我们直接跳过凯撒密码、简单替换密码等只具有历史意义的知识......
对称加密
DES
DES（Data Encryption Standard）是一种将64bit明文加密为等长密文的对称加密算法，其密钥长度为64bit（每隔7位插入一个用于错误检查的位）。
对于64bit的明文输入，DES算法按照下图步骤进行若干轮的加密：
- 明文被分为左右各32位。
- 右侧明文和子密钥一起经过轮函数，得到32位的输出。
- 轮函数输出同左侧明文异或。
可见，一轮加密只能加密一半数据，因此需要多轮加密，每次左右两侧的输入分别为上一轮的右侧和左侧的输出。子密钥只是一个局部密钥，在每一轮中都有所不同。如果要解密，只需要逆序使用多轮加密的子密钥即可，（考虑一下XOR的特性：A XOR B XOR B = A）。
3DES算法是对DES算法的改进，大意是使用三种密钥顺序运行DES算法三次，过程为加密-解密-加密，中间加入解密步骤是为了和DES算法兼容。
AES (Rijndael)
AES（Advanced Encryption Standard）的输入分组为128bit，即16字节，这16字节可以用一个4x4的矩阵表示，其一轮加密流程如下：
- 使用一张有256个值的替换表对矩阵中的每个字节进行替换（类似简单替换密码）。
- 将每行循环左移不同的位数（类似加强版的凯撒密码）。
- 对每一列进行混淆。
- 将处理后的矩阵与轮密钥进行异或。
与DES相比，AES每次都能对全部明文进行处理，因此加密所需轮数更少。
分组密码的迭代模式
像AES和DES这样的加密算法，每次都只能对固定长度的明文输入进行加密，如果要加密任意长度的明文，则需要迭代运行加密算法。
ECB
一种简单的思路是将明文分成若干个固定长度的分组，然后对每个分组进行加密，这种模式称为ECB（Electronic Codebook）。由于每个分组互不影响，这种模式还可以并行加密，效率较高。然而，恶意攻击者只需要了解加密数据的格式，就可以通过交换分组顺序的方式对数据进行篡改，甚至不需要破译加密算法的密钥。
例如，如果一个计算机的密钥配置文件使用ECB模式加密：
密文分组1：用户名
密文分组2：密码攻击者只需要了解这个文件是以（用户名，密码）格式存储的，就可以直接用分组1的内容覆盖分组2，从而修改用户的密码，达到侵入系统的目的。除此以外，如果明文分组的出现次数存在某种规律，则攻击者或许可以通过这种统计规律来破译密钥（这和简单替换密码类似）。
CBC
ECB模式的弱点在于每个分组独立加密，而CBC（Cipher Block Chaining）模式则在每个分组加密前都会与上一个分组的密文进行异或，这样就使得每个分组都依赖于前一个分组，从而使得攻击者无法直接修改分组内容，第一个分组则和一个随机的初始化向量IV进行异或（我们可以把CBC模式看作一个带有虚拟头节点的分组链表）。由于每个分组都和钱一个分组的密文相关，相同分组的密文也就不一定相同，因此CBC模式可以有效避免ECB模式的统计攻击。
CBC的缺陷在于，如果某个分组的密文被损坏，则会影响两个分组的解密。如果损坏导致一些密文的比特丢失，则将影响后续所有分组的解密。
CFB
CFB（Cipher Feedback）模式将前一个分组作为加密算法的输入，然后将加密算法的输出与当前分组的明文进行异或，从而得到当前分组的密文。第一个分组同样需要一个随机的初始化向量IV。
OFB
OFB（Output Feedback）模式和CFB模式类似，只是将加密算法的输出作为下一个分组的输入，而不是前一个分组的密文。
CTR
CTR（Counter）模式将一个计数器作为加密算法的输入，参与加密。计数器的值分为nonce和分组序号两个部分，前者在每次加密时都随机生成，后者严格递增。这种模式支持以任意顺序对分组进行加密解密，只需要提前根据分组序号和nonce计算出计数器值即可，这也就意味着可以并行加密解密。
非对称加密
使用对称加密算法，就一定要解决密钥配送问题，这是因为密钥同时被用来加解密，一旦泄露则将导致加密失效。而非对称加密算法用公钥进行加密，私钥进行解密，通信双方只需要交换公钥，用彼此的公钥加密数据即可，窃听者即使能够获取公钥，也无法解密数据。问题在于，在缺乏身份认证机制的情况下，第三方可能插入到双边通信的过程中，对任意一方冒充另一方，从而达到窃取信息的目的。
RSA
RSA（Rivest–Shamir–Adleman）算法可用于非对称加密和数字签名，其加解密过程如下：
