25 этюдов о шифрах - [14]
Среди последних достижений в этой области можно упомянуть об успехе Ленстры и Монасси, разложивших в июне 1990 года 155-разрядное число на три простых. Для этого они использовали 1000 объединенных ЭВМ и шесть недель их машинного времени. Вычисления проводились с помощью алгоритма английского математика Дж. Полларда. Ленстра и Монасси считают, что в настоящее время (1991 г.) можно в течение года разложить новые классы целых чисел длиной до 155 разрядов, затратив на это $200 млн.
Еще одна большая проблема — дискретное логарифмирование в конечных полях. Пусть, например, нам даны элементы a и b из конечного поля F, причем известно, что a=b>x при некотором натуральном x. Задача дискретного логарифмирования состоит в том, чтобы определить это x. Можно, разумеется, просто перебирать последовательно все натуральные числа, проверяя, выполнено ли указанное равенство, но это будет экспоненциальный алгоритм. Пока наилучший из разработанных математиками алгоритмов дискретного логарифмирования является субэкспоненциальным.
В настоящее время эти описанные трудные математические проблемы имеют многочисленные криптографические приложения (см. этюды 3.5, 3.6, 3.7).
3.5. Криптосистема RSA
В этюде 3.2 описано, как Диффи и Хеллмэн с помощью односторонней функции с секретом построили криптосистему с открытым ключом. Правда, они не предложили функций, удобных для реализации.
Однако уже в начале 1977 г. американские специалисты по компьютерным наукам Р. Ривест, А. Шамир и Л. Адлеман придумали одну такую функцию. Система на основе этой функции оказалась очень практичной и получила широкое распространение под названием «система RSA» по первым английским буквам фамилий авторов.
Опишем систему RSA. При этом мы будем использовать без подробных пояснений обозначения и результаты этюдов 3.2 и 3.3. Пусть n=pq, где p и q — большие простые числа, а e — некоторое число, взаимно простое с φ(n). Найдем число d из уравнения: d∙e=1(modφ(n)).
Числа p, q и d будем считать секретными и обозначим секрет K={p, q, d}. Числа n и e будем считать общедоступными. Множества открытых сообщений X и шифрованных сообщений Y будем считать равными: X = Y = {1, 2, ... , n−1}.
Функцию F>K : X → Y определим равенством: F>K(x) = x>e(modn).
Свойство а) односторонней функции с секретом выполнено для F>K очевидным образом. Проверим свойство в). Для этого просто укажем, как при известном K инвертировать функцию F>K: решением уравнения F>K(x) = y будет x = y>d(modn). Подробное доказательство этого факта оставляем читателю, приведем лишь необходимые выкладки без комментариев:
d∙e = φ(n)∙m + 1
(x>e)>d(modn) = x>φ(n)∙m+1(modn) = (x>φ(n))>m∙x(modn) = (1)>m∙x(modn) = x.
Свойство б) для функции F>K строго не доказано. Пока общепризнано, что для инвертирования F>K необходимо разложить n на множители, а, как указывалось в этюде 3.4, задача факторизации целых чисел относится к трудным математическим задачам.
Таким образом, описанную функцию F>K можно считать кандидатом на звание односторонней функции с секретом. Система RSA строится с помощью этой функции так, как рассказано в этюде 3.2.
В газете «Известия» за 29 апреля 1994 г. под заголовком «Сверхсекретный шифр разгадан за 17 лет» появилось следующее сообщение: «Когда в 1977 году математики Рональд Ривест, Ади Шамир и Леонард Адлеман зашифровали фразу из нескольких слов, используя комбинацию из 129 цифр, они утверждали, что на разгадку понадобятся триллионы лет. Однако ключ к самому сложному в мире шифру «РСА-129» (RSA) был найден за 17 лет... Разгадка шифра за такой относительно короткий срок имеет огромное значение для государственных организаций и предпринимателей, которые пользуются аналогичными длинными цифровыми кодами для защиты секретных сведений в своих компьютерных базах данных...» Пока это сообщение не подтверждено научными публикациями, ясно лишь, что речь идет о том, что удалось разложить на множители то 129-значное число, которое было использовано в 1977 году. Но уже давно в реальных системах RSA используются более длинные числа.
Подумайте сами:
1. Разберите примеры работы системы RSA, приведённые на стр. 241–243 книги М. Гарднера «От мозаик Пенроуза к надёжным шрифтам».
3.6. Открытое распределение ключей
Кроме принципа построения криптосистемы с открытым ключом, Диффи и Хеллмэн в той же работе предложили еще одну новую идею — открытое распределение ключей. Они задались вопросом: можно ли организовать такую процедуру взаимодействия абонентов A и B по открытым каналам связи, чтобы решить следующие задачи:
1) вначале у A и B нет никакой общей секретной информации, но в конце процедуры такая общая секретная информация (общий ключ) у A и B появляется, т.е. вырабатывается;
2) противник, который перехватывает все передачи информации и знает, что хотят получить A и B, тем не менее не может восстановить выработанный общий ключ A и B.
Диффи и Хеллмэн предложили решать эти задачи с помощью функции F(x) = α>x(modp), где p — большое простое число,
