rsa加密算法理论

乐乐天

它是第一个既能用于数据加密也能用于数字签名的算法。它易于理解和操作，也很流行。算法的名字以发明者的名字命名：Ron Rivest, Adi Shamir 和Leonard Adleman。但RSA的安全性一直未能得到理论上的证明。它经历了各种攻击，至今未被完全攻破。[PP]一、RSA算法 :
1 G7 z! r8 \8 ^0 ^) l) [( X
- D% [( r& F" E[PP]首先, 找出三个数, p, q, r,
其中 p, q 是两个相异的质数, r 是与 (p-1)(q-1) 互质的数......
4 F% J* x) T {! W; qp, q, r 这三个数便是 private key

) E% A5 Z+ {7 k7 V9 R接著, 找出 m, 使得 rm == 1 mod (p-1)(q-1).....
+ _' F1 D" E8 X( e5 r' a, z这个 m 一定存在, 因为 r 与 (p-1)(q-1) 互质, 用辗转相除法就可以得到了.....
' v) K o7 E- D2 I再来, 计算 n = pq.......
; s2 v2 g' m; S* Hm, n 这两个数便是 public key

编码过程是, 若资料为 a, 将其看成是一个大整数, 假设 a < n....
4 B) T8 u$ r2 f4 X/ \- t如果 a >= n 的话, 就将 a 表成 s 进位 (s <= n, 通常取 s = 2^t),
则每一位数均小於 n, 然後分段编码......
0 l: ?- F* o; h% C m接下来, 计算 b == a^m mod n, (0 <= b < n),
, ?! O4 K ~6 V. u, c' I7 b7 Z6 Zb 就是编码後的资料......

解码的过程是, 计算 c == b^r mod pq (0 <= c < pq),
於是乎, 解码完毕...... 等会会证明 c 和 a 其实是相等的 :)

如果第三者进行窃听时, 他会得到几个数: m, n(=pq), b......
" o, n$ l1 U( k' F他如果要解码的话, 必须想办法得到 r......
' O) ^/ l# W+ h* t k3 G所以, 他必须先对 n 作质因数分解.........
要防止他分解, 最有效的方法是找两个非常的大质数 p, q,
使第三者作因数分解时发生困难.........


! a& ^/ j) D; j5 j! T- l, f<定理>
若 p, q 是相异质数, rm == 1 mod (p-1)(q-1),
a 是任意一个正整数, b == a^m mod pq, c == b^r mod pq,
则 c == a mod pq

) u8 p* {0 q4 q1 S: V! T" M证明的过程, 会用到费马小定理, 叙述如下:
m 是任一质数, n 是任一整数, 则 n^m == n mod m
, U# Z5 j- z2 x1 k& ?3 R( A7 e2 N(换另一句话说, 如果 n 和 m 互质, 则 n^(m-1) == 1 mod m)
5 j1 i# k) e- H运用一些基本的群论的知识, 就可以很容易地证出费马小定理的........

: ^6 [2 k1 P$ _1 Y) X<证明>
1 r/ a& k* ]! y9 }因为 rm == 1 mod (p-1)(q-1), 所以 rm = k(p-1)(q-1) + 1, 其中 k 是整数
+ A" l5 I3 a/ c& Y. T) ~( _2 ]; {因为在 modulo 中是 preserve 乘法的
4 g% w4 ~9 u. z7 f(x == y mod z and u == v mod z => xu == yv mod z),
6 [6 d8 ^" s. e- i( J所以, c == b^r == (a^m)^r == a^(rm) == a^(k(p-1)(q-1)+1) mod pq

1. 如果 a 不是 p 的倍数, 也不是 q 的倍数时,
则 a^(p-1) == 1 mod p (费马小定理) => a^(k(p-1)(q-1)) == 1 mod p
a^(q-1) == 1 mod q (费马小定理) => a^(k(p-1)(q-1)) == 1 mod q
所以 p, q 均能整除 a^(k(p-1)(q-1)) - 1 => pq | a^(k(p-1)(q-1)) - 1
即 a^(k(p-1)(q-1)) == 1 mod pq
=> c == a^(k(p-1)(q-1)+1) == a mod pq

2. 如果 a 是 p 的倍数, 但不是 q 的倍数时,
则 a^(q-1) == 1 mod q (费马小定理)
=> a^(k(p-1)(q-1)) == 1 mod q
=> c == a^(k(p-1)(q-1)+1) == a mod q
=> q | c - a
因 p | a
=> c == a^(k(p-1)(q-1)+1) == 0 mod p
=> p | c - a
所以, pq | c - a => c == a mod pq

3. 如果 a 是 q 的倍数, 但不是 p 的倍数时, 证明同上

: V5 p% b& l. i# d4. 如果 a 同时是 p 和 q 的倍数时,
则 pq | a
=> c == a^(k(p-1)(q-1)+1) == 0 mod pq
=> pq | c - a
=> c == a mod pq
Q.E.D.


: W- u) }. b8 P* D$ Z% P& V- T6 u这个定理说明 a 经过编码为 b 再经过解码为 c 时, a == c mod n (n = pq)....
但我们在做编码解码时, 限制 0 <= a < n, 0 <= c < n,
+ Y. [ v# R1 l1 J, k6 Z* a所以这就是说 a 等於 c, 所以这个过程确实能做到编码解码的功能.....
9 X7 N0 m0 b, N: @0 z2 U
二、RSA 的安全性
G+ s, x4 g9 d7 h3 |1 k# t
[PP]RSA的安全性依赖于大数分解，但是否等同于大数分解一直未能得到理论上的证明，因为没有证明破解 RSA就一定需要作大数分解。假设存在一种无须分解大数的算法，那它肯定可以修改成为大数分解算法。目前， RSA 的一些变种算法已被证明等价于大数分