RSA加密算法

公开**加密

公开**加密(public-key cryptography),也成为非对称加密，是密码学的一种算法，他需要两个**，一个是公开**，另一个是私有**，一个用作加密的时候，另一个则用作解密。

• 明文：需要加密的内容，成为明文。
• 密文：使用**把明文加密后的内容。只能用相应的另一个**才能解密得到原来的明文。甚至连最初用来加密的**也不能用作解密。

对称加密&&非对称加密

• 对称加密：加密和解密都是用同一个**的算法，称作对称加密。
• 
• 非对称加密：加密和解密需要不同的**。
• 
  

因为公钥加密的信息只用私钥才能解的开，所以只要私钥不泄露，通信就是安全的。

今天这里只介绍RSA非对称加密。

加密过程

在数学上d(c(x))=x,来表示加密解密过程。

这里我们使用典型的爱丽丝与鲍勃假设来解释(来自维基)。

• 1.爱丽丝与鲍勃事先互不认识，也没有可靠安全的沟通渠道，但爱丽丝现在却要通过不安全的互联网向鲍勃发送消息。
• 2.爱丽丝撰写好原文，原文在未加密的状态下称之为明文x。
• 3.鲍勃使用密码学安全伪随机数生成器产生一对**，其中一个作为公钥c,另一个作为私钥d.
• 4.鲍勃可以用任何方法发送公钥c给爱丽丝，即使伊夫在中间窃听到c也没关系。
• 5.爱丽丝用公钥c把明文x进行加密，得到密文c(x).
• 6.爱丽丝可以用任何方法传输密文c(x)给鲍勃，即使伊夫在中间窃听到密文c(x)也没问题。
• 7.鲍勃收到密文，用自己的私钥d对密文进行解密d(c(x))，得到爱丽丝撰写的明文x.
• 8.由于伊夫没有得到鲍勃的私钥d,所以无法得知明文x.
• 9.如果爱丽丝丢失了她自己撰写的原文x，在没有得到鲍勃的私钥d的情况下，她的处境将等同伊夫，既无法通过鲍勃的公钥c和密文c(x)重新得到原文x.

在正式介绍RSA之前，先介绍一些数学知识。

互质关系

如果两个正整数，除了1之外没有其他公因子，我们称这两个数是互质关系。比如15和32，说明不是质数也可以构成互质关系。

关于互质关系，有以下结论：

• 任意两个质数构成互质关系，比如13和61.
• 一个数是质数，另一个数只要不是前者的倍数，两者就构成互质关系，比如3和10.
• 如果两个数中，较大的那个数是质数，则两者构成互质关系，比如97和57.
• 1和任意一个自然数都是互质关系。
• p是大于1的整数，则p和p-1构成互质关系，比如57和56.
• p是大于1的奇数，则p和p-2构成互质关系，比如17和15.

欧拉函数

任意给定正整数n,计算在小于等于n的正整数之中，有多少个与n构成互质关系。计算这个值的方法叫做欧拉函数。以φ(n)表示。如φ(8)=4，应为在1到8之中，与8形成互质关系的有1，3，5，7。

φ(n)的计算方法并不复杂，我们就分情况分析。

第一种情况：

如果n=1，则φ(1)=1。应为1与任何(包括自己)都构成互质关系。

第二种情况：

如果n是质数，则φ(n)=n-1。应为质数与每个小于他的数都构成互质关系。

第三种情况：

如果n是质数的某一个次方，即n=p^k(p为质数，k>=1),则

如φ(8)=φ(2^3)=2^3-2^2=4。

这是应为只有当一个数不包含质数p时，才能与n互质。而包含质数p的数一共有p^(k-1)个，即是1*p、2*p、...、p^(k-1)*p。

上面的式子还可以写成：

第四种情况：

n可以分解成两个互质的整数之积。n = p1 * p2

则 φ(n)=φ(p1p2)=φ(p1)φ(p2)