密文 = 明文 ^ e mod n
明文 = 密文 ^ d mod ne和n的组合即公钥，d和n的组合即私钥。
在生成密钥对时，首先准备两个很大的质数p和q，然后计算n = p * q，再计算$n = p * q
对恶意攻击者而言，只知道e、n和密文，要破译d很难，因为最终需要推导p和q的值，而这涉及到对大整数的因式分解，目前还没有高效的算法可以解决这个问题。
ECC
ECC（Elliptic Curve Cryptography）算法是基于椭圆曲线的密码技术的统称，实际上包括非对称加密、数字签名和密钥交换三类。
ECC使用椭圆曲线上的离散对数问题实现非对称加密，即已知椭圆曲线E、E上两点G和xG，求解x（参见椭圆曲线上的运算定义）。
通信双方只需要商定椭圆曲线上一点G，确定各自的私钥a、b，公钥则为aG和bG，共享密钥则为abG。
哈希函数
上面所提到的加密算法虽然可以保证数据的机密性，但是无法保证数据的完整性，攻击者就算无法破解密钥，也可以通过修改密文内容的方式来破坏数据，因此，我们最好能够对数据进行完整性校验，以便能及时发现数据被篡改的情况。
单向散列函数（One-way Hash Function）可以将任意长度的数据映射为固定长度的数据，这种映射是单向的，即无法通过散列值反推原始数据。在通信时，发送方将原始数据和散列值一起发送给接收方，接收方收到数据后，再次计算散列值，如果两个散列值不一致，则说明数据被篡改。
如同我们用哈希表存储数据时会遭遇哈希碰撞一样，这里的单向散列函数同样可能出现碰撞，即两条不同的消息可能产生相同的散列值，这就十分考验散列函数的设计了。
常见的单向散列函数有MD5（MD 即 Message Digest）、SHA-1（SHA即Secure Hash Algorithm）、SHA-2、SHA-3等，你在下载文件或者网络通信时应该或多或少见过。MD4、MD5和SHA-2的抗碰撞性目前已经被攻破，现在主要使用SHA-2和SHA-3（Keccak）
消息认证码
尽管哈希函数可以保证数据的完整性，但是无法保证数据的来源。攻击者大可以自己伪装成发送方，发送一条经过篡改的数据，并且附上正确的散列值，接收方只能判断这条消息没被第三方篡改，却无法辨别数据是否真的是由发送方发出的。
消息认证码（Message Authentication Code，MAC）既可以用于数据完整性校验，也可以用于数据来源认证。我们可以将其理解为带有密钥的哈希函数，这个密钥由通信双方持有。发送方发送数据时附带数据的MAC值，接收方可以利用自己的密钥计算数据的MAC值，如果两个值一致，则说明数据没有被篡改，且数据来源可信。
MAC的密钥让我们联想到对称加密算法中的密钥配送问题，事实上，MAC的密钥也需要通过非对称加密、DH密钥协商等方式确保安全地传输。
数字签名
使用MAC可能出现这样的问题：A收到B的消息，通过了MAC认证，但是B却否认发送过这条消息，并声称是A在本地伪造了这条消息。这个问题的根源是，通信双方同时持有MAC密钥，因此只能证明一条消息是其中某一方发出的（对于A来说，他只能认为收到的消息是B发出的），这就给了另一方抵赖的机会。
数字签名利用非对称加密的方式弥补了这个缺陷：
- 通信双方各自持有一个公钥-私钥对。
- 在通信过程中，双方拿到对方的公钥。
- 发送消息时，发送方用自己的私钥对消息进行签名。
- 接收消息时，接收方用对方的公钥对消息进行验证。
由于非对称加密解密算法较慢，我们一般只对消息的摘要（散列值）进行签名。
由于只有持有私钥的一方才能对消息进行签名，因此，即使前文中B否认发送过消息，A也可以通过验证消息的签名来证明消息是B发出的。
注意，这样做仍然无法避免中间人攻击，这需要借助数字证书来解决，但这就不是密码学的范畴了。
伪随机数生成器
随机数广泛地用于生成密钥、密钥对、IV、nonce和salt中，能帮助我们避免重放攻击、字典攻击等。
生成随机数需要满足三个性质：
- 随机性：不存在统计学偏差，即生成的随机数是均匀分布的。
- 不可预测性：无法通过已知的随机数推导出下一个随机数。
- 不可重现性：除非将随机数序列保存下来，否则无法重现之前生成过的序列。
硬件中生成随机数往往借助自然界中无法预测和重现的随机现象，如热噪声、温度和声音的变化等，而软件中无法追踪随机现象，故无法生成真随机数，只能是伪随机数。
一个伪随机数生成器需要借助外部的种子来初始化内部状态，然后根据内部状态生成随机数，同时更新内部状态。如果种子相同，那么生成的随机数序列也是相同的。