非对称加密之RSA算法
有个胖子他姓杨
发表于 2022-12-6 20:25:48
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4 q( E6 y( @& h. o S& K% p
1977年,MIT的三位老师Rivest、Shamir和Adleman设计了一种算法,可以实现非对称加密。这种算法以他们三个人的名字命名为RSA。RSA算法是使用最为广泛的非对称加密算法。RSA加密利用了单向函数正向求解很简单,反向求解很复杂的特性。
具体是利用了:
1.对两个质数相乘容易,而将其合数分解很难。即n=p1*p2,已知p1、p2求n简单,已知n求p1、p2困难。
2.(m^e)modn=c,已知m、e、n求c简单,已知e、n、c求m很难。
原理
9 ?( r" S4 r: M \' c8 A. p9 W
RSA加密,实现了公开密钥,就是A可以给所有人发送公钥,其他人把要加密的信息用这把公钥加密后发送给A,A用私钥解密就可以获得加密的信息了。反过来,A要发送加密信息给B,只要知道B的公钥就可以了,而这个公钥是公开的。; K- j5 @8 g' m1 K
公钥n、e的生成:随机选取两个质数p1、p2,n=p1*p2,再随机选取一个整数e,e与φ(n)互质。6 c6 u5 ?9 J' y" K7 Q4 x
; r: K" B5 C& N- L# c
加密过程:(m^e)modn=c,其中m为原信息,c为密文,n、e为公钥。
e4 z5 m! R$ [
解密过程:(c^d)modn=m,其中d为解密密钥。
解密密钥d的求解:
- ^: Z+ j1 b# F
(c^d)modn=(((m^e)modn)^d)modn=((m^e)^d)modn=(m^ed)modn
1 V, C; R7 {- C' ]3 C p
费马定理:: M) W) m3 `/ |- u# n
若p是素数,a与p互素,则a^(p-1)≡1(modp)
4 r; H2 |7 ~" r5 l# W
举例
! d6 x: d! s6 A& t) D
加密过程举例(1):8 H. }5 E9 D. s4 G& A
9 C5 }/ V. E9 k8 R7 F" Q! O8 q
1.挑选两个质数,如p=61和q=532 J, k/ R4 i$ e
; c/ M7 j2 ]# U# W4 E5 U
2.计算N=p*q=3233
3.计算(p-1)(q-1)=60*52=3120【这一步可以计算(p-1)和(q-1)的最小公倍数,从而使得计算的d比较小;17关于780的模逆是413,比2753要小】
0 o1 z3 P/ x6 }$ {7 _9 U
4.选择与3120互质的一个数e=17
5.计算得出d,使得d是e关于3120的模逆,得出d=2753, P; q6 x ]* N! `& G
3 |+ P4 F5 @9 b8 J% f
6.如果明文是5,那么密文是5^17(mod3233)=3086
7 {3 \! y% O0 Z
7.解密,3086^2753(mod3233)=51 ~0 Z# ~7 D" b# g& w! k2 h1 S
关于模逆:先用“辗转相除法”…$ s* H% _8 ^0 p
加密过程举例(2)-中间人:
5 c5 W# p8 d G. e8 K4 b
A:有一个公钥n、e。例如:3127、3。
B:有一个信息m。例如:89。
C:偷听者
A:2 Z* b" T" s4 I& R9 W# A, E3 [3 K& `
8 p- z9 w& L' z; J- S6 e/ Z
第一步:随机找两个质数p1、p2,一个奇数e。例如:53、59、3。
第二步:计算n=p1*p2得到n,计算欧拉函数φ(n)=(p1-1)*(p2-1)得到φ(n),计算钥匙d=(k*φ(n)+1)/e得到d。
例如:53*59=3127、(53-1)*(59-1)=3016、(k*φ(n)+1)/e=(2*3016+1)/3=2011。& a# C& r% X7 S7 B9 V
第三步:发送n、e给大家知道//n、e就是公钥,d就是密钥。; M$ z* m( c, n# r |! D/ S
. }. `& ^# ^" h8 I. }
C:获得n、e
B:) g: ]5 v% V1 p! ^: o- m. O+ D
+ s" B: |, Z2 @" w
第一步:获得n、e
第二步:加密信息m,(m^e)modn=c,获得加密信息c。例如:(89^3)mod3127=1394。) F3 a3 {# ?+ k( H& M
6 u( f" J# o2 y& a% ?) M
第三步:发送c给A2 m3 {3 ~9 P ]" ^% _
C:
" S; |% e+ ~; W4 A; ` u6 x* ]7 V! H
第一步:截获加密信息c$ ]: w& q4 w6 q. q7 l" d
/ b7 K* W& h- S5 o- c
第二步:破解信息c,此时C只有n、e、c,只有把n分解质因数才能破解,而此分解很困难特别是当n很大的时候。9 M& u8 a* t9 s
& q% |$ K w: Z. A) i/ w; s: [
A:
1 {4 f5 v. j' i5 D% m6 \
第一步:收到加密信息c5 I( H& |* t0 X3 u% [+ l6 k. \
& a" s* d1 W0 g h8 R& d. D$ }
第二步:解密信息c,(c^d)modn=m,获得信息m。例如:(1394^2011)mod3127=89。
- d) X0 x1 I0 ?3 a' j: k
完成
安全性
为什么RSA是不会被破解的呢?
