Алгоритм 2

1. Построить начальный вариант ключа k на основе сравне­ния частот знаков криптограммы и открытого текста.

2. Положить v = f(D_k(y)).

3. Положить k = k.

4. Поменять местами в нижней строке подстановки k неко­торую пару букв, скажем и .

5. Положить у = f(D_k (y)).

6. Если v < v, то положить k = k, v = v и перейти к 4.

7. Перейти к шагу 3.

Алгоритм заканчивается, когда условие v < v не выпол­няется в течение некоторого числа итераций, например 100.

Переход на шаге 4 от k к k, связанный с транспозицией пары символов, имеет под собой следующее основание. На шаге 5 вычисляется величина

,

где — матрица, полученная из матрицы путем перестановки в ней столбцов с номерами и , а также строк с теми же номерами.

В силу отмеченного свойства на шаге 5 алгоритма ненужно проводить трудоемкую операцию вычисления матрицы биграмм непосредственно по «расшифрованно­му» тексту D_k(у). Достаточно вычислить лишь матрицу , а на следующих шагах алгоритма производить в ней одноименные перестановки строк и столбцов.

Выбор транспозиции (,) на шаге 4 можно произво­дить, например, следующим естественным образом. Пусть — вектор, образованный буквами криптограммы, упорядоченными по убыванию частот. Тогда после­довательность транспозиций можно выбрать такой:

В авторской работе показано, что алгоритм 2 является достаточно эффективным.

Частота встречаемости знаков*

В алфавитном порядке:

А	Б	В	Г	Д	Е	Ж	З	И	Й	К	Л	М	Н	О	П	Р	С	Т	У	Ф	Х	Ц	Ч	Ш	Щ	Ы	Ь	Ъ	Э	Ю	Я
62	14	38	13	25	72	7	16	62	10	28	35	26	53	90	23	40	45	53	21	2	9	4	12	6	3	16	7	7	3	6	18

В порядке убывания частот встречаемости:

О	Е	А	И	Н	Т	С	Р	В	Л	К	М	Д	П	У	Я	З	Ы	Б	Г	Ч	Й	Х	Ж	Ь	Ъ	Ш	Ю	Ц	Щ	Э	Ф
90	72	62	62	53	53	45	40	38	35	28	26	25	23	21	18	16	16	14	13	12	10	9	7	7	7	6	6	4	3	3	2