公钥密码¶
- 公钥密码算法，又称非对称密码算法，是指加密和解密使用不同密钥的密码算法。
- 对称加密体制的缺陷
- 密钥分配问题：通信双方要进行加密通信，需要通过秘密的安全信道来协商加密密钥，而这种安全信道可能很难实现
- 密钥管理问题：在有多个用户的网络中，任何两个用户之间都需要有共享的秘密钥，当网络中的用户 \(n\) 很大时，需要管理的密钥数目是非常大 \(n(n−1)/2\)
- 没有签名功能：当主体 A 收到主体 B 的电子文档（电子数据）时，无法向第三方证明此电子文档却是来源于 B
公钥密码体制的基本原理¶
- Public-Key / Two-key / Asymmetric Cryptography
- 公钥（Public Key）：加密密钥，任何人都可以知道，用于加密或者验证签名
- 私钥（Private Key）：解密密钥，只有密钥拥有者知道，用于解密或者签名
- 加密或验证签名者不能解密或生成签名
-
公钥加密方案
-
公钥密码理论：
- 由私钥及其他密码信息容易计算出公钥
- 由公钥及算法描述，计算出私钥在计算上不可行
- 由公钥及密文，计算出对应的明文在计算上不可行
- 因此，公钥可以发布给其他人
- 密钥分配问题不是一个容易的问题
- 公钥算法分类
- Public-Key Distribution Schemes (PKDS)
- 用于交换秘密信息（依赖于双方主体）
- 常用于对称加密算法的密钥
- Public-Key Encryption (PKE)
- 用于加密任何消息
- 任何人可以用公钥加密消息
- 只有私钥拥有者可以解密消息
- 任何公钥加密方案能够用于密钥分配方案 PKDS
- 许多公钥加密方案也是数字签名方案
- Signature Schemes (SS)
- 用于生成对某消息的数字签名
- 私钥拥有者生成签名
- 任何人都可以用公钥验证签名
- Public-Key Distribution Schemes (PKDS)
- 公钥的安全性
- 依赖于足够大的困难性差别
- 类似于对称算法，穷搜索理论上可以破解公钥密码
- 但实际上，密钥足够长（>512-bit），穷搜索不可行
- 一般情况下，有一些已知的困难问题
- 要求足够大的密钥长度（>512-bit）
- 导致加密速度比对称算法慢
Diffie-Hellman 密钥交换协议¶
- 公钥分配方案
- 不能用于交换任意消息
- 可以建立共享密钥（双方共享）
- 依赖于双方的公私钥值
- 基于有限域上的指数问题
- 安全性是 基于计算离散对数的困难性
Diffie-Hellman Setup¶
- 两个通信主体 A 和 B 希望在公开信道上建立密钥
- 初始化：
- 选择一个大素数 \(p\) 和一个生成元 \(g\) (\(1 < g < p\))
- \(p\) 和 \(g\) 公开
- 密钥生成：
- A 选择一个私钥 \(x_A\) (\(1 < x_A < p\))
- B 选择一个私钥 \(x_B\) (\(1 < x_B < p\))
- A 计算公钥 \(y_A = g^{x_A} \bmod p\)
- B 计算公钥 \(y_B = g^{x_B} \bmod p\)
- A 和 B 分别公开各自的公钥 \(y_A\) 和 \(y_B\)
- 密钥计算：
- A 计算共享密钥 \(K_{AB} = y_B^{x_A} \bmod p = g^{x_A x_B} \bmod p\)
- B 计算共享密钥 \(K_{AB} = y_A^{x_B} \bmod p = g^{x_A x_B} \bmod p\)
- 由于模幂运算的性质，A 和 B 计算出的共享密钥 \(K_{AB}\) 是相同的
- 示例：
- 选取素数 \(p=97\), 及生成元 \(g=5\)
- Alice 选取秘密 \(x_A=36\) & 计算公钥 \(y_A=5^{36}=50 \bmod 97\)
- Bob 选取秘密 \(x_B=58\) & 计算公钥 \(y_B=5^{58}=44 \bmod 97\)
- Alice and Bob 交换公钥
- Alice 计算公享秘密 \(K=44^{36}=75 \bmod 97\)
- Bob 计算公享秘密 \(K=50^{58}=75 \bmod 97\)
Diffie-Hellman in Practice¶
- 两个主体每次可以选择新的私钥，并计算及交换新的公钥
- 可以抵挡被动攻击，但不能抵挡主动攻击
- 每次可以给出一个新的共享密钥
- 为抵抗主动攻击（如中间人攻击），需要其他新的协议，也可以建立长期公钥
Man-in-the-Middle Attack（中间人攻击）¶
- 两个通信主体 A 和 B，以及一个攻击者 E
- 初始化：
- 选择一个大素数 \(p\) 和一个生成元 \(g\) (\(1 < g < p\))
- \(p\) 和 \(g\) 公开
- 密钥生成：
- A 选择一个私钥 \(x_A\) (\(1 < x_A < p\))，计算公钥 \(y_A = g^{x_A} \bmod p\)
- B 选择一个私钥 \(x_B\) (\(1 < x_B < p\))，计算公钥 \(y_B = g^{x_B} \bmod p\)
- 密钥计算：
- A 将公钥 \(y_A\) 发送给 B，但被 E 截获
