CN104333446B - 一种新型超轻量级qtl分组密码实现方法 - Google Patents

Abstract

本发明公开了一种新型超轻量级QTL分组密码实现方法，该方法通过设计新型广义Feistel网络结构，该结构算法克服了传统Feistel网络结构一轮迭代运算只改变一半分组数据的不足，做到一轮迭代运算改变全部分组数据。算法轮运算中F函数包含F₁与F₂函数，分别采用S₁与S₂盒，F函数变换过程依次为轮密钥加、S盒替换、P置换、S盒替换；不同的S盒、P置换只需硬件连线，构造了轻型超级S盒的F函数。算法结构高度对称，算法解密复用加密模块，交换加密轮密钥使用顺序就可进行解密，操作简便，实现解密不需消耗额外资源。相对目前的轻量级密码，其占用资源更小，加密性能高，能抗已知攻击。

Description

一种新型超轻量级QTL分组密码实现方法

技术领域

本发明涉及一种新型超轻量级QTL分组密码实现方法。

背景技术

分组密码算法是用相同的密钥进行加密和解密运算，本质上，分组密码算法是一种带密钥的有限轮迭代置换变换，将固定长度的明文经过有限轮迭代置换变换，转换为相同长度的密文。分组密码算法具有速度快、易于标准化和便于软硬件实现等特点，一直是资源约束下的加密方案。分组密码作为信息安全中的核心密码，在物联网应用安全领域有着广泛的应用。

近年来，随着物联网技术快速发展，无线传感器(WSN)和无线射频(RFID)应用越来越广泛，这些设备具有硬件制造、维护成本低，网络健壮性、自组织性强，适用性广泛的特点，已成为物联网产业的关键组成部分。WSN和RFID基于无线网络传输信息，攻击者更容易获取、干扰甚至破坏信息传输。在这些微型计算设备中，软硬件实现所需资源有着严格限制，传统分组密码算法实现规模相对较大，不适合应用在这些资源极端受限的应用环境中，因此密码设计者们提出轻量级分组密码来保证物联网信息的安全。

从2007年开始，国际学术界就陆续发表了一些有关轻量级分组密码算法论文，轻量级分组码迅速成为国际学术界研究的一个前沿热点问题。经过近年来的研究，目前已有一些轻量级分组密码算法，典型代表如PRESENT、MIBS、Twine、Piccolo、LED、LBlock、KLEIN、ITUbee等。

目前，轻量级分组密码算法存在的问题为如下方面：(1)轻量级分组密码算法主要采用两种结构：一种是SP网络结构，该结构对称性相对较差，加解密不相似，实现时消耗的资源较多，加解密的时间也不相同。另一种是Feistel网络结构，该结构加解密相似，实现时消耗的硬件资源较少，适合在计算能力受限的环境中使用；但该结构密码算法扩散速度慢，一轮迭代运算中只有一半的分组进入轮函数，从而只能改变一半分组数据。(2)有些轻量级分组密码算法解密过程较复杂，从而在实现算法解密时，不能完全复用加密过程模块，需要额外消耗资源。(3)一些轻量级分组密码算法加密占用资源仍然过大，加密性能较低，不便于在资源极端受限设备中实现；并且还有一些分组密码算法抗攻击能力较弱，特别是抵抗常见的差分、线性以及代数攻击。

发明内容

本发明提供了一种新型超轻量级高效的轻量级QTL分组密码实现方法，其目的在于，克服现有技术轻量级分组密码算法存在如下问题：Feistel网络结构算法，一轮迭代运算只改变一半分组数据；算法解密过程较复杂，实现时需要为算法解密消耗资源；轻量级分组密码算法占用资源仍旧多、加密性能低且易受攻击。

