101 001111 010011 111100 001010 K16 = 110010 110011 110110 001011 000011 100001 011111 110101
关于子秘钥的话题我们就到此为止，接下来我们看信息本身。
DES是一个基于组块的加密算法，这意味着无论输入还是输出都是64位长度。也就是说DES产生了一种最多264中的变换方法。每个64位的区块被分为2个32位的部分，左半部分L和右半部分R。
比如明文，M为
M = 0123456789ABCDEF
这里的M是16进制的，将M写成二进制，我们得到一个64位的区块：
M = 0000 0001 0010 0011 0100 0101 0110 0111 1000 1001 1010 1011 1100 1101 1110 1111 L = 0000 0001 0010 0011 0100 0101 0110 0111 R = 1000 1001 1010 1011 1100 1101 1110 1111
M的第一位是0，最后一位是1，我们从左读到右。
对于明文M，我们计算一下初始变换IP（Initial permutation）。IP是重新变换数据M的每一位产生的。产生过程由下表决定，表格的下标对应新数据的下标，表格的数值x表示新数据的这一位来自旧数据的第x位。
比如，对M的区块，执行初始变换，得到：
M = 0000 0001 0010 0011 0100 0101 0110 0111 1000 1001 1010 1011 1100 1101 1110 1111
IP = 1100 1100 0000 0000 1100 1100 1111 1111 1111 0000 1010 1010 1111 0000 1010 1010
接着讲变换IP分为32位的左半边L0和右半边R0
比如，对于上例，我们得到：
L0 = 1100 1100 0000 0000 1100 1100 1111 1111
R0 = 1111 0000 1010 1010 1111 0000 1010 1010
我们接着执行16个迭代，对1<=n<=16,使用一个函数f.函数f输入两个区块，一个32位的数据块和一个48位的木曜区块Kn，输出一个32位的区块。定义+表示异或XOR。那么让n从1循环到16，我们计算：
Ln=Rn-1
Rn=Ln-1+f(Rn-1,Kn)
这样我们就得到最终区块，也就是n=16的L16R16.这个过程说白了就是，我们那前一个迭代结果的右边32位作为当前迭代的左边32位。对于当前迭代的右边32位，将它和上一个迭代的f函数的输出执行XOR运算。
比如，对于n=1，我们有：
K1 = 000110 110000 001011 101111 111111 000111 000001 110010 L1 = R0 = 1111 0000 1010 1010 1111 0000 1010 1010 R1 = L0 + f(R0,K1)
剩下就是f函数是如何工作的了，为了计算f，我们首先扩展每个Rn-1，将其从32位扩展到48位，这是通过使用一张表来重复Rn-1中的一位位来实现的。我们称这个过程为函数E。也就是说函数E（Rn-1）输入32位输出48位。
定义E为函数E的输出，将其写成8组，每组6位，这些比特是通过选择输入的某些位来产的，具体选择顺序按照如下表格实现：
| 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 |
也就是说E(Rn-1)开头的三个比特分别来自Rn-1的第32、1和2位。E(Rn-1)末尾的2个比特分别来自Rn-1的第32位和第1位。
比如：给定R0，我们可以计算出E(R0)：
R0 = 1111 0000 1010 1010 1111 0000 1010 1010
E(R0) = 011110 100001 010101 010101 011110 100001 010101 010101
接着在f函数中，我们对输出E（Rn-1）和秘钥Kn执行XOR运算：
Kn+E(Rn-1)
比如，对K1，E(R0)，我们有：
K1 = 000110 110000 001011 101111 111111 000111 000001 110010 E(R0) = 011110 100001 010101 010101 011110 100001 010101 010101 K1+E(R0) = 011000 010001 011110 111010 100001 100110 010100 100111
到这里我们还没有完成f函数的运算，我们仅仅使用一张表将Rn-1从32位扩展为48位，并且对这个结果和秘钥Kn执行了异或运算。我们现在有了48位的结果，或者说8组6比特数据。我们现在要对每组的6比特执行一些奇怪的操作：
我们将它作为一张被称为“S盒”的表格的地址。每组6比特都将给我们一个位于不同S盒中的地址。在哪个地址里存放着一个4比特的数字。这个4比特的数字将会替换掉原来的6个比特。最终结果就是，8组6比特的数据被转换为8组4比特（一共32位）的数据。
将上一步的48位的结果写成如下形式：
Kn+E(Rn-1)=B1B2B3B4B5B6B7B8
每个Bi都是一个6比特的分组，我们现在计算
S1（B1）S2（B2）S3（B3）S4（B4）S5（B5）S6（B6）S7（B7）S8（B8）
其中，Si（Bi）指的是第i个S盒的输出。