- E 选择一个私钥 \(x_A^\prime\)，计算公钥 \(y_A^\prime = g^{x_A^\prime} \bmod p\) 发送给 B
- B 将公钥 \(y_B\) 发送给 A，但被 E 截获
- E 选择一个私钥 \(x_B^\prime\)，计算公钥 \(y_B^\prime = g^{x_B^\prime} \bmod p\) 发送给 A
- A 和 E 共享密钥 \(K_{AE} = (y_B^\prime)^{x_A} \bmod p = g^{x_A x_B^\prime} \bmod p\)
- B 和 E 共享密钥 \(K_{BE} = (y_A^\prime)^{x_B} \bmod p = g^{x_A^\prime x_B} \bmod p\)
- A 将公钥 \(y_A\) 发送给 B，但被 E 截获
- 结果：
- A 和 E 共享密钥 \(K_{AE}\)
- B 和 E 共享密钥 \(K_{BE}\)
- A 和 B 之间没有共享密钥
RSA¶
- 使用最广泛的公钥加密算法
- 由 Ron Rivest, Adi Shamir 和 Leonard Adleman 在 1977 年提出
- 基于大整数分解的困难性
RSA 密钥生成¶
- 随机选择两个大素数 \(p\) 和 \(q\)（>500-bit）
- 计算模数 \(n = p \times q\)
- 计算欧拉函数 \(\phi(n) = (p-1)(q-1)\)
- 随机选择一个加密指数 \(e\)，满足 \(1 < e < \phi(n)\) 且 \(\gcd(e, \phi(n)) = 1\)
- 计算解密指数 \(d\)，满足 \(d \times e \equiv 1 \bmod \phi(n)\) 且 \(1 < d < \phi(n)\)
- 得到密钥对：
- 公钥为 \(K = \{e, n\}\)
- 私钥为 \(K^{-1} = \{d, p, q\}\)
RSA 参数选择¶
- 需要选择足够大的素数 \(p\) 和 \(q\)（>500-bit）
- 通常选择小的加密指数 \(e\)，且与 \(\phi(n)\) 互质
- 常用 \(e\) 的值为 \(3, 17, 65537 (= 2^{16} + 1)\)
- \(e\) 对所有用户可以是相同的
- 最初建议使用 \(e=3\)
- 解密指数 \(d\) 比较大
RSA 加解密算法¶
- 加密：
- 使用公钥 \(K = \{e, n\}\)
- 将消息 \(M\) 映射为整数 \(m\)，满足 \(0 \leq m < n\)
- 计算密文 \(c = m^e \bmod n\)
- 解密：
- 使用私钥 \(K^{-1} = \{d, p, q\}\)
- 计算明文 \(m = c^d \bmod n\)
- 示例：
- 选素数 \(p=47\) 和 \(q=71\)，得 \(n=pq=47\times 71=3337\)，\(\phi(n)=(p-1)(q-1)=46\times 70=3220\)
- 选择 \(e=79\)，求得解密指数 \(d=e^{-1}\bmod \phi(n)=1019\)
- 公开公钥 \(K=\{n=3337, e=79\}\)，保留私钥 \(K^{-1}=\{d=1019, p=47, q=71\}\)
- 现要发送明文 \(688\)，计算：\(688^{79} \bmod 3337=1570\)
- 收到密文 \(1570\) 后，用私钥 \(d=1019\) 进行解密：\(1570^{1019} \bmod 3337=688\)
RSA 理论¶
-
基于 Fermat's Theorem
- 如果 \(n = pq\)，其中 \(p, q\) 是素数，则有：\(x^{(\phi(n))} = 1 \bmod n\)，对于所有与 \(n\) 互质的 \(x\)，即 \(\gcd(x, n) = 1\)，其中 \(\phi(n) = (p−1)(q−1)\)。
- 在 RSA 中，\(e\) 和 \(d\) 是经过特殊选择的：
- 即 \(e \cdot d = 1 \bmod \phi(n)\) 或 \(e \cdot d = 1 + R \cdot \phi(n)\)。
-
因此可以推导出：
\[ C^d = M^{(e \cdot d)} = M^{(1 + R \cdot \phi(n))} = M^1 \cdot (M^{(\phi(n))})^R = M^1 \cdot 1^R = M^1 \bmod n = M \] -
这表明解密后的明文 \(M\) 与加密前的明文一致。
- 相关理论
-
RSA 加密实质上是一种 \(\mathbb{Z}_n \rightarrow \mathbb{Z}_n\) 上的单表代换
- 给定 \(n = p \times q\) 和合法明文 \(m \in \mathbb{Z}_n\)，可以唯一地计算出密文 \(c = (m^e \bmod n) \in \mathbb{Z}_n\)，对于 \(m \neq m^\prime\)，有 \(c \neq c^\prime\)
- \(\mathbb{Z}_n\) 中的任一元素（\(0, p, q\) 的倍数除外）是一个明文，但它也是与某个明文相对应的一个密文。