一种新型超轻量级QTL分组密码实现方法，包括以下步骤：

步骤1：将64位明文/64位密文加载至寄存器，作为待加/解密数据，进行加/解密运算；

步骤2：将所述待加/解密数据进行N_R轮迭代运算操作，输出密文或明文，n表示第n轮迭代，且n的初始值为1；

其中，密钥长度为64位时，N_R取值为16；密钥长度为128位时，N_R取值为20；

将64位待加密数据X/解密数据Y从高位开始按16位一组依次分为4组，待加密数据记作：X₀X₁X₂X₃，待解密数据记作：Y₀Y₁Y₂Y₃；

每一轮迭代运算的轮密钥为包括K₀、K₁、K₂及K₃：

密钥为64位时，表示为k₆₃，k₆₂，……k₁，k₀：

K₀＝{k₆₃，k₆₂，……k₄₉，k₄₈}，K₁＝{k₄₇，k₄₆，……k₃₃，k₃₂}，

K₂＝{k₃₁，k₃₀，……k₁₇，k₁₆}，K₃＝{k₁₅，k₁₄，……k₁，k₀}；

密钥为128位时，表示为k₁₂₇，k₁₂₆，……k₁，k₀：

在加密运算过程中，当n为奇数时，或者在解密运算过程中，当n为偶数时，每一轮迭代运算中：

K₀＝{k₁₂₇，k₁₂₆，……k₁₁₃，k₁₁₂}，K₁＝{k₁₁₁，k₁₁₀，……k₉₇，k₉₆}，

K₂＝{k₉₅，k₉₄，……k₈₁，k₈₀}，K₃＝{k₇₉，k₇₈，……k₆₅，k₆₄}；

在加密运算过程中，当n为偶数时，或者在解密运算过程中，当n为奇数时，每一轮迭代运算中：

K₀＝{k₆₃，k₆₂，……k₄₉，k₄₈}，K₁＝{k₄₇，k₄₆，……k₃₃，k₃₂}，

K₂＝{k₃₁，k₃₀，……k₁₇，k₁₆}，K₃＝{k₁₅，k₁₄，……k₁，k₀}；

加密迭代运算操作过程具体如下：

步骤1)首先，将X₀进行F₁函数变换得到X'₀，同时将X₂进行F₂函数变换得到X'₂；接着，将X₁与X'₀进行异或运算得到X′₁，同时将X₃与X'₂进行异或运算得到X′₃；

其中，所述进行F₁函数变换时，所使用的轮密钥为K₀；

所述进行F₂函数变换时，所使用的轮密钥为K₁；

所述F₁函数与F₂函数变换均为F函数变换，F函数运算过程为轮密钥加变换→S盒替换变换→P置换→S盒替换变换；

步骤2)首先，利用X′₁进行F₁函数变换得到X"₁，利用X′₃进行F₂函数变换得到X"₃；

接着，将X₀与X"₁进行异或运算得到X"₀，同时将X₂与X"₃进行异或运算，得到X"₂；

其中，所述进行F₁函数变换时，所使用的轮密钥为K₂；

所述进行F₂函数变换时，所使用的轮密钥为K₃；

判断n是否等于N_R，若不等于，则，令n＝n+1，进入步骤3)，若等于，则进入步骤4)；

步骤3)将X′₁X"₀X′₃X"₂进行轮置换T变换，获得轮置换T变换结果记为X^T；

将运行结果X^T，从高位开始按16位一组依次分为4组，记作：将 依次赋值给X₀、X₁、X₂、X₃，返回步骤1)；

步骤4)将X′₁、X"₀、X′₃、X"₂依次赋值给Y₀、Y₁、Y₂、Y₃，以Y₀Y₁Y₂Y₃作为密文输出；解密迭代运算过程如下：

步骤1)首先，将Y₀进行F₁函数变换得到Y′₀，同时将Y₂进行F₂函数变换得到Y′₂；接着，将Y₁与Y′₀进行异或运算得到Y′₁，同时将Y₃与Y′₂进行异或运算得到Y′₃；

