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1. 帶有交換S盒的DEs：

其它DES改進型皆以S盒為中心．有的設(shè)計使S盒的順序可變且依賴于密鑰。

其它一些設(shè)計使S盒本身的內(nèi)容可變。

比哈姆和沙米爾證明可優(yōu)化S盒的設(shè)計，甚至S盒本身的順序，以抵抗差分密碼分析。

更換DES的8個S盒的順序(不改變它們的值)可以使DES變得更加脆弱：特定代替順序的l6輪DES可在2的46步之內(nèi)被破譯．具有隨機S盒的DES已被證明非常容易被破譯。

即使對DES一個S盒的一個輸入的極小改變，也能使DES更容易破譯。

正如NIST所承認的那樣；優(yōu)化DES以抵抗差分密碼分析，事隔l0余年之后才為密碼學(xué)術(shù)界所發(fā)現(xiàn)。

2. Lucifer算法：

Lucifer(盧西弗)是IBM公司在7O年代中期設(shè)計的一種分組算法。

它是IBM對之進行改進成為DES算法的原始算法。

Lucifer具有可變的(選代)輪數(shù)及可變的分組長度，其密鑰長度為128比特，這使得針對Lucifer的強力攻擊成為不可行的事。

比哈姆和沙米爾利用差分密碼分析證明，用4O個選擇明文和2的29次方步便可破譯具有32比特分組和8輪(迭代)的Lucifer;用60個選擇明文和2的53次方步，同樣的攻擊可破譯具有128比特分組和8輪的Lucifer．另一種差分密碼分析用24個選擇明文在2的21次方步內(nèi)破譯了l8輪128比特的Lucifer。

有一種Lucifer的變型，不過比所述Lucifer要弱得多。

Lucifer是若干美國專利的題目，已全部滿期．

3. NewDES：

羅伯特·斯科特(RobertScott)在l985年設(shè)計成作為DES可能代替物的NewDES。

NewDES處理64比特的明文分組，但具有120比特的密鑰，它在軟件實現(xiàn)時比DES更簡單，沒有初始置換或*終置換，所有的處理都是在整字節(jié)上進行一算法從不讀出，寫入或置換任何特定的二進制數(shù)碼。

查理·康納爾(CharlesConnel1)指出，NewDES具有與DES所具有的完全相同的互補密鑰性質(zhì)(complement——keyproperty)：如果Ek(P)=C，則Ek'(P')=C',這就把強力攻擊所需時間從2的120次方步減少到2的119次方步。

比啥姆提到，一個整字節(jié)的任何變化，當(dāng)加到除B5之外的所有密鑰字節(jié)和所有數(shù)據(jù)字節(jié)時．會產(chǎn)生其它的互補性質(zhì)，這就把強力攻擊進一步減少到2的112次方步。

這不是在詛咒．但比哈姆的與密鑰有關(guān)的密碼分析攻擊能夠使用2的33次方個選擇明文在2的48次方步之內(nèi)破譯NewDES雖然這種攻擊頗為耗時，但卻要比強力攻擊所需2的120次方步快得多．它使NewDES大大弱于DES。

4. FEAL—N：

FEAL密碼算法族是日本NTT（日本電報電話公共公司)的清水(Shimizi)和官口(Miyaguchi)設(shè)計的，他們的想法是形成一種與DES類似的算法，但卻是一種其間的每一輪(迭代)部比DES強得多的算法。

因此，算法的(迭代)輪數(shù)會較少而且運算速度會較快。

4輪(迭代)的FEAL，即FEAL一4被波爾(B·DenBoer)在《F．E．A．L．的密碼分析》一文中作了成功的密碼分析；晚些時候再次被墨菲(S·Murphy)在《使用2O個選擇明文的FEAL一4密碼分析》一文中推翻。

FEAL的設(shè)計者們用8輪FEAL，即FEAL一8予以報復(fù)使用10000次加密、針對FEAL一8的一次成功的選擇明文攻擊，迫使設(shè)計者們舉手投降，定義出FEAL—N，即具有可變輪數(shù)的FEAL(當(dāng)然大干8輪)。

比哈姆和沙米爾轉(zhuǎn)而把他們的差分密碼分析技術(shù)對準(zhǔn)FEAL—N，并很快發(fā)現(xiàn)他們能夠以比窮舉搜索更快的速度(小于2的64次方個選擇明文加密)破譯少于32輪算法的型式的FEAL—N。

FEAL一16需要2的28次方個選擇明文或2的46.5次方個已知明文來破譯；FEAL一8需要2000個選擇明文或2的37.5次方個已知明文來破譯。

至于FEAL一4，則僅需要8個精心選擇的明文便可破譯。

FEAL的設(shè)計者們還定義出了FEAL—Nx，一種接納128比特密鑰的FEAL的改進型。

比哈姆和沙米爾證明，破譯128比特密鑰的FEAL—Nx就如同破譯64比特密鑰的FEAL—N一樣容易，不管N為何值都是如此。

FEAL已取得專利權(quán)。