- 因此，RSA 是 \(\mathbb{Z}_n \rightarrow \mathbb{Z}_n\) 的一种单表代换密码，关键在于 \(n\) 极大时在不知陷门信息下极难确定这种对应关系，而用模指数算法又易于实现一种给定的代换。正由于这种一一对应性使 RSA 不仅可以用于加密也可以用于数字签字。
RSA 的安全性¶
- 基于大整数分解的困难性
- 需要分解模 \(n\) 的素因子 \(p\) 和 \(q\)，才能计算出 \(\phi(n)\)，进而计算出解密指数 \(d\)
- 要求分解模 \(n\)
- 在理论上，RSA 的安全性取决于模 \(n\) 分解的困难，但数学上至今还未证明分解模就是攻击 RSA 的最佳方法，也未证明分解大整数就是 NP 问题，可能有尚未发现的多项式时间分解算法。
- 人们完全可以设想有另外的途径破译 RSA，如求解密指数 \(d\) 或找到 \((p_1-1)(p_2-1)\) 等。
- 但这些途径都不比分解 \(n\) 来得容易。甚至 Alexi 等在 1988 曾揭示，从 RSA 加密的密文恢复某些 bit 的困难性也和恢复整组明文一样困难。
-
采用广义数域筛选分解不同长度 RSA 公钥模所需的计算机资源
密钥长(bit) 所需的 MIPS-年 116(Blacknet 密钥) 400 129 5,000 512 30,000 768 200,000,000 1024 300,000,000,000 2048 300,000,000,000,000,000,000 - MIPS-年指以每秒执行 1,000,000 条指令的计算机运行一年
RSA 的实现问题¶
- 需要计算模 300 digits (or 1024+ bits) 的乘法
- 计算机不能直接处理这么大的数（计算速度很慢）
- 需要考虑其它技术，加速 RSA 的实现
- RSA 的快速实现
- 加密很快，指数小
- 解密比较慢，指数较大
-
利用中国剩余定理 CRT：对 RSA 解密算法生成两个解密方程（利用 \(M = C^d \bmod R\) ）
-
即：
\[ \begin{aligned} M_1 = M \bmod p\\ M_2 = M \bmod q \end{aligned} \] -
解方程：
\[ \begin{aligned} M = M_1 \bmod p\\ M = M_2 \bmod q \end{aligned} \] -
具有唯一解（利用 CRT）：\(M = (q \cdot q' \cdot M_1 + p \cdot p' \cdot M_2) \bmod R\)
- 其中 \(q \cdot q' \bmod p = 1 , p \cdot p' \bmod q = 1\)
-
RABIN¶
- 第一个可证安全的公钥加密方案
- 基于模合数下求平方根的困难性，即二次剩余问题
- 说明：
- 二次剩余问题，给定一个奇合数 \(n\) 和整数 \(a\)，判断 \(a\) 是否为 \(\bmod n\) 的平方剩余或二次剩余，即判断是否存在整数 \(x\) 使得 \(x^2 \equiv a \bmod n\)
- 模 \(n\) 的平方根问题(SQROOT)，在 \(n\) 的分解未知的情况下，求模 \(n\) 的平方根，即求解同余式 \(x^2 \equiv a \bmod n\)
- 在模 \(n = pq\) 的分解未知情况下，上述问题均为困难问题
- 进一步说明：
- RSA 的破译难度不超过大数分解
- Rabin 的提出是对 RSA 的一种修正
- 可以证明对它的破译等价于对 \(n\) 的分解
- RSA 是选择加密密钥 \(e\) 满足 \(1 < e < \phi(n)\) 且 \((e, \phi(n)) = 1\)，Rabin 是取 \(e = 2\)
二次剩余的概念¶
- 令 \(QR_n\) 表示模 \(n\) 的二次剩余集合，\(QR_n \triangleq \{a \mid \exists x \in Z, x^2 \equiv a \bmod n\}\)
- \(Z\) 表示整数集合
- 即若存在 \(x \in Z\) 满足 \(x^2 \equiv a \bmod n\)，则称 \(a \in QR_n\)，表 \(a\) 为模 \(n\) 的二次剩余，否则 \(a \notin QR_n\) 或称 \(a\) 为非二次剩余。非二次剩余集合用 \(NQR_n\) 表示它。
- 定理 1：假定 \(n = p_1 p_2\)，\(p_1\) 和 \(p_2\) 是不相同的素数，\(Z_n\) 中有 \((p_1−1)(p_2−1)/4\) 个元素属于 \(QR_n\)，每个属于 \(QR_n\) 的元素有 \(4\) 个平方根。
- 定理 2：若 \(\alpha\) 和 \(\gamma\) 属于本质上不同的 \(\beta\) 的平方根, 且 \(\alpha\) 和 \(\gamma\) 为小于 \(n/2\) 的正整数，\(\alpha\) 和 \(\gamma\) 满足 \(x^2 \equiv \beta \bmod n\)，则 \(\gcd(\alpha+\gamma,n)=p_1\), 或 \(\gcd(\alpha+\gamma,n)=p_2\), 其中必有一式成立。
RABIN 密钥生成¶