即积的欧拉函数等于各个因子的欧拉函数之积。如：φ(56)=φ(7*8)=φ(7)*φ(8)=6*4=24

第五种情况：

因为任意大于1的整数，都可以写成一系列质数的积。

根据第四条结论

在根据第三条结论

也就等于

比如：

φ(1323)=φ(3^2*7^2)=1323(1-1/3)(1-1/7)=756

欧拉定理

欧拉定理是指：如果两个正整数a和n互质，则n的欧拉函数φ(n)可以让下面的式子成立：

即是a的φ(n)次方减去1，被n整除。比如，3和7互质，φ(7)=6，(3^6-1)/7=104

如果正整数a与质数p互质，应为φ(p)=p-1，所以欧拉函数可写成：

这个就是著名的费马小定理。

模反元素

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。

比如：3和11互质，那么3的模反元素是4，应为3*4-1 可以被11整除。4加减11的整数倍数都是3的模反元素。

欧拉定理可以用来证明模反元素必然存在：

可以看到，a的φ(n)-1次方，就是a的模反元素。

RSA算法

RSA算法之一种非对称加密算法。具体的加密工程如下：

依然使用Alice和他的小伙伴来举例子。

假设Alice想通过一个不可靠的媒体接受Bob的一条私人消息，他可以用下面的方式产生一个公钥和私钥。

• 1. 随意选择两个大的质数p和q，p不等于q，计算N = pq.
• 2. 根据欧拉函数，求得r=φ(N)=φ(p)φ(q)=(p-1)(q-1)。
• 3. 选择一个小于r的整数e,是e与r互质。并求得e关于r的模反元素，命名为d。(求d令ed≡1(mod r))。(模反元素存在，当且仅当e与r互质）
• 4. 将p和q的记录销毁。

其中(N，e)是公钥，(N，d)是私钥。

举个例子：

• 1. Alice随机选两个不相等的质数61和53，并计算两数的积N=61*53=3233，N的长度就是**长度。3233的二进制是110010100001，一共12位，所以这个**就是12位。实际应用中，RSA**一般是1024位，总要的场合是2048位。
• 2. 计算N的欧拉函数。 φ(N)=(p-1)(q-1)=60*52=3120.
• 3. Alice 在1到3120上随机选择了一个随机数e=17。
• 4. 计算e对φ(N)的模反元素d，即时，ed-1=kφ(N)。
• 即使求解：17x+3120y=1.用扩展欧几里得算法求解。可以算出一组解(x,y)=(2753,-15)，即d=2753。

至此完成计算。

其中N=3233,e=17,d=2753。所以公钥就是(N,e)=(3233,17)，私钥(N,d)=(3233,2753)。实际应用中公钥和私钥都是采用ASN.1格式表达的。

RSA的可靠性

在RSA私钥和公钥生成的过程中，共出现过p,q,N,φ(N),e,d，其中(N,e组成公钥)，其他的都不是公开的，一旦d泄露，就等于私钥泄露。那么能不能根据N,e推导出d呢？

ed ≡ 1(mod φ(N))。只有知道e和φ(N)，才能算出d
φ(N)=(p-1)(q-1)。只有知道p和q,才能算出φ(N）
n=pq,只有将n分解才能算出p和q

所以，只有将n质因数分解，才能算出d。也就意味着私钥破译。

但是，大整数的质因数分解是非常困难的。

加密和解密

加密

加密要用到公钥(N,e)。

假设Bob要向Alice发送加密信息m，他就要用Alice的公钥(N,e)对m进行加密。但m必须是整数（字符串可以取ascii值或unicode值），且m必须小于n。

所谓加密就是计算下式的c。

m^e ≡ c (mod n)

假设m=65,Alice的公钥(3233,17),所以等式如下：

65^17≡2790（mod 3233）

所以c等于2790，Bob就把2790发给Alice。

解密

Alice收到Bob发来的2790后，就用自己的私钥(3233,2755)进行解密。

　c^d ≡ m (mod n)

也就是c的d次方除以n的余数就是m。

2790^2753 ≡ 65 (mod 3233)

因此得到原文65。

证明

记下来证明为什么用私钥就能解密。就是要证明这个式子：

　c^d ≡ m (mod n)

因为加密规则是：

ｍ^e ≡ c (mod n)

于是，c可以写成：

c = m^e - kn

将c代入要我们要证明的那个解密规则：

　(m^e - kn)^d ≡ m (mod n)

等同于求证：

m^ed ≡ m (mod n)
因为:ed ≡ 1 (mod φ(n))
所以:　ed = hφ(n)+1
将ed代入:
m^(hφ(n)+1) ≡ m (mod n)

接下来，分成两种情况证明上面这个式子。

1. 当m与n互质

根据欧拉定理，此时
m^φ(n) ≡ 1 (mod n)
得到:(m^φ(n))^h × m ≡ m (mod n)

由此原始得到证明。

2. 当m与n不是互质时

此时，由于n等于质数p和q的乘积，所以m必然等于kp或kq。

以 m = kp为例，考虑到这时k与q必然互质，则根据欧拉定理，下面的式子成立：

(kp)^q-1 ≡ 1 (mod q)
进一步得到：
[(kp)^(q-1)]^(h(p-1))× kp ≡ kp (mod q)
即：(kp)^ed ≡ kp (mod q)
改写成：(kp)^ed = tq + kp

上式t必然能被p整除，即t=t'p

(kp)^ed = t'pq + kp

因为m=kp,n=pq,所以：

m^ed ≡ m (mod n)

证明完毕。

注：转载自阮一峰老师