Алгоритм rsa
Диффи и Хеллман определили новый подход к шифрованию, что вызвало к жизни разработку алгоритмов шифрования, удовлетворяющих требованиям систем с открытым ключом. Одним из первых результатов был алгоритм, разработанный в 1977 году Роном Ривестом, Ади Шамиром и Леном Адлеманом и опубликованный в 1978 году. С тех пор алгоритм Rivest-Shamir-Adleman (RSA) широко применяется практически во всех приложениях, использующих криптографию с открытым ключом.
Алгоритм основан на использовании того факта, что задача факторизации является трудной, т.е. легко перемножить два числа, в то время как не существует полиномиального алгоритма нахождения простых сомножителей большого числа.
Алгоритм RSA представляет собой блочный алгоритм шифрования, где зашифрованные и незашифрованные данные являются целыми между 0 и n -1 для некоторого n.
Описание алгоритма
Алгоритм, разработанный Ривестом, Шамиром и Адлеманом, использует выражения с экспонентами. Данные шифруются блоками, каждый блок рассматривается как число, меньшее некоторого числа n. Шифрование и дешифрование имеют следующий вид для некоторого незашифрованного блока М и зашифрованного блока С.
С = Ме (mod n)
M = Cd (mod n) = (Me)d (mod n) = Med (mod n)
Как отправитель, так и получатель должны знать значение n. Отправитель знает значение е, получатель знает значение d. Таким образом, открытый ключ есть KU = {e, n} и закрытый ключ есть KR = {d, n}. При этом должны выполняться следующие условия:
Возможность найти значения е, d и n такие, что Med = M mod n для всех М < n .
Относительная легкость вычисления Ме и Сd для всех значений М < n.
Невозможность определить d, зная е и n.
Сначала рассмотрим первое условие. Нам необходимо выполнение равенства:
Med = М (mod n)
Рассмотрим некоторые математические понятия, свойства и теоремы, которые позволят нам определить e, d и n.
Если (а · b) (a · c) mod n, то b c mod n, если а и n взаимнопростые, т.е gcd (a, n) = 1.
Обозначим Zp - все числа, взаимнопростые с p и меньшие p. Если p - простое, то Zp - это все остатки. Обозначим w-1 такое число, что w · w-1 1 mod p.
Тогда w Zp z: w · z 1 mod p
Доказательство этого следует из того, что т.к. w и p взаимнопростые, то при умножении всех элементов Zp на w остатками будут все элементы Zp, возможно, переставленные. Таким образом, хотя бы один остаток будет равен 1.
Определим функцию Эйлера следующим образом: Φ(n) - число положительных чисел, меньших n и взаимнопростых с n. Если p - простое, то (р) = p-1.
Если p и q - простые, то Φ(p · q) = (p-1) · (q-1).
В этом случае Zp · q ={0, 1, ј, (p · q - 1)}.
Перечислим остатки, которые не являются взаимнопростыми с p · q:
{p, 2 · p, ј, (q-1) · p}
{q, 2 · q, ј, (p-1) · q}
0
Таким образом Φ(p · q) = p · q - [(q-1) + (p-1) + 1] = p · q - (p+q) + 1 = (p-1) · (q-1).
Теорема Ферма.
an-1 1 mod n, если n - простое.
Если все элементы Zn умножить на а по модулю n, то в результате получим все элементы Zn, быть может, в другом порядке. Рассмотрим следующие числа:
{a mod n, 2 · a mod n, ј, (n-1) · a mod n} являются числами {1, 2, ј, (n-1)}, быть может, в некотором другом порядке. Теперь перемножим по модулю n числа из этих двух множеств.
[(a mod n) · (2a mod n) · ... · (n-1)a mod n]
mod n (n-1)! mod n(n-1)! an-1 (n-1)! mod n
n и (n-1)! являются взаимнопростыми, если n - простое, следовательно, an-1 1 mod n.
Теорема Эйлера.
aΦ(n) 1 mod n для всех взаимнопростых a и n.
Это верно, если n - простое, т.к. в этом случае Φ(n) = n-1. Рассмотрим множество R = {x1, x2, ј, xΦ(n)}. Теперь умножим по модулю n каждый элемент этого множества на a. Получим множество S = {a · x1 mod n, a · x2 mod n, ј, a · xΦ(n) mod n}. Это множество является перестановкой множества R по следующим причинам.