- 令 \(p\) 和 \(q\) 是两个素数，在模 4 下与 3 同余（即 \(p \bmod 4 = q \bmod 4 = 3\)），计算 \(n=pq\)（这样的 \(n\) 称为 blum 整数）。
- 公钥为 \(K=\{n\}\)
- 私钥为 \(K^{-1}=\{p,q\}\)
RABIN 加解密算法¶
-
加密：设 \(M\) 为待加密消息，计算密文
\[ C=M^2 \bmod n, \quad 0 \leq M < n \] -
解密：计算
\[ \begin{aligned} &\begin{cases} W_1 = C^{(p+1)/4} \bmod p \\ W_2 = p - C^{(p+1)/4} \bmod p \\ W_3 = C^{(q+1)/4} \bmod q \\ W_4 = q - C^{(q+1)/4} \bmod q \end{cases} \\ &\begin{cases} u = q \cdot (q^{-1} \bmod p) \\ v = p \cdot (p^{-1} \bmod q) \end{cases} \\ &\begin{cases} M_1 = (u \cdot W_1 + v \cdot W_3) \bmod n \\ M_2 = (u \cdot W_1 + v \cdot W_4) \bmod n \\ M_3 = (u \cdot W_2 + v \cdot W_3) \bmod n \\ M_4 = (u \cdot W_2 + v \cdot W_4) \bmod n \end{cases} \end{aligned} \]- 利用中国剩余定理，可以得到 \(4\) 个解 \(M_1, M_2, M_3, M_4\)，其中必有一个与 \(M\) 相同，若 \(M\) 是文字消息则易于识别；若 \(M\) 是随机数字流，则无法确定哪一个 \(M_i\) 是正确的消息。
- 定理：
RABIN 的安全性¶
- 定理：设 \(n=pq\), \(p\)、\(q\) 为 blum 整数，\(x^2 \equiv a \bmod n\) 有解，则求解该同余式等价于分解大整数 \(n\)
-
证明：
-
原同余式等价于
\[ \begin{aligned} x^2 \equiv a \bmod p \\ x^2 \equiv a \bmod q \end{aligned} \] -
若能求出四个解 \(x_1, -x_1, x_2, -x_2\)，且 \(x_1\) 和 \(x_2\) 模 \(n\) 不同余且为小于 \(n/2\) 的正整数，则由 \(x_1^2 \equiv a \bmod p\) 和 \(x_2^2 \equiv a \bmod q\) 可得 \(x_1 \equiv x_2 \bmod n\)，而 \(x_1 + x_2 < n\), 不可能为 \(n\) 的倍数，所以 \(x_1 - x_2\) 和 \(x_1 + x_2\) 分别含有 \(n\) 的一个因子，也即
\[ \begin{aligned} \gcd(x_1 - x_2, n)\\ \gcd(x_1 + x_2, n) \end{aligned} \] -
因此就相当于分解了整数 \(n\)。
- 反之，如果知道 \(n\) 的分解，则类似于解密过程可将同余式的四个解求出来
- 等价于对 \(n\) 的因数分解
- 选择密文攻击不安全
- 对 Rabin 签名的选择密文攻击可以描述如下：攻击者首先随机选取整数 \(r\) ，并且计算 \(C = r^2 \bmod n\)；如果攻击者能够成功骗取签名者对 \(m\) 进行签名，他将能够以 ½ 的概率从签名 \(s\) 和 \(x\) 中破解 \(n\) 的分解。
- 因为签名者不知道 \(x\)，对 \(m\) 的签名 \(s\) 若不同于 \(x\)，即 \(s \not\equiv x \bmod n\)，则由定理 2 可从 \(\gcd(s+x,n)\) 得到 \(n\) 的素数因子 \(p_1\) 或 \(p_2\)。
-
-
RSA VS RABIN¶
- 安全性
- 加密
- Rabin 仅一次乘法运算
- 解密
- Rabin 解密比 RSA 困难，解密过程要解一个求平方根的问题，当 \((p_1−1)/2\) 和 \((p_2−1)/2\) 为奇数，要做两次幂运算，还要解中国剩余定理
ElGamal¶
- Diffie-Hellman key distribution scheme 的变形
- 能够用于安全交换密钥
- 1985 年由 ElGamal 提出
- 安全性是 基于求解离散对数问题的困难性
- 缺点：增加了消息长度（2 倍）
ElGamal 密钥生成¶
- 选取一个大素数 \(p\) 及生成元 \(g\)
- 随机选取一个私钥 \(x\) 满足 \(0 < x < p-1\)
- 计算公钥 \(y = g^{x} \bmod p\)
- 公钥为 \(K = \{p, g, y\}\)
- 私钥为 \(K^{-1} = \{x\}\)
ElGamal 加解密算法¶
-
为加密 \(M\):
- 发送者 选择随机数 \(k,0 < k < p−1\)，\(k\) 需要永久保密或销毁
-
计算消息密钥 \(K\)：
\[ K = y^k \bmod p \] -
计算密文对：\(C = \{C_1,C_2\}\)，并发送到接收者