其中，所述进行F₁函数变换时，所使用的轮密钥为K₂；

所述进行F₂函数变换时，所使用的轮密钥为K₃；

所述F₁函数与F₂函数变换均为F函数变换，F函数运算过程为轮密钥加变换→S盒替换变换→P置换→S盒替换变换；

步骤2)首先，利用Y′₁进行F₁函数变换得到Y"₁，利用Y′₃进行F₂函数变换得到Y"₃；

接着，将Y₀与Y"₁进行异或运算得到Y"₀，同时将Y₂与Y"₃进行异或运算，得到Y"₂；

判断n是否等于N_R，若不等于，则，令n＝n+1，进入步骤3)，若等于，则进入步骤4)；

其中，所述进行F₁函数变换时，所使用的轮密钥为K₀；

所述进行F₂函数变换时，所使用的轮密钥为K₁；

步骤3)将Y′₁Y"₀Y′₃Y"₂进行轮置换T变换，获得轮置换T变换结果记为Y^T；

将运行结果Y^T，从高位开始按16位一组依次分为4组，记作：将 依次赋值给Y₀、Y₁、Y₂、Y₃；

返回步骤1)；

步骤4)将Y′₁、Y"₀、Y′₃、Y"₂依次赋值给X₀、X₁、X₂、X₃，以X₀X₁X₂X₃作为明文输出。

在加密或者解密迭代运算过程中，步骤1)和步骤2)中的F₁函数变换所使用的密钥不同，步骤1)和步骤2)中的F₂函数变换所使用的密钥也不相同；

所述步骤2中F₁函数变换中的S盒采用S₁盒，F₂函数变换中的S盒采用S₂盒；

其中，S₁盒为{C，5，6，B，9，0，A，D，3，E，F，8，4，7，1，2}；

S₂盒为{4，F，3，8，D，A，C，0，B，5，7，E，2，6，1，9}；

S：有限域a_i→b_i＝S₁(a_i)

c_i→d_i＝S₂(c_i)，0≤i≤3；

其中，所述a_i和c_i是进行S盒变换前的16位数中从高位到低位的第i个4位数，b_i和d_i是进行S盒变换后得到的16位数中从高位到低位的第i个4位数；

所述F函数中的P置换是按照每一位进行交换，输入16位数据从高位到低位表示为p₀,p₁,p₂,p₃,p₄,p₅,p₆,p₇,p₈,p₉,p₁₀,p₁₁,p₁₂,p₁₃,p₁₄,p₁₅，经P置换将数据比特位位置交换，以p₀,p₄,p₈,p₁₂,p₁,p₅,p₉,p₁₃,p₂,p₆,p₁₀,p₁₄,p₃,p₇,p₁₁,p₁₅高位到低位顺序数据输出。

所述步骤2中轮置换T变换具体过程如下：

轮置换T变换将算法中输入64位加/解数据划分4个字(16位)，然后做字的置换操作；具体为进行轮置换T变换64位输入数据从高位到低位依次划分为4个字T₀、T₁、T₂及T₃，以T₂、T₁、T₀及T₃作为轮置换T变换运算的64位输出数据。

有益效果

本发明提供了一种新型超轻量级QTL分组密码实现方法，设计了一种新型广义Feistel网络结构，该结构算法克服传统Feistel网络结构算法，一轮迭代运算只改变一半分组数据的不足，从而做到一轮迭代运算改变全部分组数据。该新型广义Feistel网络结构的算法有很好的扩散效果，打破了SPN结构的轻量级算法扩散效果好，但实现时消耗资源较多，传统Feistel网络结构的轻量级算法实现资源较少，但算法扩散效果较差的两大瓶颈问题。算法结构高度对称，算法解密复用加密模块，交换加密轮密钥使用顺序，就可以进行解密，操作简便，实现解密不消耗额外资源，并且密码算法模块具有相似对称组件，实现时可以相互复用，达到减少实现资源。算法轮运算中F函数(为F₁与F₂函数，分别采用S₁与S₂盒)，变换过程为轮密钥加变换→S盒替换变换→P置换→S盒替换变换；其中轮密钥加的轮密钥为无扩展方式，该方式在抵抗攻击方面与LED、PRINCE以及ITUbee密码算法有着同样的效果，并且节省实现资源和提高性能；采用两个不同高安全性的S盒，P置换实现只需硬件连线，不需消耗资源；S盒替换变换→P置换→S盒替换变换方法创造轻型超级S盒；因此轮运算中F函数实现具有低资源、高性能、高安全的优点。算法的轮置换T变换，结构新颖，使算法数据进行置换有较好效果，并且实现也只需硬件连线，不需要消耗资源。

