电子密码本（ECB）
最简单的加密模式即为电子密码本（Electronic codebook，ECB）模式。需要加密的消息按照块密码的块大小被分为数个块，并对每个块进行独立加密。
本方法的缺点在于同样的明文块会被加密成相同的密文块；因此，它不能很好的隐藏数据模式。在某些场合，这种方法不能提供严格的数据保密性，因此并不推荐用于密码协议中。下面的例子显示了ECB在密文中显示明文的模式的程度：该图像的一个位图版本（左图）通过ECB模式可能会被加密成中图，而非ECB模式通常会将其加密成右图。
ECB模式也会导致使用它的协议不能提供数据完整性保护，易受到重放攻击的影响，因此每个块是以完全相同的方式解密的。例如，“梦幻之星在线：蓝色脉冲”在线电子游戏使用ECB模式的Blowfish密码。在密钥交换系统被破解而产生更简单的破解方式前，作弊者重复通过发送加密的“杀死怪物”消息包以非法的快速增加经验值。右图是使用CBC，CTR或任何其它的更安全的模式加密左图可能产生的结果——与随机噪声无异。注意右图看起来的随机性并不能表示图像已经被安全的加密；许多不安全的加密法也可能产生这种“随机的”输出。
密码块链接（CBC）
1976年，IBM发明了密码分组链接（CBC，Cipher-block chaining）模式。在CBC模式中，每个明文块先与前一个密文块进行异或后，再进行加密。在这种方法中，每个密文块都依赖于它前面的所有明文块。同时，为了保证每条消息的唯一性，在第一个块中需要使用初始化向量。
若第一个块的下标为1，则CBC模式的加密过程为
而其解密过程则为
CBC是最为常用的工作模式。它的主要缺点在于加密过程是串行的，无法被并行化，而且消息必须被填充到块大小的整数倍。解决后一个问题的一种方法是利用密文窃取。
注意在加密时，明文中的微小改变会导致其后的全部密文块发生改变，而在解密时，从两个邻接的密文块中即可得到一个明文块。因此，解密过程可以被并行化，而解密时，密文中一位的改变只会导致其对应的明文块完全改变和下一个明文块中对应位发生改变，不会影响到其它明文的内容。
填充密码块链接（PCBC）
填充密码块链接（PCBC，Propagating cipher-block chaining）或称为明文密码块链接（Plaintext cipher-block chaining），是一种可以使密文中的微小更改在解密时导致明文大部分错误的模式，并在加密的时候也具有同样的特性。
加密和解密算法如下：
PCBC主要用于Kerberos v4和WASTE中，而在其它场合的应用较少。对于使用PCBC加密的消息，互换两个邻接的密文块不会对后续块的解密造成影响。正因为这个特性，Kerberos v5没有使用PCBC。
密文反馈（CFB）
密文反馈（CFB，Cipher feedback）模式类似于CBC，可以将块密码变为自同步的流密码；工作过程亦非常相似，CFB的解密过程几乎就是颠倒的CBC的加密过程：
上述公式是描述的是最简单的CFB，在这种模式下，它的自同步特性仅仅与CBC相同，即若密文的一整块发生错误，CBC和CFB都仍能解密大部分数据，而仅有一位数据错误。若需要在仅有了一位或一字节错误的情况下也让模式具有自同步性，必须每次只加密一位或一字节。可以将移位寄存器作为块密码的输入，以利用CFB的自同步性。
为了利用CFB制作一种自同步的，可以处理任意位情况错误的流密码，需要使用一个与块的大小相同的移位寄存器，并用IV将寄存器初始化。然后，将寄存器内容使用块密码加密，然后将结果的最高x位与明文的x进行异或，以产生密文的x位。下一步将生成的x位密文移入寄存器中，并对下面的x位明文重复这一过程。解密过程与加密过程相似，以IV开始，对寄存器加密，将结果的高x与密文异或，产生x位明文，再将密文的下面x位移入寄存器。
下式中Si是移位寄存器的第i个状态，a << x是指将a移位x位，head(a, x)是指a的高x位，n则是指IV的位数。
若密文的x位发生错误，则密码在移位寄存器恢复与加密时的状态相同之前，输出不正确的结果，而当寄存器状态恢复后，密码即可以重新同步，恢复正常输出，因此最多只有一块数据发生错误。
与CBC相似，明文的改变会影响接下来所有的密文，因此加密过程不能并行化；而同样的，与CBC类似，解密过程是可以并行化的。在解密时，密文中一位数据的改变仅会影响两个明文块：对应明文块中的一位数据与下一块中全部的数据，而之后的数据将恢复正常。
CFB拥有一些CBC所不具备的特性，这些特性与OFB和CTR的流模式相似：只需要使用块密码进行加密操作，且消息无需进行填充（虽然密文窃取也允许数据不进行填充）。
输出反馈（OFB）
输出反馈模式（Output feedback, OFB）可以将块密码变成同步的流密码。它产生密钥流的块，然后将其与明文块进行异或，得到密文。与其它流密码一样，密文中一个位的翻转会使明文中同样位置的位也产生翻转。这种特性使得许多错误校正码，例如奇偶校验位，即使在加密前计算，而在加密后进行校验也可以得出正确结果。
由于XOR操作的对称性，加密和解密操作是完全相同的：
每个使用OFB的输出块与其前面所有的输出块相关，因此不能并行化处理。然而，由于明文和密文只在最终的异或过程中使用，因此可以事先对IV进行加密，最后并行的将明文或密文进行并行的异或处理。
可以利用输入全0的CBC模式产生OFB模式的密钥流。这种方法十分实用，因为可以利用快速的CBC硬件实现来加速OFB模式的加密过程。
计数器模式（CTR）
注意：CTR模式（Counter mode，CM）也被称为ICM模式（Integer Counter Mode，整数计数模式）和SIC模式（Segmented Integer Counter）。
与OFB相似，CTR将块密码变为流密码。它通过递增一个加密计数器以产生连续的密钥流，其中，计数器可以是任意保证长时间不产生重复输出的函数，但使用一个普通的计数器是最简单和最常见的做法。使用简单的、定义好的输入函数是有争议的：批评者认为它“有意的将密码系统暴露在已知的、系统的输入会造成不必要的风险”。目前，CTR已经被广泛的使用了，由输入函数造成的问题被认为是使用的块密码的缺陷，而非CTR模式本身的弱点。无论如何，有一些特别的攻击方法，例如基于使用简单计数器作为输入的硬件差错攻击。
CTR模式的特征类似于OFB，但它允许在解密时进行随机存取。由于加密和解密过程均可以进行并行处理，CTR适合运用于多处理器的硬件上。
注意图中的“nonce”与其它图中的IV（初始化向量）相同。IV、随机数和计数器均可以通过连接，相加或异或使得相同明文产生不同的密文。
转自：