�ݺ�ߣ

Chương 3. Mật mã khoá công khai

3. Một số hệ mật khoá công khai
 3.1

Hệ mật RSA
 3.2 Hệ mật Merkle – Hellman
 3.3 Hệ mật McEliece
 3.4 Hệ mật ElGamal
 3.5 Hệ mật Chor- Rivest
 3.6 Hệ mật trên đường cong Elliptic

3.1 Hệ mật RSA






RSA là mã công khai được sáng tạo bởi Rivest, Shamir & Adleman ở
MIT (Trường Đại học Công nghệ Massachusetts) vào năm 1977.
RSA là mã công khai được biết đến nhiều nhất và sử dụng rộng rãi
nhất hiện nay.
RSA dựa trên các phép toán lũy thừa trong trường hữu hạn các số
nguyên theo modulo nguyên tố. Cụ thể, mã hoá hay giải mã là các
phép toán luỹ thừa theo modulo số rất lớn.
Việc thám mã, tức là tìm khoá riêng khi biết khoá công khai, dựa trên
bài toán khó là phân tích một số rất lớn đó ra thừa số nguyên tố. Nếu
không có thông tin gì, thì ta phải lần lượt kiểm tra tính chia hết của
số đó cho tất cả các số nguyên tố nhỏ hơn căn của nó. Đây là việc
làm không khả thi!

3.1 Hệ mật RSA
 Người

ta chứng minh được rằng, phép lũy thừa
cần O((log n)3) phép toán, nên có thể coi lũy thừa
là bài toán dễ.
 Cần chú ý rằng ở đây ta sử dụng các số rất lớn
khoảng 1024 bit, tức là cỡ 10350.
 Tính an toàn dựa vào độ khó của bài toán phân
tích ra thừa số các số lớn. Bài toán phân tích ra
thừa số yêu cầu O(elogn log logn) phép toán, đây là bài
toán khó.

3.1 Hệ mật RSA


Khởi tạo khoá RSA
–

Mỗi người sử dụng tạo một cặp khoá công khai – riêng như sau:
Chọn ngẫu nhiên 2 số nguyên tố lớn p và q
 Tính số làm modulo của hệ thống: N = p.q


–
–
–
–
–
–
–
–

Ta đã biết Ф(N)=(p-1)(q-1)
Và có thể dùng Định lý Trung Hoa để giảm bớt tính toán
Chọn ngẫu nhiên khoá mã e
Trong đó 1<e< Ф(N), gcd(e,Ф(N))=1
Giải phương trình sau để tìm khoá giải mã d sao cho
e.d=1 mod Ф(N) với 0≤d≤ Ф(N)
In khoá mã công khai KU={e,N}
Giữ khoá riêng bí mật KR={d,p,q}

3.1 Hệ mật RSA
 Sử
–

dụng RSA

Để mã hoá mẩu tin, người gủi:
 Lấy

khoá công khai của người nhận KU={e,N}
 Tính C=Me mod N, trong đó 0≤M<N
–

Để giải mã hoá bản mã, người sở hữu nhận:
 Sử

dụng khóa riêng KR={d,p,q}
 Tính M=Cd mod N
–

Lưu ý rằng bản tin M < N, do đó khi cần chia khối bản
rõ.

3.1 Hệ mật RSA
 Cơ
–

sở của RSA

Theo Định lý Ole
 aΦ(n) mod

N = 1 trong đó gcd(a,N)=1
 Ta có N=p.q
 Ф(N)=(p-1)(q-1)
 e.d=1 mod Ф(N)
 e.d=1+k.Ф(N) đối với một giá trị k nào đó.
–

Suy ra
 Cd

= (Me)d = M1+k.Φ(N) = M1.(MΦ(n))k suy ra
 Cd modN = M1.(1)k modN = M1 modN = M modN

3.1 Hệ mật RSA
 Ví
–
–
–
–
–
–
–
–

dụ
Chọn các số nguyên tố: p=17 & q=11.
Tính n = pq, n = 17×11=187
Tính Ф(n)=(p–1)(q-1)=16×10=160
Chọn e : gcd(e,160)=1; Lấy e=7
Xác định d: de=1 mod 160 và d < 160
Giá trị cần tìm là d=23, vì 23×7=161= 10×160+1
In khoá công khai KU={7,187}
Giữ khoá riêng bí mật KR={23,17,11}

