算法学习笔记(3) RSA原理与证明

1.非对称加密

RSA是一种非对称加密算法。由消息接收者将公钥发送给消息发送者，使用容易被截获的公钥来加密；把私钥一直保存在消息的接收者处，使用不容易被截获的私钥来解密。这样即使攻击者截获了公钥也无法获取加密后的内容。

这种算法还可以用于数字签名。使用发送端的私钥来加密数字签名，使用发送端传输给目标端的公钥来解密数字签名，如果解密成功，证明消息发送端是可靠的。而因为私钥难以获取，攻击者也难以用共钥伪造数字签名。

2.数论知识

欧拉函数

$\phi (N)$ =小于N的正整数中与N互质的数的数目

欧拉函数有特殊性质：若p和q互质，且N=pq，则有 $\phi(N)=\phi(p)\phi(q)=(p-1)(q-1)$

模逆元素

如果两个正整数a和n互质，那么一定可以找到整数b，使得ab-1被n整除，也就是ab与1模n时同余： $ab\equiv1(mod n)$

欧拉定理

当a，n为两个互质的正整数时，有： $a^{\phi(n)}\equiv1(mod n)$

这样，由于 $a^{\phi(n)}=a·a^{\phi(n)-1}\equiv1(mod n)$ ， $a^{\phi(n)-1}$ 就是a关于模n的模逆元素

重要条件

$(a·b)modn=((amodn)·(bmodn))modn$

证明：
假设a和b除以n的余数为c1,c2，则a和b可以写成 $a=n·t1+c1,b=n·t2+c2$
那么， $a·b=n^2·t1·t2+n·t1·c2+n·t2·c1+c1·c2$
因此，a·b除以n的余数为 $(c1·c2)modn$ ，由于c1和c2都不能被n整除，因此 $(c1·c2)modn=c1·c2$ ，即 $(a·b)modn=(amodn)·(bmodn)$

3.RSA实践

基础数生成：选择两个大的且不相等的质数p和q，计算N=pq
求基础数欧拉函数： $r=\phi(N)=\phi(p)\phi(q)=(p-1)(q-1)$
寻找公钥：选择一个小于r的整数e使e与r互质
生成私钥：求e关于r的模逆元素d

这样(N,e)就是公钥，(N,d)就是私钥，p和q被销毁因此r也随之被销毁。消息接收者在执行完上述步骤后保存私钥，而将公钥发送给消息发送者。消息发送者用公钥加密信息：
$c=n^e mod N$
其中n是信息的编码（必须小于N，可以分段编码并加密）。然后将信息发出，接收到消息的一方可以用自己的私钥来解密消息：
$n=c^dmodN$

证明： $n=(((c^e)modN)^d)modN=重要条件逆用=>c^{d·e}modN=模逆元素定义（k为任意正整数）=>c^{kr+1}modN=>(c·(c^k)^r)modN=重要条件=>((cmodN)·((c^k)^rmodN))modN=重要条件=>((cmodN)·((c^kmodN)^rmodN))modN=设任意正整数k为\phi (N)=>((cmodN)·((c^{\phi (N)}modN)^rmodN))modN=欧拉公式=>((cmodN)·((1)^rmodN))modN=c$

4.原理

大数分解质因数是很困难的，得到了N也很难得到p和q，自然很难得到(p-1)(q-1)=r，那么得到了e也很难得到e关于r的模逆元素d

而e和d又拥有单向的加密解密性，这使得非对称加密得以成立

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