综上所述，本发明所述的新型超轻量级QTL分组密码实现方法在安全性验证中，体现了很好的抵抗攻击能力，相对于现有技术而言，特别有效的抵抗差分与线性攻击、代数攻击。

附图说明

图1为本发明所述一种新型超轻量级QTL分组密码实现方法加密结构图；

图2为本发明所述一种新型超轻量级QTL分组密码实现方法解密结构图；

图3为本发明所述实现方法的轮函数变换结构图；

图4为本发明所述实现方法的F函数变换结构图；

图5为本发明所述实现方法的轮置换T变换结构图。

具体实施方式

下面结合附图和实施例对本发明做进一步的说明。

QTL分组密码实现方法，设计密码算法的分组长度为64位，密钥长度为64位，128位两种，分别记为QTL-64算法与QTL-128算法，QTL-64算法与QTL-128算法轮迭代轮数N_R对应为16轮、20轮运算。

QTL分组密码算法加密结构如图1所示，QTL分组密码算法解密结构如图2所示；

算法轮函数运算主要包含F函数变换(F-Function)与轮置换T变换(RoundTransposing)；但最后一轮函数运算不进行轮置换T变换，见图3所示。

F函数变换过程为轮密钥加变换(AddRoundKey)→S盒替换变换(SubCell)→P置换(Permutation)→S盒替换变换(SubCell)。

将64位明文(Plaintext)/密文(Ciphertext)数据从高位开始按16位一组依次分为4组，加密明文数据记作：X₀、X₁、X₂及X₃，解密密文数据记作：Y₀、Y₁、Y₂及Y₃，当64位密钥(Key)数据从高位开始按16位一组依次分为4组，得到轮密钥数据记作：K₀、K₁、K₂及K₃。

当128位密钥(Key)数据，奇数轮时，128位中前64位数据从高位开始按16位一组依次分为4组；偶数轮时，128位中后64位数据从高位开始按16位一组依次分为4组；奇偶数轮的轮密钥数据记作：K₀、K₁、K₂及K₃。

QTL分组密码算法伪代码描述：

算法1：QTL密码加密过程

输入：Plaintext,Key；

输出：Ciphertext；

1.Plaintext→X₀,X₁,X₂,X₃；Key→K₀,K₁,K₂,K₃；

2.fori＝1toN_R-1do//进行前面NR-1运算

3.forj＝1to2do

4.XX₀＝X₀,XX₁＝X₁,XX₂＝X₂,XX₃＝X₃；

5.if(j＝＝1)

6.AddRoundKey(X₀,K₀),AddRoundKey(X₂,K₁)；

7.else

8.AddRoundKey(X₀,K₂),AddRoundKey(X₂,K₃)；

9.SubCell1(X₀),SubCell2(X₂)；//SubCell1、SubCell2分另为S₁、S₂盒替换

10.Permutation(X₀),Permutation(X₂)；

11.SubCell1(X₀),SubCell2(X₂)；

12.X₀＝X₀^XX₁,X₁＝XX₀,X₂＝X₂^XX₃,X₃＝XX₂；

13.endfor

14.T₀＝X₀,T₁＝X₁,T₂＝X₂,T₃＝X₃；//进行轮置换T变换

15.X₀＝T₃,X₁＝T₀,X₂＝T₁,X₃＝T₂；

16.endfor

17.forj＝1to2do//进行最后一轮运算，没有进行轮置换T变换

18.XX₀＝X₀,XX₁＝X₁,XX₂＝X₂,XX₃＝X₃；

19.if(j＝＝1)

