本人以前对非对称加密有一些了解，但是对非对称加密为啥是安全的一直不是很清楚，所以今天打算弄懂这个问题。

一，对称加密和非对称加密

1. 对称加密

对称加密指的就是加密和解密使用同一个秘钥，所以叫做对称加密。对称加密只有一个秘钥，作为私钥。
常见的对称加密算法：DES，AES，3DES等等。

2. 非对称加密

非对称加密指的是：加密和解密使用不同的秘钥，一把作为公开的公钥，另一把作为私钥。公钥加密的信息，只有私钥才能解密。私钥加密的信息，只有公钥才能解密。
常见的非对称加密算法：RSA，ECC

3. 区别

对称加密算法相比非对称加密算法来说，加解密的效率要高得多。但是缺陷在于对于秘钥的管理上，以及在非安全信道中通讯时，密钥交换的安全性不能保障。所以在实际的网络环境中，会将两者混合使用.

例如针对C/S模型

1. 服务端计算出一对秘钥pub/pri。将私钥保密，将公钥公开。
2. 客户端请求服务端时，拿到服务端的公钥pub。
3. 客户端通过AES计算出一个对称加密的秘钥X。 然后使用pub将X进行加密。
4. 客户端将加密后的密文发送给服务端。服务端通过pri解密获得X。
5. 然后两边的通讯内容就通过对称密钥X以对称加密算法来加解密

二，RSA原理

我们先来看这样一些基础知识，并且以下我们讨论全都是整数：

整数运算

在整数运算中 我们定义一个整数x，那么他的负数为-x，并且有x+(-x)=0；
他的倒数为x^(-1), 并且有x * x^(-1) = 1;

同余运算

有整数a，b，正整数m。 假如a除以m余b。我们称为a模m同余b，模数为m。并且记为a≡b(modm),例如10除以3余1
我们称10模3同余1，记为10≡1(mod3)。
我们分别讨论模数为合数和质数情况下，基于同余运算的负数和倒数。

1. 当模数为合数n时

简单起见，我们讨论当n为10的情况,10是两个质数乘积
当模数为10的时候，参与运算的都是小于10的数。因为大于10的数除模取余之后都会小于10，所以只需要考虑小于模的数。
那么在同余运算中，一个小于10的数a，他的负数x是什么？ 也就是说使得(a+x)≡0(mod10); 那就是n−a,即x=n−a。这里的x就像是常规运算下的-a。常规运算下a+(−a)=0,我们说−a是a的负数，这里(a+x)≡0(mod10)，我们说x是a的负数。
有a+(n−a)=a+(−a)+n=n≡0(modn)。 当n=10的时候 ，有如下表

那么，a的倒数a^(−1)是什么呢？ 它要使得a×a^(−1) 在模数为n的情况下等于1，即a×a^(−1)≡1(modn)。当n=10的时候我们会发现，对于有的数我们可以找到它的倒数，有的数却找不到。例如当a=3，我们可以找到7，使得3×7=21≡1(mod10) ;而当a=4的时候，我们有4×0=0，4×1=4，4×2=8，4×3=12，4×4=16，4×5=20，4×6=24，4×7=28，4×8=32，4×9=36，在模10的情况下，都不会等于1。
我们对于所有小于10的a都找他的倒数a^(−1)，有下表

有什么规律呢？
数学界已证明：当a<n时，只有当a和n互质才能找到a^(−1)。 同时还有以下结论，当n=p×q,且p和q都为质数时，所有小于n的数中，能找到倒数的个数为(p−1)×(q−1)个。如果n有更多的质因子，那么计算会更复杂点。
我们把所有小于n，并且能和n互质的数的总个数记为一个函数φ(n)
，这个函数叫做欧拉函数。例即当n=p×q ,且p和q都为质数时，有φ(n)=(p−1)×(q−1), 那么就有φ(10)=(2−1)×(5−1)=4 。
同时这些数还有以下两个有趣的情况
1.这些数之间进行互乘的同余运算，结果还是这些数。
例如
对于1：1×1≡1(mod10), 1×3≡3(mod10), 1×7≡7(mod10), 1×9≡9(mod10)
对于3：3×1≡3(mod10), 3×3≡9(mod10), 3×7≡1(mod10), 3×9≡7(mod10)
对于7：7×1≡7(mod10),7×3≡1(mod10),7×7≡9(mod10),7×9≡3(mod10)
对于9：9×1≡9(mod10),9×3≡7(mod10),9×7≡3(mod10),9×9≡1(mod10)
如果一些数在互相运算之后，得到的结果还是这些数中，我们称这些数在这个运算条件下具有封闭性。
2.对这些数进行求幂运算，并且再模10，结果如下表