3.1 Hệ mật RSA


Ví dụ áp dụng mã RSA trên như sau:
–
–
–
–

Cho mẩu tin M = 88 (vậy 88<187)
Mã C = 887 mod 187 = 11
Giải mã M = 1123 mod 187 = 88
Có thể dùng định lý phần dư Trung Hoa để giải mã cho nhanh như
sau:
Tính 1123 mod 11 = 0
 Tính 1123mod 17 = (-6)23 mod 17 = (-6)16(-6)4 (-6)2 (-6) mod 17 = c1= 3
Vì (-6)2 mod 17 = 2, nên (-6)4 mod 17 = 4, (-6)8 mod 17 = -1,
(-6)16 mod 17 = 1
 11-1 mod 17 = (-6)-1 mod 17 = 14 nên 11(11-1 mod 17) = 11(14 mod 17) = c2
= 154
 Vậy M = (3.154) mod 187 = 462 mod 187 = 88


3.1 Hệ mật RSA
 Mã
–

–

hiệu quả:

Mã sử dụng lũy thừa của khoá công khai e, nếu giá trị của e nhỏ thì
tính toán sẽ nhanh, nhưng dễ bị tấn công. Thường chọn e nhỏ hơn
hoặc bằng 65537 (216-1), tức là độ dài khoá công khai là 16 bit.
Chẳng hạn trong ví dụ trên ta có thể lựa chọn e = 23 hoặc e = 7.
Ta có thể tính mã hoá nhanh, nếu biết n=pq và sử dụng Định lý phần
dư Trung Hoa với mẩu tin M theo các Modulo p và q khác nhau.
Nếu khoá công khai e cố định thì cần tin tưởng rằng khi chọn n ta
luôn có gcd(e,Ф(n)) = 1. Loại bỏ mọi p, q mà làm cho Ф(n) không
nguyên tố cùng nhau với e.

3.1 Hệ mật RSA
 Giải
–

–

mã hiệu quả:

Có thể sử dụng Định lý phần dư Trung Hoa để tính
theo mod p và q, sau đó kết hợp lại để tìm ra bản rõ.
Vì ở đây người sử dụng khoá riêng biết được p và q,
do đó có thể sử dụng kỹ thuật này.
Nếu sử dụng định lý phần dư Trung Hoa để giải mã thì
hiệu quả là nhanh gấp 4 lần so với giải mã tính trực
tiếp.

3.1 Hệ mật RSA
 Sinh
–
–

khoá RSA

Người sử dụng RSA cần phải xác định ngẫu nhiên 2 số
nguyên tố rất lớn p, q thông thường khoảng 512 bit.
Sau khi chọn được một khoá e hoặc d nguyên tố cùng
nhau với Ф(n), dễ dàng tính được khoá kia chính là số
nghịch đảo của nó qua thuật toán Euclide mở rộng.

3.1 Hệ mật RSA
 An
–

toàn của RSA

Trên thực té có nhiều cách tấn công khác nhau đối với
mã công khai RSA như sau:
 Tìm

kiếm khoá bằng phương pháp vét cạn, phương pháp này
không khả thi với kích thước đủ lớn của các số
 Tấn công bằng toán học dựa vào độ khó việc tính Ф(n) bằng
cách phân tích n thành hai số nguyên tố p và q hoặc tìm cách
tính trực tiếp Ф(n).
 Trong quá trình nghiên cứu việc thám mã người ta đề xuất kiểu
tấn công thời gian trong khi giải mã, tức là căn cứ vào tốc độ mã
hoá và giải mã các mẩu tin cho trước mà phán đoán các thông
tin về khoá.