20.AddRoundKey(X₀,K₀),AddRoundKey(X₂,K₁)；

21.else

22.AddRoundKey(X₀,K₂),AddRoundKey(X₂,K₃)；

23.SubCell1(X₀),SubCell2(X₂)；

24.Permutation(X₀),Permutation(X₂)；

25.SubCell1(X₀),SubCell2(X₂)；

26.X₀＝X₀^XX₁,X₁＝XX₀,X₂＝X₂^XX₃,X₃＝XX₂；

27.endfor

28.Y₀＝X₁,Y₁＝X₀,Y₂＝X₃,Y₃＝X₂；

29.Ciphertext←Y₀,Y₁,Y₂,Y₃；

算法2：QTL密码解密过程

输入：Ciphertext,Key；

输出：Plaintext；

解密复用加密过程，在轮密钥加变换中交换加密轮密钥使用顺序，将加密轮密钥K₀使用处换成K₂，K₁使用处换成K₃，K₂使用处换成K₀，K₃使用处换成K₁。除此之外，密钥为128位时，解密奇数轮的轮密钥为加密偶数轮的轮密钥，解密偶数轮的轮密钥为加密奇数轮的轮密钥。

1.if(j＝＝1)

2.AddRoundKey(Y₀,K₂),AddRoundKey(Y₂,K₃)；

3.else

4.AddRoundKey(Y₀,K₀),AddRoundKey(Y₂,K₁)；

F函数变换(F-Function)

F函数变换为F₁函数与F₂函数变换，其中F₁函数与F₂函数采用的S盒不相同，F₁函数采用的是S₁盒，F₂函数采用的是S₂盒，但运算过程一致，F函数运算过程为轮密钥加变换→S盒替换变换→P置换→S盒替换变换，具体过程如图4所示(图中k_l指代轮密钥中某一特定位，0≤l≤15)。

1)轮密钥加变换(AddRoundKey)

每轮的轮密钥加运算，为进入F函数的16位加密数据/解密数据与16位的轮密钥进行异或运算。其中每一轮运算的轮密钥为K₀，K₁，K₂，K₃。算法加密与解密使用同一密钥，算法解密交换加密轮密钥使用顺序。

算法轮密钥具体组成过程如下：密钥为64位时，表示为k₆₃，k₆₂，……k₁，k₀：K₀为密钥k₆₃，k₆₂，……k₄₉，k₄₈；K₁为密钥k₄₇，k₄₆，……k₃₃，k₃₂；K₂为密钥k₃₁，k₃₀，……k₁₇，k₁₆；K₃为密钥k₁₅，k₁₄，……k₁，k₀。密钥为128位时，表示为k₁₂₇，k₁₂₆，……k₁，k₀：算法加密，奇数轮为K₀为密钥k₁₂₇，k₁₂₆，……k₁₁₃，k₁₁₂；K₁为密钥k₁₁₁，k₁₁₀，……k₉₇，k₉₆；K₂为密钥k₉₅，k₉₄，……k₈₁，k₈₀；K₃为密钥k₇₉，k₇₈，……k₆₅，k₆₄；偶数轮为K₀为密钥k₆₃，k₆₂，……k₄₉，k₄₈；K₁为密钥k₄₇，k₄₆，……k₃₃，k₃₂；K₂为密钥k₃₁，k₃₀，……k₁₇，k₁₆；K₃为密钥k₁₅，k₁₄，……k₁，k₀；算法解密，奇数轮为K₀为密钥k₆₃，k₆₂，……k₄₉，k₄₈；K₁为密钥k₄₇，k₄₆，……k₃₃，k₃₂；K₂为密钥k₃₁，k₃₀，……k₁₇，k₁₆；K₃为密钥k₁₅，k₁₄，……k₁，k₀；偶数轮为K₀为密钥k₁₂₇，k₁₂₆，……k₁₁₃，k₁₁₂；K₁为密钥k₁₁₁，k₁₁₀，……k₉₇，k₉₆；K₂为密钥k₉₅，k₉₄，……k₈₁，k₈₀；K₃为密钥k₇₉，k₇₈，……k₆₅，k₆₄。