其中，

• 我们规定a0≡1(mod10)
• 所有a^(φ(10)) 的结果都为1,即有a^(φ(n))≡1(mod10)。(根据前面的介绍可知这里的φ(10)=(2−1)×(5−1)=4)
• 对于3和7来说，他们的a^0 、a^1 、a^2 、a^3 刚好把1,3,7,9各得到了一遍。到a^4时刚好又回到了1，如果大于4之后，又会开始循环
  在模n的情况下一定能找到一个数g,使得g^0 、g^1 、g^2 、……g^(φ(n)−1)
  刚好把所有与n互质并且小于n的数各得到一遍。我们把满足这种条件的数称为 生成元。

2. 当模数为质数p的时候

当模p为质数的时候，我们假设p=7时。
同样求小于 p的数 a的负数 x使得(a+x)≡0(mod10)有如下表

而求a的倒数时，因为p是质数，所有小于p的数都和它互质。所以，所有小于p
的数a都能找到它的倒数a^(−1)。它的欧拉函数φ(n)=p−1。

它同样有模数为合数n时的性质
1.这些数在同余运算规则下进行乘法运算，同样具有封闭性
2.任意的a求幂依然满足aφ(n)=1的规则，且同样有生成元

3. 离散对数问题

前面我们得到了有这么一个结论:
在模n的情况下一定能找到一个数g,使得g^0, g^1 ,g^2 、……g^(φ(n)−1)刚好把所有与n互质并且小于n的数各得到一遍。我们把满足这种条件的数称为生成元
那么，在模n的条件下，给定它的生成元g,以及一个小于n的正整数a。通过一个叫做同余幂的算法能够快速的算出g^a的值,我们把算得的结果记为b。 即我们在模n的条件下，能够快速的算出b=g^a的值。
由于生成元的特性，我们知道，在模n的条件下，给定生成元g，以及b的值，一定存在一个小于n的正整数a，使得b=g^a。那么如何求a的值？
我们发现，这个问题没有任何规律。例如，当n=11，g=2时，有如下表

在实数计算中，我们知道当b=g^a时，a=logbg
。然而这个计算在模n的条件下非常困难。这样一个问题被称为离散对数问题。在目前的技术条件下，这是一个极为困难的计算。当这个n值达到十进制两三百位时，即便是有大型计算机的情况下，所要花费的时间依然是个天文数字

4.RSA原理

当n=p×q，p与q是两个大质数。只知道n的值，想要计算p和q，这是一个世界性的极为困难的数学难题。RSA的基础就是基于的n的两个质数分解难题。
具体过程如下：

• Alice选择两个大质数p和q，求得n=p×q。计算φ(n)=(p−1)×(q−1)，接下来，Alice选择一个与φ(n)互质的数e，并计算e^(−1)在模为φ(n)下的值，将计算出的值记为s。
  我们知道，e与φ(n)互质，所以一定存在e^(−1), 这一步，service 就算出了公钥和私钥，其中，公钥为(e，n),私钥为(s，n)
• 接下来，Bob可以在非安全信道请求Alice获得公钥。Evl通过中间攻击，只能获得(e,n),以及密文D。假定Bob需要发送的内容为m，计算D=m^e(modn),然后把D发送给Alice
• Alice收到D之后，计算m^ (e ^ (1/e))(modn)=m^ (e×1/e)(mod n)≡m(modn)

其中，在不安全信道中传输的是n和e。然而，p和q只有Alice才知道，即便Eval获得了n，基于质数分解难题，他无法算出p和q，也就无法算出私钥s来揭秘被加密的消息。
且，m不能是大于n的数，当m大于n时可以拆分之后分段加密。

举个例子吧

• 假设取两个质数p=11, q=13,那么n=143. φ(n)=(p−1)×(q−1)=120。 随意选取一个和φ(n)互质的数e，假定这个数字为7,即e=7， 那么e^{(−1)=63,使得e×e}(−1)再模φ(n)等于1,即e×e^(−1)≡1(modφ(n))，即7×63=441≡1(mod120).
• 公钥为(e，n),即(7，143)。 私钥为(s，n)， 即(63，143)。 要加密的原始数据为m，假设m=13。(计算机中任何数据，最后传输或者保存都会转换成二进制的数据)
• 加密过程：Bob请求Alice，获得公钥，密文为D, D=13^7(mod143)=117。 Bob将D传输出去
• Evl通过中间攻击，只能获得(e,n),以及密文 D
• 解密过程：Alice获得D，通过只有Alice才有的私钥进行解密。117^63(mod143)=13,获得了原始数据。

这里的11和13比较小，知道公钥为(7,143)之后，容易将143做因式分解求的11与13,从而可以算出e^(−1)。但是当p和q是两个非常大的的质数的时候，就很难将其分解出来。 这样，就无法算出e^(−1)。从而不能从密文中获得原始数据。