Так как а является взаимнопростым с n и xi являются взаимнопростыми с n, то a · xi также являются взаимнопростыми с n. Таким образом, S - это множество целых, меньших n и взаимнопростых с n.
В S нет дублей, т.к. если a · xi mod n = a · xj mod n xi = xj.
Следовательно, перемножив элементы множеств S и R, получим:
Φ(n) Φ(n)
∏ (a · xi mod n) ∏ xi mod n
i=1 i=1
Φ(n) Φ(n)
( ∏ a · xi ∏ xi ) mod n
i=1 i=1
Φ(n) Φ(n)
( aΦ(n) · ∏ xi ∏ xi ) mod n
i=1 i=1
( aΦ(n) 1) mod n
Теперь рассмотрим сам алгоритм RSA. Пусть p и q - простые.
n = p · q.
Надо доказать, что M < n: MΦ(n) = M(p-1) · (q-1) 1 mod n
Если gcd (M, n) = 1, то соотношение выполняется. Теперь предположим, что gcd (M, n) 1, т.е. gcd (M, p · q) 1. Пусть gcd (M, p) 1, т.е. M = c · p gcd (M, q) = 1, так как в противном случае M = c · p и M = l · q, но по условию M < p · q.
Следовательно,
MΦ(q) 1 mod q
(MΦ(q))(p) 1 mod q
MΦ(n) 1 mod q
По определению модуля это означает, что MΦ(n) = 1 + k · q. Умножим обе части равенства на M = c · p. Получим
MΦ(n)+1 = c · p + k · q · c · p.
MΦ(n) 1 mod n
Или
MΦ(n)+1 M mod n
Таким образом, следует выбрать e и d такие, что е · d 1 mod (n)
Или e d-1 mod Φ(n)
e и d являются взаимнообратными по умножению по модулю Φ(n). Заметим, что в соответствии с правилами модульной арифметики, это верно только в том случае, если d (и следовательно, е) являются взаимнопростыми с Φ(n). Таким образом, gcd (Φ(n), d) = 1.
Теперь рассмотрим все элементы алгоритма RSA.
p, q - два простых целых числа |
- открыто, вычисляемо. |
n = p · q |
- закрыто, вычисляемо. |
d, gcd (Φ(n), d) = 1; |
- открыто, выбираемо. |
1 < d < Φ(n) |
|
е d-1 mod Φ(n) |
- закрыты, выбираемы. |
Закрытый ключ состоит из {d, n}, открытый ключ состоит из {e, n}. Предположим, что пользователь А опубликовал свой открытый ключ, и что пользователь В хочет послать пользователю А сообщение М. Тогда В вычисляет С = Ме (mod n) и передает С. При получении этого зашифрованного текста пользователь А дешифрует вычислением М = С d (mod n).
Суммируем алгоритм RSA:
Создание ключей
Выбрать простые р и q |
Вычислить n = p · q |
Выбрать d gcd (Φ(n), d) = 1; 1 < d < Φ(n) |
Вычислить е е = d-1 mod Φ(n) |
Открытый ключ KU = {e, n} |
Закрытый ключ KR = {d, n} |
Шифрование
Незашифрованный текст: М < n |
Зашифрованный текст: С = М е (mod n) |
Дешифрование
Зашифрованный текст: С |
Незашифрованный текст: М = Сd (mod n) |
Рассмотрим конкретный пример:
Выбрать два простых числа: р = 7, q = 17. |
Вычислить n = p · q = 7 · 17 = 119. |
Вычислить Φ(n) = (p - 1) · (q - 1) = 96. |
Выбрать е так, чтобы е было взаимнопростым с Φ(n) = 96 и меньше, чем Φ(n): е = 5. |
Определить d так, чтобы d · e 1 mod 96 и d < 96. |
d = 77, так как 77 · 5 = 385 = 4 · 96 + 1. |
Результирующие ключи открытый KU = {5, 119} и закрытый KR = {77, 119}. |
Например, требуется зашифровать сообщение М = 19. |
195 = 66 (mod 119); С = 66. |
Для дешифрования вычисляется 6677 (mod 119) = 19. |