\[ \begin{aligned} C_1 &= g^k \bmod p\\ C_2 &= KM \bmod p \end{aligned} \]
-
为解密 \(C = \{C_1,C_2\}\):
-
接收者 首先计算 \(K\)
\[ K = C_1^{x} \bmod p = g^{(k\cdot x)} \bmod p = y^k \bmod p \] -
然后利用费马小定理计算 \(K^{-1}\):
\[ K^{-1} = K^{p-2} \bmod p \] -
计算明文 \(M\):
\[ M = C_2\cdot K^{-1} \bmod p \]
-
-
示例：
- 选择 \(p=97\) 以及生成元 \(g=5\)
- 接收者 Bob：
- 选择私钥 \(x_B=58\)
- 计算并发布公钥 \(y_B=5^{58} \bmod 97 = 44\)
-
Alice 要加密 \(M=3\)
- 首先得到 Bob 的公开密钥 \(y_B=44\)
- 选择随机 \(k=36\) 计算: \(K=44^{36} \bmod 97 = 75\)
-
计算密文对:
\[ \begin{aligned} C_1 &= g^k \bmod p = 5^{36} \bmod 97 = 50\\ C_2 &= K\cdot M \bmod p = 75\cdot 3 \bmod 97 = 31 \end{aligned} \] -
发送 \(\{50,31\}\) 给 Bob
- Bob 接收密文 \(\{50,31\}\)
- 恢复 \(K=50^{58} \bmod 97 = 75\)
- 计算 \(K^{-1} = 22 \bmod 97\)
- 恢复明文 \(M = (31\cdot 22) \bmod 97 = 3\)
ECC¶
- 椭圆曲线密码体制（Elliptic Curve Cryptography，ECC）
- 于 1985 年，由 Neal Koblitz 和 Victor Miller 分别独立提出
- 数学难题：基于椭圆曲线的离散对数难题
- ECC 算法所需的密钥长度远比 RSA 算法低
- 有研究指出，ECC 算法 160-bit 密钥长度所提供的安全性，与 RSA 算法 1024-bit 密钥所提供的安全性相当
椭圆曲线的概念¶
- 椭圆曲线（Elliptic Curve）
- 由于连续的椭圆曲线，并不适合进行加解密操作，因此考虑将其定义在有限域上
- 域的定义：
- 可以在其上进行加、减、乘、除运算，而结果不会超出其范围的集合
- 有理数域、实数域、复数域，但整数集合不是
- 有限域的定义：
- 域 \(F\) 只包含有限个元素。有限域中元素的个数称为阶
- 每个有限域的阶必为素数的幂，即有限域的阶可表示为 \(p^n\)
- 该有限域通常称为 Galois 域，记为 \(GF(p^n)\)
- 通信双方（A 和 B）共享一套公开的椭圆曲线参数，包括曲线方程（如 \(y^2 = x^3 + ax + b\)）、一个公开基点 \(G\)，以及 \(G\) 的阶 \(p\)（最小正整数 \(n\) 满足 \(nG=O\)，\(O\) 为无穷远点）
- 椭圆曲线的核心数学基础：
- 在有限域上的椭圆曲线定义“点加”和“点乘”
- 点乘是核心——即一个整数（私钥）与曲线上一个固定点（基点 G）进行多次点加，得到曲线上另一个点（公钥）。该过程“正向易、反向难”，是安全性的根本
-
椭圆曲线（Elliptic Curve）
-
椭圆曲线方程计算公式
\[ y^2 \equiv x^3 + ax + b \bmod p \] -
椭圆曲线上的点加法
- 设 \(P(x_1,y_1)\) 和 \(Q(x_2,y_2)\) 是椭圆曲线 \(E\) 上的两个点，定义点加运算 \(R = P + Q\) 如下：
- 若 \(P \neq Q\)，则连接 \(P\) 和 \(Q\) 的直线与曲线 \(E\) 相交于第三个点 \(R^\prime\)，则 \(R\) 是 \(R^\prime\) 关于 \(x\) 轴的对称点
- 若 \(P = Q\)，则过点 \(P\) 的切线与曲线 \(E\) 相交于另一个点 \(R^\prime\)，则 \(R\) 是 \(R^\prime\) 关于 \(x\) 轴的对称点
-
数学表达：设 \(P = (x_1, y_1)\)，\(Q = (x_2, y_2)\)，则
- 若 \(x_1 = x_2\) 且 $y_1 = -y_2 $，则 \(P + Q = O\)（无穷远点），记 \(P=-Q\)
-
否则，设 \(R = P + Q = (x_3, y_3)\)，则
\[ \begin{aligned} &x_3 = \lambda^2 - x_1 - x_2 \bmod p \\ &y_3 = \lambda(x_1 - x_3) - y_1 \bmod p \\ &\lambda = \begin{cases} \frac{y_2 - y_1}{x_2 - x_1} \bmod p, & x_1 \neq x_2 \\ \frac{3x_1^2 + a}{2y_1} \bmod p, & x_1 = x_2, y_1 \neq 0 \\ \end{cases} \end{aligned} \]
-
点加法满足交换律和结合律
- 椭圆曲线上的点乘法
