非對稱加密技術- RSA算法數學原理分析

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非對稱加密技術，在如今網絡中，有很是普遍應用。加密技術更是數字貨幣的基礎。

所謂非對稱，就是指該算法須要一對密鑰，使用其中一個（公鑰）加密，則須要用另外一個（私鑰）才能解密。 可是對於其原理大部分同窗應該都是隻知其一;不知其二，今天就來分析下經典的非對稱加密算法 - RSA算法。 經過本文的分析，能夠更好的理解非對稱加密原理，可讓咱們更好的使用非對稱加密技術。

題外話: 本博客一直有打算寫一系列文章通俗的密碼學，昨天給站點上https, 因其中使用了RSA算法，就查了一下，發現如今網上介紹RSA算法的文章都寫的太難理解了，反正也準備寫密碼學，就先寫RSA算法吧，下面開始正文。

RSA算法原理

RSA算法的基於這樣的數學事實：兩個大質數相乘獲得的大數難以被因式分解。 如：有很大質數p跟q，很容易算出N，使得 N = p * q， 但給出N, 比較難找p q（沒有很好的方式， 只有不停的嘗試）

這其實也是單向函數的概念

下面來看看數學演算過程：

1. 選取兩個大質數p，q，計算N = p * q 及 φ ( N ) = φ (p) * φ (q) = (p-1) * (q-1)

三個數學概念： 質數(prime numbe)：又稱素數，爲在大於1的天然數中，除了1和它自己之外再也不有其餘因數。 互質關係：若是兩個正整數，除了1之外，沒有其餘公因子，咱們就稱這兩個數是互質關係（coprime）。 φ(N)：叫作歐拉函數，是指任意給定正整數N，在小於等於N的正整數之中，有多少個與N構成互質關係。 >> 若是n是質數，則 φ(n)=n-1。 >> 若是n能夠分解成兩個互質的整數之積， φ(n) = φ(p1p2) = φ(p1)φ(p2)。即積的歐拉函數等於各個因子的歐拉函數之積。

2. 選擇一個大於1 小於φ(N)的數e，使得 e 和 φ(N)互質

e實際上是1和φ(N)以前的一個質數

3. 計算d，使得d*e=1 mod φ(N) 等價於方程式 ed-1 = k * φ(N) 求一組解。

d 稱爲e的模反元素，e 和 φ(N)互質就確定存在d。 >> 模反元素是指若是兩個正整數a和n互質，那麼必定能夠找到整數b，使得ab被n除的餘數是1，則b稱爲a的模反元素。 >> 可根據歐拉定理證實模反元素存在，歐拉定理是指若n,a互質，則： >> a^φ(n) ≡ 1(mod n) 及 a^φ(n) = a * a^（φ(n) - 1）， 可得a的 φ(n)-1 次方，就是a的模反元素。

4. (N, e)封裝成公鑰，(N, d)封裝成私鑰。 假設m爲明文，加密就是算出密文c: m^e mod N = c (明文m用公鑰e加密並和隨機數N取餘獲得密文c) 解密則是： c^d mod N = m　(密文c用密鑰解密並和隨機數N取餘獲得明文m)

   私鑰解密這個是能夠證實的，這裏不展開了。

加解密步驟

具體仍是來看看步驟，舉個例子，假設Alice和Bob又要相互通訊。

1. Alice 隨機取大質數P1=53，P2=59，那N=53*59=3127，φ(N)=3016
2. 取一個e=3，計算出d=2011。
3. 只將N=3127，e=3 做爲公鑰傳給Bob（公鑰公開）
4. 假設Bob須要加密的明文m=89，c = 89^3 mod 3127=1394，因而Bob傳回c=1394。 （公鑰加密過程）
5. Alice使用c^d mod N = 1394^2011 mod 3127，就能獲得明文m=89。 （私鑰解密過程）

假如攻擊者能截取到公鑰n=3127，e=3及密文c=1394，是仍然沒法不經過d來進行密文解密的。

安全性分析

那麼，有無可能在已知n和e的狀況下，推導出d？

　　1. ed≡1 (mod φ(n))。只有知道e和φ(n)，才能算出d。
　　2. φ(n)=(p-1)(q-1)。只有知道p和q，才能算出φ(n)。
　　3. n=pq。只有將n因數分解，才能算出p和q。

若是n能夠被因數分解，d就能夠算出，所以RSA安全性創建在N的因式分解上。大整數的因數分解，是一件很是困難的事情。 只要密鑰長度足夠長，用RSA加密的信息其實是不能被解破的。

補充模運算規則

1. 模運算加減法： (a + b) mod p = (a mod p + b mod p) mod p (a - b) mod p = (a mod p - b mod p) mod p
2. 模運算乘法： (a * b) mod p = (a mod p * b mod p) mod p
3. 模運算冪 a ^ b mod p = ((a mod p)^b) mod p

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