3.1 Hệ mật RSA
 Điểm

bất động
Định lí: Nếu các thông báo được mã bằng hệ mật
RSA với cặp khóa công khai (e,n) với n = p.q thì số
các thông báo không thể che dấu được là
N = (1 + UCLN( e − 1, p − 1) ) (1 + UCLN( d − 1, q − 1) )

3.2 Hệ mật Merkle – Hellman
Hệ mật Merkle – Hellman
- Dãy siêu−1
tăng: Dãy số ngdương ( a1 , a 2 ,  , a n ) tmãn
i
a i > ∑a j với ∀i , 2 ≤ i ≤ n


j =1

- Bài toán xếp ba lô:Cho tập các giá trị
và một tổng S. Hãy tính các giá trị bi để: M1 , M 2 ,  , M n

S = b1M1 + b 2 M 2 +  + b n M n với b i ∈{0 ,1}



TT giải btoán xếp ba lô trong trường hợp dãy siêu tăng:

- Tạo khoá:

 Mã

hoá

3. Một số hệ mật khoá công khai (15)
 Giải

mã

 Chứng

minh

3.1 Hệ mật RSA (Ron Rivest, Adi Shamir và Len Adleman)
- Tạo khoá:

- Mã hoá: Bên mã là B, bên nhận là A

Chú ý: λ = BCNN( p −1, q −1)
1. Số mũ vạn năng
thay cho Φ = ( p − 1)( q − 1)
2. Điểm bất động
Định lí: Nếu các thông báo được mã bằng hệ mật RSA với
cặp khóa công khai ( e, n ) với n = p.q
thì số các thông báo không thể che dấu được là

N = (1 + UCLN( e − 1, p − 1) ) (1 + UCLN( d − 1, q − 1) )

3.2 Hệ mật Rabin
- Tạo khoá
+ Tạo 2 số nguyên tố lớn, ngẫu nhiên và phân
biệt p và q có kích thước xấp xỉ nhau.
+ Tính n = p . q
+ Khoá công khai là n, khoá bí mật là các cặp số
(p, q).

- Mã hoá:
+ Nhận khoá công khai của A: n.
+ Biểu thị bản tin dưới dạng một số nguyên m
[ 0 , n − 1]
nằm trong dải
c = m 2 mod n
+ Tính
+ Gửi bản mã c cho A

- Giải mã:
+ A phải thực hiện các bước sau:Tìm 4 căn bậc
hai của c mod n là m1, m2, m3 hoặc m4
+ Thông báo cho người gửi là một trong 4 giá trị
m1, m2, m3 hoặc m4. Bằng một cách nào đó A sẽ
quyết định m là giá trị nào.

Chú ý: Khi p, q là các số nguyên Blum thì ta có thể
tính 4 căn bậc 2 của c mod n như sau:
+ Tìm a,b nguyên thoả mãn: ap + bq = 1
+Tính các giá trị sau:
r = c ( p +1) / 4 mod p
y = ( aps − bqr ) mod n

s = c ( q +1) / 4 mod q
x = ( aps + bqr ) mod n
4 giá trị căn bậc 2 của c mod n là − x mod n

x,

− y mody và
, n

3.3 Hệ mật Elgamal
- Tạo khoá:
α
+ Tạo 1 số nguyên tố p lớn và một phần tử sinh
của nhóm nhân Z* của các số nguyên mod p.
p
+ Chọn một số nguyên ngẫu nhiên a, 1 ≤ a ≤ p − 2
và tính αa mod p
Khoá công khai là bộ 3 số p , α , α a , khoá bí mật là a.

(

)

- Mã hoá:
a
+ Nhận khoá công khai p , α , α của A
+ Biểu thị bản tin dưới dạng một số nguyên m
trong dải { 0 ,1 ,  , p − 1}
+ Chọn số nguyên ngẫu nhiên k, 1 ≤ k ≤ p − 2
k
a k
+ Tính γ = α mod p và δ = m α mod p
+ Gửi bản mã c = ( α , δ ) cho A

(

)

( )

- Giải mã:
γ p −1− a mod p
+ Sử dụng khoá riêng a để tính
+ Khôi phục bản rõ bằng cách tính γ − a δ mod p
- Chứng minh:

( )

γ − a δ ≡ α − a k .m α a k ≡ m mod p

3.5 Hệ mật trên đường cong Elipptic

�ݺ�ߣ

MATMA - Chuong3matmakhoacongkhai

More Related Content

MATMA - Chuong3matmakhoacongkhai