- 设 \(P\) 是椭圆曲线 \(E\) 上的一个点，\(k\) 是一个整数，定义点乘运算 \(Q = kP\) 如下：
- 若 \(k = 0\)，则 \(Q\) 是无穷远点 \(O\)
- 若 \(k > 0\)，则 \(Q\) 是将点 \(P\) 自身加 \(k\) 次的结果，即在 \(P\) 点作切线交于曲线并取关于 \(x\) 轴对称点 \(P_1\)，重复 \(k\) 次得到 \(Q = P_k\)
- 若 \(k < 0\)，则 \(Q\) 是将点 \(-P\) 自身加 \(|k|\) 次的结果，即取 \(P\) 关于 \(x\) 轴的对称点 \(-P\)，重复 \(|k|\) 次得到 \(Q = P_{|k|}\)
- 点乘法满足分配律和结合律
- 设 \(P(x_1,y_1)\) 和 \(Q(x_2,y_2)\) 是椭圆曲线 \(E\) 上的两个点，定义点加运算 \(R = P + Q\) 如下：
-
ECC 密钥生成¶
- 公开参数
- 选取定义在有限域 \(GF(p)\) 上的椭圆曲线 \(E_p(a,b): y^2=x^3+ax+b\)
- 选取椭圆曲线上一点作为基点 \(G(x_G,y_G)\)（公开固定点，类似 DH 中的 \(g\)）
- 有限域的模值 \(p\) （类似 DH 中的大质数 \(p\)）
- 公私钥生成
- 选定一个大数 \(x\) 作为私钥
- 生成公钥 \(Q=xG\) （类似 DH 中的 \(y=g^x\)）
- 公钥为 \(K = \{p, G, Q\}\)
- 私钥为 \(K^{-1} = \{x\}\)
ECC 加解密算法¶
-
加密
- 选取一个随机数 \(k\)，\(1 < k < p-1\)
-
对于要加密的明文 \(M\)，分别计算：
\[ \begin{aligned} R &= kG \\ K &= kQ \\ S &= M + K \end{aligned} \] -
生成密文 \(C=(R, S)\)
- 解密
- 接收密文 \(C=(R, S)\)
-
计算：
\[ \begin{aligned} T &= xR ~(= x(kG) = k(xG) = kQ = K) \\ M &= S - T ~(= S - K = M) \end{aligned} \]
ECC VS RSA¶
- 与 RSA 相比，ECC 在许多方面都有优势：
- 抗攻击性强。相同的密钥长度，其抗攻击性要比 RSA 强很多倍。
- 计算量小，处理速度快。ECC 总的速度比 RSA 要快。
- 存储空间占用小。
ECC 的应用¶
- ECC 的签名算法：ECDSA
- ECC 与 DH 算法的结合：ECDH、ECDHE
- 增强的密钥交换算法：ECMQV
- 国密标准公钥加密算法：SM2
ECDSA¶
- 基于 ECC 的签名算法：ECDSA（Elliptic Curve Digital Signature Alg）
- 不同于 ECC，ECDSA 主要目的是确保消息 M 不被篡改和伪装
- ECDSA 不对消息 M 进行加密，因此无法保证其机密性
- ECDSA 的密钥生成过程与 ECC 相同
- 基础思路：使用私钥进行签名，使用公钥进行验签
- ECDSA 签名与验签算法
- 使用椭圆曲线参数 \(E_p(a,b): y^2=x^3+ax+b\)，基点 \(G\)，以及私钥 \(x\) 和公钥 \(Q=xG\)
- 签名算法
- 计算消息摘要 \(h=H(M)\)
- 计算签名 \(s=xh\)
- 输出消息签名对 \((M,s)\)
- 验签算法
- 计算消息摘要 \(h=H(M)\)
- 计算 \(sG\) 和 \(hQ\)
- 若 \(sG = hQ\)，则签名有效；否则签名无效
ECDH 与 ECDHE¶
- 基于 ECC 的密钥分配（交换）算法：
- ECDH：Elliptic Curve Diffie-Hellman
- ECDHE：Elliptic Curve Diffie-Hellman Ephemeral
- 与传统 D-H 方案相同，该方案不能用于交换任意信息
- 传统 D-H 方案基于有限域上的离散对数计算困难问题
- ECDH、ECDHE 基于有限域上椭圆曲线离散对数计算困难问题
-
ECDH 密钥交换算法
- 双方公开椭圆曲线参数 \(E_p(a,b): y^2=x^3+ax+b\)，基点 \(G\)
- 双方生成各自的公私钥对 \((x_A, Q_A=x_AG)\) 和 \((x_B, Q_B=x_BG)\)
- 双方交换公钥 \(Q_A\) 和 \(Q_B\)
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双方分别计算共享密钥：
\[ \begin{aligned} K_A &= x_A Q_B = x_A (x_B G) \\ K_B &= x_B Q_A = x_B (x_A G) \\ K_A &= K_B \end{aligned} \]
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ECDHE 密钥交换算法
- 与 ECDH 相同，但每次会话使用不同的临时密钥对 \((x_A^\prime, Q_A^\prime=x_A^\prime G)\) 和 \((x_B^\prime, Q_B^\prime=x_B^\prime G)\)
