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1 随机数生成器
伪随机数生成器（PRNG）基于由HSM实现的真随机数生成器（TRNG）生成的种子。PRNG序列使用AES-CTR模式生成，该模式使用一个从零开始的计数器进行生成。
种子生成：PRNG的种子由TRNG模块生成。
生成模式：使用AES-CTR模式生成伪随机数，确保生成的序列具有良好的随机性。
真随机数生成器（TRNG）TRNG模块利用非确定性现象生成随机数据流，该数据流符合德国BSI AIS-20/31出版物定义的质量标准[15]。
数据块大小：TRNG外设可以生成8位、16位或32位的数据块。
API组合：这些数据块进一步组合，以为用户提供128位的数据（由四个32位字组成）。
TRNG的随机性和不可预测性使其适用于需要高安全性的应用，如密钥生成和加密操作。
2 AES算法
高级加密标准（AES）指定了一个经过FIPS批准的加密算法，可用于保护电子数据。AES算法是一种对称块密码，可以加密（加密）和解密（解密）信息。加密将数据转换为称为密文的不可读形式；解密密文将数据恢复为原始形式，称为明文。AES算法能够使用128、192和256位的密钥对128位的块进行加密和解密。
在AURIX中，AES硬件外设的当前实现仅支持128位的加密密钥，并且处理128位的数据块。它能够对单个128位数据块（即明文或密文块）进行加密和解密，也可以对多个128位的数据块进行加密或解密。为此，实施了几种所谓的操作模式：
ECB（电子密码本模式）：每个数据块独立加密。简单但不够安全，因为相同的明文块总是会加密成相同的密文块。
CBC（密码块链模式）：每个数据块在加密前与前一个数据块的密文进行异或操作。提高了安全性，因为相同的明文块将被加密为不同的密文块。
CTR（计数器模式）：使用计数器作为密钥流生成器，将密文和明文与计数器加密的结果进行异或操作。能够支持并行加密。
OFB（输出反馈模式）：将加密后的密文块作为下一轮加密的输入。适合需要流模式加密的场景。
CFB（密码反馈模式）：与OFB类似，但加密结果与明文块进行异或操作。适用于流模式加密。
GCM（Galois计数器模式）：结合了计数器模式的加密和Galois/Counter模式的认证。提供加密和数据完整性验证。
XTS（XEX基于调节密码本模式与密文窃取）：用于加密磁盘块设备的数据，提供更高的安全性和数据完整性。
2.1 填充
AES操作在128位块上进行。当数据长度不是128位的倍数时，该块必须进行填充。用户代码负责填充数据块，常用的填充模式有三种：
ANSI X.923
在ANSI X.923中，用零字节填充数据块，最后一个字节定义了填充的边界或填充字节的数量。例如，块大小为8字节，需填充4字节（以十六进制格式表示）：
… | DD DD DD DD DD DD DD DD | DD DD DD DD 00 00 00 04 |
PKCS#7
PKCS#7描述在RFC 2315和RFC 5652中。填充是按完整字节进行的。每个填充字节的值是添加的字节数，即N字节，每个字节的值为N。添加的字节数取决于需要扩展到的块边界。填充将是以下之一：
01
02 02
03 03 03
04 04 04 04
05 05 05 05 05
06 06 06 06 06 06
依此类推…
这种填充方法（以及前两种）在N小于256的情况下是明确定义的。例如，块大小为8字节，需填充4字节：
… | DD DD DD DD DD DD DD DD | DD DD DD DD 04 04 04 04 |
零填充
所有需要填充的字节用零填充。例如，块大小为8字节，需填充4字节：
… | DD DD DD DD DD DD DD DD | DD DD DD DD 00 00 00 00 |
2.2 加密模式
电子密码本模式（ECB）
ECB是最简单的加密模式。消息被划分为块，每个块单独加密。这种方法的缺点在于，相同的明文块会被加密成相同的密文块。由于没有块间的依赖性，这种模式在某些情况下会暴露数据模式的信息。例如，如果明文中有重复的数据块，那么加密后的密文中也会有相同的块，这可能使攻击者通过分析密文块之间的模式来推断出一些信息。
这种模式的优点是其实现简单，并且可以并行处理块，因为每个块的加密操作是独立的。然而，正是因为其结构上的简单性，ECB模式在处理需要高安全性的场合时通常不被推荐，因为它无法隐藏数据中的模式信息。