为了解密,关键是要找出私钥。如果已知(p-1)(q-1),那么就很容易算出来私钥。而为了获得(p-1)(q-1),就需要知道p和q的值。为了获得p和q的值,就必须对N进行因式分解。" k0 f x& Z( Z4 x
1874年,WilliamStanleyJevons就在自己的书《科学的原则》中写道:# I" e0 s; l- e1 J v8 R& C
. O' c2 Z' u" u5 `9 O
读者中有人能发现是哪两个数的乘积为8616460799吗?我想这个答案只有我自己知道。0 w2 x' K! u( m7 F% t
书中他描述了单向函数(one-wayfunction)与密码学的关系,还提出了因子分解问题可以用作创建trapdoor函数。: }+ f# C A- |+ |1 \; j1 @
到目前为止,关于RSA可靠性的描述:
对极大整数做因数分解的难度决定了RSA算法的可靠性。换言之,对一极大整数做因数分解愈困难,RSA算法愈可靠。
假如有人找到一种快速因数分解的算法,那么RSA的可靠性就会极度下降。但找到这样的算法的可能性是非常小的。今天只有短的RSA密钥才可能被暴力破解。到2008年为止,世界上还没有任何可靠的攻击RSA算法的方式。
只要密钥长度足够长,用RSA加密的信息实际上是不能被解破的。/ w) {4 F4 h' \3 }
RSA的正确性:
可以使用欧拉函数和欧拉定理来证明。( ~% w# @' Z/ j3 j# ?2 N' a
(这个证明还必须补充一部分就是m和n不互质的情况。欧拉定理只是在m和n互质时才有用。)8 t0 W9 I* g5 u+ T; a: o: j; {
$ }. b4 v, N) p2 A* e
如果m和n不互质,因为n是两个质数p和q的乘积,所以m必然是p或q的倍数(因为要求m$ c/ d7 W" E% P3 t
3 i3 Q3 z# Z6 l4 O+ b+ O. i8 Q
那么问题来了,如果黎曼猜想真的被证明了,那么RSA算法的可靠性是否会成空中楼阁呢?
" X: J4 U% N9 ]: w" p
应用
7 S, G2 [+ Y, N7 k: E& _
RSA的应用:数字签名1 \% q7 k: c$ W, P
O' p7 @" k5 q- s, N4 f
最普遍的应用,网站身份认证。如何证明我们连上的网站就是支付宝alipay呢?如果因为各种原因,如域名污染,我们的浏览器访问了攻击者网站,这时一定要进行验证。, \; D; u' S" n; A& H* R5 ?. }, m
验证,就是要检查一个证书。当我们以HTTPS的方式连上一个网站时,网站会首先给我们发送一个证书。这个证书里包含有它的域名、公钥等信息。同时这个证书是由专门的第三方公信机构CA使用自己的私钥签了名的。浏览器在拿到这个证书之后,首先用第三方公信机构CA的公钥对这个证书解密,然后查看和比对证书里的域名和浏览器地址栏的域名,完全匹配才认为是正确的网站。
2 m( Z |- G( v8 g/ H+ f
如果域名被污染,虽然攻击者网站可以拷贝一份正常网站的证书,但是因为证书中包括了正常网站的公钥,如果它不能获得正常网站的私钥,那么它就没有办法对加密信息进行解密。从而不能正常建立连接。
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