- 提供 前向保密性：即使服务器存储的长期私钥泄露，也不会影响历史通信的安全
- ECDH、ECDHE、DH、DHE 的比较
- ECDH 无法提供前向安全性，ECDHE 则解决了这一缺点
- ECDHE 由于生成了多轮密钥，因此需要服务器提供密钥管理功能
- DH 也可以提供类似的算法 DHE
- DHE 由于密钥长度、需要大量乘法运算等原因，性能很差
- ECDHE 由于其良好的运算性能及安全性，目前在工业界广泛应用
- TLS 1.2+
- WPA3 SAE(Simultaneous Authentication of Equals) 对等实体同时验证
ECMQV¶
- 基于 ECC 的增强型密钥交换算法：ECMQV（Elliptic Curve Menezes-Qu-Vanstone）
- 引入可信中心，获取通信双方的公钥 \(Q_a, Q_b\) 及私钥 \(k_a, k_b\) 分别为 Alice 和 Bob 的私钥
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ECMQV 密钥交换算法
- 选择椭圆曲线参数 \(E_p(a,b): y^2=x^3+ax+b\)，基点 \(G\)
- Alice 选择随机数 \(r_a\)，计算临时公钥 \(R_a = r_a G\)，并发送给 Bob，计算 \(R_a\) 的 \(x\) 坐标 \(\overline{R_a}\)
- Bob 选择随机数 \(r_b\)，计算临时公钥 \(R_b = r_b G\)，并发送给 Alice，计算 \(R_b\) 的 \(x\) 坐标 \(\overline{R_b}\)
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Alice 验证 \(R_b\)，计算其 \(x\) 坐标 \(\overline{R_b}\)，计算共享密钥：
\[ \begin{aligned} &s_a = r_a + \overline{R_b} k_a \bmod p \\ &K_{a,b} = s_a (Q_b + \overline{R_b} R_b) \end{aligned} \] -
Bob 验证 \(R_a\)，计算其 \(x\) 坐标 \(\overline{R_a}\)，计算共享密钥：
\[ \begin{aligned} &s_b = r_b + \overline{R_a} k_b \bmod p \\ &K_{b,a} = s_b (Q_a + \overline{R_a} R_a) \end{aligned} \] -
由于 \(K_{a,b} = K_{b,a}\)，因此 Alice 和 Bob 获得相同的共享密钥
- ECMQV 算法的分析
- 与 DH 密钥交换协议的共享密钥为 \(r_A,r_B,p\) 不同，ECMQV 共享的信息包括了一个重要结构 \((\overline{R_a} k_a, \overline{R_b} k_b, P)\)，这是一个既利用了随机数 \(r_A, r_B\)，也使用了通信双方的公钥计算出来的结构
- \(s_b=(r_b+\overline{R_b} k_b) \bmod p\) 可以看作 Bob 对 \(R_b\) 的“隐式签名”。“签名”是因为只有 Bob 可以计算这个值；“隐式”是因为 Alice 在计算共享秘密的时候可以利用 \(s_b P=R_b+\overline{R_b} Q_b\) 间接验证其正确性
- ECMQV 算法的优势与不足
- 优势
- 使用双重公钥，可以防止中间人攻击
- 隐式签名的方式，避免产生额外开销（引入 CA 等）
- 不足
- 计算过程复杂，运算量大
- ECMQV 算法的应用
- ANSI X9.63、IEEE 1363-2000、ISO/IEC 15946-3 等
SM2¶
- SM2 算法是中国国家密码管理局（CNCA）发布的一种基于椭圆曲线的非对称加密算法，包含密钥交换、数字签名和公钥加密等功能具体为：
- SM2-1 椭圆曲线数字签名算法
- SM2-2 椭圆曲线密钥交换协议
- SM2-3 椭圆曲线公钥加密算法
SM2 密钥生成¶
- 公开参数
- 选取定义在有限域 \(GF(p)\) 上的椭圆曲线 \(E_p(a,b): y^2=x^3+ax+b\)
- 选取椭圆曲线上一点作为基点 \(G\)
- 有限域的模值 \(p\)
- 计算公私钥对
- 选定一个大数 \(k\) 作为私钥
- 生成公钥 \(Q=kG\)
- 公钥为 \(K = \{Q\}\)，私钥为 \(K^{-1} = \{k\}\)
SM2 加解密算法¶
- 加密
- 选取随机数 \(r\)，\(1 < r < p-1\)
- 计算点 \(C_1 = rG\)
- 计算点 \(S = rQ = (x_S, y_S)\)
- 计算密钥 \(t = KDF(x_S \parallel y_S, klen(M))\)
- 其中 \(KDF\) 是密钥派生函数，\(klen(M)\) 是明文 \(M\) 的比特长度
- 计算密文 \(C_2 = M \oplus t\)
- 计算 \(C_3 = Hash(x_S \parallel M \parallel y_S)\)
- 生成密文 \(C = (C_1, C_2, C_3)\)
- 解密
