N-хэш
Алгоритм разработан фирмой Nippon Telephone & Telegraph. Впервые опубликован в 1990 году . 
-хэш использует блоки длиной 128 битов, размешивающую функцию, аналогичную функции алгоритма шифрования FEAL и вырабатывает блок хэш-кода длиной 128 битов. На вход пошаговой хэш-функции в качестве аргументов поступают очередной блок сообщения длиной 128 битов и хэш-код предыдущего шага также размером 128 битов. , где  -- синхропосылка; 
. Хэш-кодом всего сообщения объявляется хэш-код, получаемый в результате преобразования последнего блока текста. 
Функция вначале меняет местами старшие и младшие части (по 64 бита каждая) хэш-кода предыдущего шага, покоординатно складывает полученное значение с величиной (длина 128 битов) и текущим блоком текста . Полученная величина поступает на вход каскада из () преобразующих функций. Вторым аргументом каждой из преобразующих функций является хэш-код предыдущего шага, сложенный покоординатно с одной из восьми констант. 
На рисунке 1 использованы следующие условные обозначения: EXG -- старшая и младшая части (по 64 бита каждая) входного блока меняются местами; 
(128 битов) в двоичной записи; 
; здесь обозначает конкатенацию бинарных строк; 
(24 бита) в двоичной записи; 
(; длиной 8 битов); 
PS -- преобразующая функция. 
Рис. 1 	
На рисунке 2 представлена схема преобразующей функции. Каждый из аргументов при этом разбивается на 4 блока по 32 бита каждый: , . 
Рис. 2 	
Схема вычисления функции представлена на рисунке 3. 
Рис. 3 	
Функции и определяются аналогично таким же функциям криптографического алгоритма FEAL: левый циклический сдвиг на 2 бита; 
левый циклический сдвиг на 2 бита. 
Результат действия преобразующей функции PS предыдущего шага становится входным аргументом очередной преобразующей функции PS. Процесс, показанный на рис. 1, завершается покоординатным суммированием по модулю 2 результата действия последней преобразующей функции PS, хэш-кода предыдущего шага и блока хэшируемого текста. 

Известные результаты анализа

Ден Бур предложил способ построения коллизии для однораундовой схемы -хэша. Бихам и Шамир успешно применили дифференциальный метод для компрометации 6-раундовой схемы -хэша. Более того, предложенный ими способ построения коллизий срабатывает для любого значения кратного трем и при этом для он оказывается эффективнее подхода основанного на "парадоксе дня рождения". Для 6-раундовой схемы Бихам и Шамир указали явно несколько пар текстов, имеющих один и тот же хэш-код. Для 12-раундовой схемы сложность построения коллизий предложенным методом оценивается величиной операций (для сравнения: трудоемкость метода основанного на "парадоксе дня рождения" есть операций).