为了计算每个S函数S1，S2，，，S8，取一个6位的区块作为输入，输出一个4位的区块。决定S1的表格如下：
S1Column Number
| Row | ||||||||||||||||
| No. | 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 |
| 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 |
如果S1是定义在这张表上的函数，B是一个6位的块，那么计算S1（B）的方法是：B的第一位和最后一位组合起来，的二进制数决定一个介于0和3之间的十进制数（或者二进制00到11之间）。设这个数为i，B的中间4位二进制数代表一个介于0到15之间的二进制数（二进制0000到1111）。设这个数为j。查表找到第i行第j列的那个数，这个是一个介于0和15之间的数，并且它是能由一个唯一的4位区块表示的。这个区块就是函数S1输入B得到的输出S1（B）。比如，对输入B=011011，第一位是0，最后一位是1，决定了行号是01，也就是十进制的1，中间4位是1101，也就是十进制的13，虽有列号是13.查表第一行第13列我们得到数字5.
这就决定了输出；5的二进制是0101，所以输出就是0101，即S1（011011）=0101。
同理，定义这8个函数S1，S2，，，S8：
| 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 |
| 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 |
| 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 |
| 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 |
| 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 |
| 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 |
| 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 |
| 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 |
例子：对弈第一轮，我们得到这8个S盒的输出：
K1+E(R0)=011000 010001 011110 111010 100001 100110 010100 100111
S1（B1）S2（B2）S3（B3）S4（B4）S5（B5）S6（B6）S7（B7）S8（B8）=0101 1100 1000 0010 1011 0101 1001 0111
函数f的最后一步就是对S盒的输出进行一个变换来产生最终值：
f=P（S1（B1）S2（B2）S3（B3）S4（B4）S5（B5）S6（B6）S7（B7）S8（B8））
变换P由如下表格定义。P输入32位数据，通过下表产生32位输出：
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
比如对8个S盒的输出：
S1（B1）S2（B2）S3（B3）S4（B4）S5（B5）S6（B6）S7（B7）S8（B8）=0101 1100 1000 0010 1011 0101 1001 0111
我们得到：
f=0010 0011 0100 1010 1010 1001 1011 1011
那么R1=L0+f（R0，K1）
= 1100 1100 0000 0000 1100 1100 1111 1111 + 0010 0011 0100 1010 1010 1001 1011 1011 = 1110 1111 0100 1010 0110 0101 0100 0100
在下一轮迭代中，我们的L2=R1，这就是我们刚刚计算的结果。之后，我们必须计算R2=L1+f(R1,K2),一直完成16个迭代之后，我们有了区块L16和R16,。接着我们逆转两个区块的顺序得到一个64位的区块：
R16L16
然后，我们对其执行一个最终的IP-1，其定义如下：
| 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 |
也就是说，该变换的输出的第一位是输入的第40位，第二位是输入的8位，一直到将输入的第25位作为输出的最后一位。
比如，我们使用上述方法得到了第16轮的左右两个区块：
L16 = 0100 0011 0100 0010 0011 0010 0011 0100
R16 = 0000 1010 0100 1100 1101 1001 1001 0101
我们将两个区块调换位置，然后执行最终变换：
R16L16 = 00001010 01001100 11011001 10010101 01000011 01000010 00110010 00110100
IP-1 = 10000101 11101000 00010011 01010100 00001111 00001010 10110100 00000101
写成16进制得到：
85E813540F0AB405
这就是明文M=0123456789ABCDEF的密文：85E813540F0AB405
解密就是加密的反过程，执行上述步骤，只不过在那16轮迭代中，调转左右子秘钥的位置而已。