密文块链接（CBC）模式
密文块链接（Cipher-Block Chaining, CBC）模式是由Ehrsam、Meyer、Smith和Tuchman于1976年发明的。它通过在加密过程中引入块间的依赖关系，解决了电子代码本（ECB）模式的一些安全问题。以下是CBC模式的工作原理：
初始化向量（IV）：CBC模式要求为第一个明文块使用一个初始化向量（IV）。IV是一个随机或伪随机的值，用于确保相同的明文在不同的加密操作中生成不同的密文。IV必须在每次加密会话中唯一且随机，以保持安全性。
异或操作：每个明文块在加密之前都会与前一个密文块进行异或（XOR）操作。这意味着每个密文块不仅依赖于明文，还依赖于前一个密文块。
加密：在与前一个密文块异或之后，结果将使用AES算法加密，生成当前的密文块。
解密：在解密过程中，操作过程会反转。每个密文块先被解密得到异或值，然后与前一个密文块（第一个块使用IV）进行异或，以恢复原始的明文块。
通过这种方式，CBC模式通过异或操作和加密将块链接在一起，确保即使明文块相同，每个密文块也都是唯一的。
基于密码的消息认证码（CMAC）
CMAC（Cipher-based Message Authentication Code）是一种基于对称密钥块密码（如高级加密标准AES）的密钥哈希函数。CMAC旨在提供比校验和或错误检测代码更强的数据完整性保证。下面是CMAC的详细介绍：
功能与优势：
数据完整性保证：CMAC提供的数据完整性保证比校验和或错误检测代码更为强大。校验和或错误检测代码只能检测到数据的意外修改，而CMAC则能够检测到有意的、未经授权的修改，此外也可以检测到意外的修改。
对称密钥算法：CMAC基于对称密钥块密码（例如AES），而HMAC（哈希消息认证码）则基于哈希函数（如SHA-1）。因此，当AES在系统中更为可用时，AES-CMAC是更合适的选择。
工作原理：
密钥：CMAC使用对称密钥进行操作，该密钥用于加密消息。
加密操作：AES-CMAC算法将消息分成块，并通过对称密钥和AES算法进行加密。每个消息块经过加密后与前一个密文块进行异或操作，直到处理完整个消息。
生成MAC值：最终生成的消息认证码（MAC）是对整个消息的唯一标识。任何对消息内容的修改都会导致MAC值的改变，从而能够检测到数据的篡改。
基于哈希的消息认证码（HMAC）
HMAC（Hash-based Message Authentication Code）是一种使用哈希函数和密钥的认证机制。它结合了哈希函数的安全性与密钥的保密性，以提供消息的完整性和认证。HMAC的定义来源于RFC 2104，具体公式如下：
其中：
H 是一个加密哈希函数。
K 是秘密密钥。
m 是需要认证的消息。
K_0 是从原始密钥 K 派生出的另一个秘密密钥。其生成方式是将 K 右填充额外的零，以适应哈希函数的输入块大小，或如果 K 的长度超过块大小，则对 K 进行哈希处理。
**||**表示拼接操作。
^ 表示异或（XOR）操作。
opad 是外部填充（0x5c5c5c…5c5c，长度为一个块的十六进制常量）。
ipad 是内部填充（0x363636…3636，长度为一个块的十六进制常量）。
HMAC 算法的文字描述
密钥处理：
长度等于块大小（B）：如果密钥 K 的长度等于块大小 B，则直接将 K 作为 K0。
长度大于块大小（B）：如果密钥 K 的长度大于 B，需要对 K 进行哈希计算得到一个长度为 L 的字符串，然后在其后附加零，直到其长度为 B，即 K0 = H(K) 后跟若干个零。
长度小于块大小（B）：如果密钥 K 的长度小于 B，则在 K 的末尾添加零，使其长度达到 B 字节，从而得到 K0。
填充和异或操作：
用内部填充常量（ipad）与 K0 进行异或操作，得到一个长度为 B 字节的中间字符串。
将待认证的消息 m 附加到这个中间字符串后面。
计算哈希值：
对上述组合后的数据（K0 与 ipad 异或后的结果加上消息 m）应用哈希函数，得到一个哈希值。
外部填充和异或操作：
用外部填充常量（opad）与 K0 进行异或操作，得到另一个长度为 B 字节的字符串。
将步骤 3 中得到的哈希值附加到这个字符串后面。
最终哈希计算：
对上述组合后的数据（K0 与 opad 异或后的结果加上步骤 3 的哈希值）再次应用哈希函数，得到最终的 HMAC。
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