2)S盒替换变换(SubCell)

S盒变换是QTL算法唯一非线性组件，算法中使用两个S盒，分别为S₁盒与S₂盒，正是F₁函数与F₂函数不同之处，QTL算法的S₁盒引用于PRESENT算法加密的S盒，QTL算法的S₁盒如表1所示；算法的S₂盒引用于mCrypton算法加密的第一个S盒，QTL算法的S₂盒如表2所示；F函数中的S盒替换变换，将进行S₁盒变换的16位数据分为4个4位，记作为a₀，a₁，a₂，a₃，替换得到为b₀，b₁，b₂，b₃；将进行S₂盒变换的16位数据分为4个4位，记作为c₀，c₁，c₂，c₃；替换得到为d₀，d₁，d₂，d₃，如公式所示(1)。

有限域S：a_i→b_i＝S₁(a_i)公式(1)

c_i→d_i＝S₂(c_i)，0≤i≤3

表1QTL算法S₁盒表元素

X	0	1	2	3	4	5	6	7	8	9	A	B	C	D	E	F
																	S1[x]	C	5	6	B	9	0	A	D	3	E	F	8	4	7	1	2

表2QTL算法S₂盒表元素

X	0	1	2	3	4	5	6	7	8	9	A	B	C	D	E	F
																	S2[x]	4	F	3	8	D	A	C	0	B	5	7	E	2	6	1	9

3)P置换(Permutation)

P置换是按照每一位进行交换，在F函数中P置换变换为，输入16位数据从高位到低位表示为p₀,p₁,p₂,p₃,p₄,p₅,p₆,p₇,p₈,p₉,p₁₀,p₁₁,p₁₂,p₁₃,p₁₄,p₁₅，经P置换将数据比特位位置交换，以p₀,p₄,p₈,p₁₂,p₁,p₅,p₉,p₁₃,p₂,p₆,p₁₀,p₁₄,p₃,p₇,p₁₁,p₁₅高位到低位顺序数据输出。

轮置换T变换(RoundTransposing)

轮置换T变换将算法加/解中输入64位数据划分4个字(16位)，然后做字的置换操作；具体为进行轮置换T变换64位输入数据从高位到低位依次划分为4个字T₀、T₁、T₂及T₃，以T₂、T₁、T₀及T₃作为轮置换T变换运算的64位输出数据，轮置换T变换的结构图5所示。其中最后一轮不进行轮置换T变换。

算法测试数据，其中QTL-64算法数据如表3所示，QTL-128算法数据如表4所示：

表3QTL-64算法实验测试数据

Plaintext	Key	Ciphertext
			0000-0000-0000-0000	0000-0000-0000-0000	2036-E050-6D9C-F9F2
0000-0000-0000-0000	FFFF-FFFF-FFFF-FFFF	279A-1B2A-C6D0-40AC
			FFFF-FFFF-FFFF-FFFF	0000-0000-0000-0000	D865-E4D5-392F-BF53
FFFF-FFFF-FFFF-FFFF	FFFF-FFFF-FFFF-FFFF	DFC9-1FAF-9263-060D
			36E6-5AAE-2BC1-17D8	3995-48C2-7529-023F	1EA2-AAF9-1627-9DB4

表4QTL_-128算法实验测试数据

本发明所述的QTL密码算法在XilinxVirtex-5LX50TFPGA硬件实现，QTL-64算法所占用的资源面积为9896Slices，时钟周期是9.855ns，时钟频率为101.471MHz，吞吐率为382.008Mbps；QTL-128算法所占用的资源面积为10120Slices，时钟周期是9.931ns，时钟频率为100.095MHz，吞吐率为305.05Mbps；

本发明所述的QTL密码算法在ASIC硬件实现，综合工艺库为SMIC0.18μm。QTL-64算法所占用的资源面积为838GE，QTL-128算法占用的资源面积为988GE。

表5为最小密钥长的典型轻量级密码算法FPGA硬件实现，表6为最小密钥长的典型轻量级密码算法ASIC硬件实现，通过表5与表6中数据对比表明，QTL相对目前的轻量级密码，其占用面积资源更小，同时频率以及吞吐率有很高性能。