- 计算点 \(S = C_1 \cdot k^{-1}\)
- 计算密钥 \(t = KDF(x_S \parallel y_S, klen(C_2))\)
- 计算明文 \(M = C_2 \oplus t\)
- 验证 \(C_3 = Hash(x_S \parallel M \parallel y_S)\)
SM2 VS ECC¶
- 在加密过程中，引入了多个校验点
- 引入密钥派生函数（KDF），增强了 SM2 算法随机性，提高破解强度
- 引入哈希函数（如 SM3），加入了对传递消息完整性校验的特性
- 加密运算是异或操作，运算速度快
- 密文长度有所扩张，对于计算带宽要求更高
公钥密码现状¶
- 已知的安全算法是有限域上指数运算素数域 \(GF(p)\) 上的整数运算
- 多项式运算 \(GF(2^n)\)
- 椭圆曲线上的运算
- 基于其它困难问题的体制
- NTRU
- 实际应用
- 实现速度较慢
- 通常用于交换对称算法的加密密钥
- 数字签名算法
- 实现速度较慢
简单攻击方法（弱参数攻击，以 RSA 为例）¶
共模攻击¶
- 当多个用户使用相同的模数 \(n\)，使用不同的公钥指数 \(e\) 对同一明文 \(x\) 进行加密时，攻击者可通过共模攻击还原出明文 \(x\)。
- 攻击条件
- 使用相同的模数 \(n\)
- 对同一明文 \(x\) 加密
- 各公钥指数 \(e_1,e_2,\cdots,e_k\) 之间两两互质
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攻击原理（以两个用户为例）
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设 \(e_1\) 和 \(e_2\) 是两个互素的不同密钥，共用模为 \(n\)，对同一消息 \(x\) 加密得
\[ \begin{aligned} y_1 &= x^{e_1} \bmod n \\ y_2 &= x^{e_2} \bmod n \end{aligned} \] -
攻击者已知 \(n,y_1,y_2,e_1,e_2\)，由于 \(\gcd(e_1,e_2)=1\)，所以存在整数 \(a,b\) 使得 \(e_1a+e_2b=1\)。
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计算明文：
\[ \begin{aligned} x &= (y_1^a \cdot y_2^b) \bmod n \\ &= (x^{e_1})^a \cdot (x^{e_2})^b \bmod n \\ &= x^{e_1a + e_2b} \bmod n \\ &= x^1 \bmod n \\ &= x \end{aligned} \]
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为对抗该攻击，建议每个用户使用不同的模数 \(n\)。
低加密指数攻击¶
- 当公钥指数 \(e\) 取过小值（如 \(e=3\)、\(e=17\)）时，若同一明文被多次加密（或加密后数据满足特定条件），攻击者可通过数学运算直接还原明文，无需破解私钥。
- 攻击条件
- 公钥指数 \(e\) 取较小值，典型值为 \(e=3\) 或 \(17\)
- 同一明文 \(x\) 被不同的模数 \(n_1,n_2,\cdots,n_k\) 多次加密
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攻击原理（以 \(e=3\) 为例）
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设有三个用户，公钥分别为 \((e=3,n_1)\)、\((e=3,n_2)\) 和 \((e=3,n_3)\)，对同一消息 \(x\) 加密得密文
\[ \begin{aligned} y_1 &= x^3 \bmod n_1 \\ y_2 &= x^3 \bmod n_2 \\ y_3 &= x^3 \bmod n_3 \end{aligned} \] -
攻击者已知 \(n_1,n_2,n_3,y_1,y_2,y_3\)，可利用中国剩余定理求解以下同余方程组
\[ \begin{aligned} X &\equiv y_1 \bmod n_1 \\ X &\equiv y_2 \bmod n_2 \\ X &\equiv y_3 \bmod n_3 \end{aligned} \]若 \(n_1,n_2,n_3\) 互素，则该方程组有唯一解 \(X\) 满足 \(0 \leq X < N\)，其中 \(N = n_1 n_2 n_3\)
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计算明文：
\[ x = \sqrt[3]{X} \]
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为对抗该攻击，建议公钥指数 \(e\) 取较大值（如 \(e=2^{16}+1=65537\)），或在加密前对明文进行填充处理（如使用 OAEP 填充方案）。
- 当 \(e < n\)，\(d < n/4\) 时，同样可以攻破这类 RSA 系统