表5各轻量级密码算法FPGA实现

表6各轻量级密码算法ASIC实现

算法	结构	分组长度(bits)	密钥长度(bits)	资源面积(GE)
					Piccolo-80	GFN	64	80	1136
PRESNET-80	SPN	64	80	1570
					KLEIN-64	SPN	64	64	1220
LBlock	Feistel	64	80	1320
					Twine-80	Feistel	64	80	1503
LED-64	SPN	64	80	1040
					MIBS-64	Feistel	64	64	1396
QTL-64	GFN	64	64	838

以上结合具体实施例对本发明进行了详细的说明，这些并非构成对发明的限制。在不脱离本发明原理的情况下，本领域的技术人员还可以作出许多变形和改进，这些也应属于本发明的保护范围。

Claims (2)

1.一种新型超轻量级QTL分组密码实现方法，其特征在于，包括以下步骤：

步骤1：将64位明文/64位密文加载至寄存器，作为待加/解密数据，进行加/解密运算；

步骤2：将所述待加/解密数据进行N_R轮迭代运算操作，输出密文或明文，n表示第n轮迭代，且n的初始值为1；

其中，密钥长度为64位时，N_R取值为16；密钥长度为128位时，N_R取值为20；

将64位待加密数据X/解密数据Y从高位开始按16位一组依次分为4组，待加密数据记作：X₀X₁X₂X₃，待解密数据记作：Y₀Y₁Y₂Y₃；

每一轮迭代运算的轮密钥为包括K₀、K₁、K₂及K₃：

密钥为64位时，表示为k₆₃，k₆₂，……k₁，k₀：

K₀＝{k₆₃，k₆₂，……k₄₉，k₄₈}，K₁＝{k₄₇，k₄₆，……k₃₃，k₃₂}，

K₂＝{k₃₁，k₃₀，……k₁₇，k₁₆}，K₃＝{k₁₅，k₁₄，……k₁，k₀}；

密钥为128位时，表示为k₁₂₇，k₁₂₆，……k₁，k₀：

在加密运算过程中，当n为奇数时，或者在解密运算过程中，当n为偶数时，每一轮迭代运算中：

K₀＝{k₁₂₇，k₁₂₆，……k₁₁₃，k₁₁₂}，K₁＝{k₁₁₁，k₁₁₀，……k₉₇，k₉₆}，

K₂＝{k₉₅，k₉₄，……k₈₁，k₈₀}，K₃＝{k₇₉，k₇₈，……k₆₅，k₆₄}；

在加密运算过程中，当n为偶数时，或者在解密运算过程中，当n为奇数时，每一轮迭代运算中：

K₀＝{k₆₃，k₆₂，……k₄₉，k₄₈}，K₁＝{k₄₇，k₄₆，……k₃₃，k₃₂}，

K₂＝{k₃₁，k₃₀，……k₁₇，k₁₆}，K₃＝{k₁₅，k₁₄，……k₁，k₀}；

加密迭代运算操作过程具体如下：

步骤1)首先，将X₀进行F₁函数变换得到X′₀，同时将X₂进行F₂函数变换得到X'₂；接着，将X₁与X'₀进行异或运算得到X′₁，同时将X₃与X'₂进行异或运算得到X′₃；

其中，所述进行F₁函数变换时，所使用的轮密钥为K₀；

所述进行F₂函数变换时，所使用的轮密钥为K₁；

所述F₁函数与F₂函数变换均为F函数变换，F函数运算过程为轮密钥加变换→S盒替换变换→P置换→S盒替换变换；

步骤2)首先，利用X′₁进行F₁函数变换得到X″₁，利用X′₃进行F₂函数变换得到X″₃；

接着，将X₀与X″₁进行异或运算得到X″₀，同时将X₂与X″₃进行异或运算，得到X″₂；

其中，所述进行F₁函数变换时，所使用的轮密钥为K₂；

所述进行F₂函数变换时，所使用的轮密钥为K₃；

判断n是否等于N_R，若不等于，则，令n＝n+1，进入步骤3)，若等于，则进入步骤4)；

步骤3)将X′₁X″₀X′₃X″₂进行轮置换T变换，获得轮置换T变换结果记为X^T；

将运行结果X^T，从高位开始按16位一组依次分为4组，记作：将 依次赋值给X₀、X₁、X₂、X₃，返回步骤1)；

步骤4)将X′₁、X″₀、X′₃、X″₂依次赋值给Y₀、Y₁、Y₂、Y₃，以Y₀Y₁Y₂Y₃作为密文输出；

解密迭代运算过程如下：

步骤A)首先，将Y₀进行F₁函数变换得到Y′₀，同时将Y₂进行F₂函数变换得到Y′₂；接着，将Y₁与Y′₀进行异或运算得到Y′₁，同时将Y₃与Y′₂进行异或运算得到Y′₃；

其中，所述进行F₁函数变换时，所使用的轮密钥为K₂；

所述进行F₂函数变换时，所使用的轮密钥为K₃；

所述F₁函数与F₂函数变换均为F函数变换，F函数运算过程为轮密钥加变换→S盒替换变换→P置换→S盒替换变换；

步骤B)首先，利用Y′₁进行F₁函数变换得到Y″₁，利用Y′₃进行F₂函数变换得到Y″₃；

接着，将Y₀与Y″₁进行异或运算得到Y″₀，同时将Y₂与Y″₃进行异或运算，得到Y″₂；

判断n是否等于N_R，若不等于，则，令n＝n+1，进入步骤3)，若等于，则进入步骤4)；

其中，所述进行F₁函数变换时，所使用的轮密钥为K₀；

所述进行F₂函数变换时，所使用的轮密钥为K₁；

步骤C)将Y′₁Y″₀Y′₃Y″₂进行轮置换T变换，获得轮置换T变换结果记为Y^T；

将运行结果Y^T，从高位开始按16位一组依次分为4组，记作：将 依次赋值给Y₀、Y₁、Y₂、Y₃；

返回步骤A)；

步骤D)将Y′₁、Y″₀、Y′₃、Y″₂依次赋值给X₀、X₁、X₂、X₃，以X₀X₁X₂X₃作为明文输出；

所述步骤1)和步骤A)中F₁函数变换中的S盒采用S₁盒，F₂函数变换中的S盒采用S₂盒；

其中，S₁盒为{C，5，6，B，9，0，A，D，3，E，F，8，4，7，1，2}；

S₂盒为{4，F，3，8，D，A，C，0，B，5，7，E，2，6，1，9}；

S：有限域a_i→b_i＝S₁(a_i)

c_i→d_i＝S₂(c_i)，0≤i≤3；

其中，所述a_i和c_i是进行S盒变换前的16位数中从高位到低位的第i个4位数，b_i和d_i是进行S盒变换后得到的16位数中从高位到低位的第i个4位数；

所述F函数中的P置换是按照每一位进行交换，输入16位数据从高位到低位表示为p₀,p₁,p₂,p₃,p₄,p₅,p₆,p₇,p₈,p₉,p₁₀,p₁₁,p₁₂,p₁₃,p₁₄,p₁₅，经P置换将数据比特位位置交换，以p₀,p₄,p₈,p₁₂,p₁,p₅,p₉,p₁₃,p₂,p₆,p₁₀,p₁₄,p₃,p₇,p₁₁,p₁₅高位到低位顺序数据输出。

2.根据权利要求1所述的新型超轻量级QTL分组密码实现方法，其特征在于，所述步骤3)和步骤C)中轮置换T变换具体过程如下：

轮置换T变换将算法中输入64位加/解数据按照每个字16位划分4个字，然后做字的置换操作；具体为进行轮置换T变换64位输入数据从高位到低位依次划分为4个字T₀、T₁、T₂及T₃，以T₂、T₁、T₀及T₃作为轮置换T变换运算的64位输出数据。