Tài liệu Chương 5: Các hệ mật khoá công khai khác ppt

Chương 5
Các hệ mật khoá công khai khác
Trong chương này ta sẽ xem xét một số hệ mật khoá công khai khác.
Hệ mật Elgamal dựa trên bài toán logarithm rời rạc là bài toán được dùng
nhiều trong nhiều thủ tục mật mã. Bởi vậy ta sẽ dành nhiều thời gian để thảo
luận về bài toán quan trọng này. ở các phần sau sẽ xem xét sơ lược một số
hệ mật khoá công khai quan trọng khác bao gồm các hệ thoóng loại Elgamal
dựa trên các trường hữu hạn và các đường cong elliptic, hệ mật xếp ba lô
Merkle-Helman và hệ mật McElice.
5.1. Hệ mật Elgamal và các logarithm rời rạc.
Hệ mật Elgamal được xây dựng trên bài toán logảithm rời rạc . Chúng
ta sẽ bắt đầu băng việc mô tả bài toán bài khi thiết lập môi trường hữu hạn
Z
p
, p là số nguyên tố ( hình 5.1) ( Nhớ lại rằng nhóm nhân Z
p
*
là nhóm cyclic
và phần tử sinh của Z
p
*
được gọi là phần tử nguyên thuỷ).
Bài toán logarithm rời rạc trong Zp là đối tượng trong nhiều công
trình nghiên cứu và được xem là bài toán khó nếu p được chọn cẩn thận. Cụ
thể không có một thuật toán thời gian đa thức nào cho bài toán logarithm rời
rạc. Để gây khó khăn cho các phương pháp tấn công đã biết p phải có ít nhất
150 chữ số và (p-1) phải có ít nhất một thừa số nguyên tố lớn. Lợi thế của
bài toán logarithm rời rạc trong xây dượng hệ mật là khó tìm được các
logarithm rời rạc ,song bài toán ngược lấy luỹ thừa lại có thể tính toán hiệu
quả theo thuật toán "bình phương và nhân". Nói cách khác , luỹ thừa theo
modulo p là hàm một chiều với các số nguyên tố p thích hợp.

Elgamal đã phát triển một hệ mật khoá công khai dựa trên bài toán
logarithm rời rạc. Hệ thống này được trình bày trên hình 5.2.
Hệ mật này là một hệ không tất định vì bản mã phụ thuộc vào cả bản
rõ x lẫn giá trị ngẫu nhiên k do Alice chọn. Bởi vậy, sẽ có nhiều bản mã
được mã từ cùng bản rõ.
Hình 2.6 Bài toán logarithm rời rạc trong Zp
Hình 2.7 Hệ mật khoá công khai Elgamal trong Zp
*
Sau đây sẽ nmô tả sơ lược cách làm việc của hệ mật Elgamal .Bản rõ
x được "che dấu" bằng cách nhân nó với β
k
để tạo y
2 .
Giá trị α
k
cũng được
gửi đi như một phần của bản mã. Bob -người biết số mũ bí mật a có thể tính
được β
k
từ α
k
. Sau đó anh ta sẽ "tháo mặt nạ" bằng cách chia y
2
cho β
k
để
thu được x.
Đặc trương của b i toán: I = (p,à α,β) trong đó p l sà ố nguyên
tố,
α ∈ Zp l phà ần tử nguyên thuỷ , β ∈ Zp

*
Mục tiêu:Hãy tìm một số nguyên duy nhất a, 0 ≤ a ≤ p-2 sao
cho:
α
a
≡ β (mod p)
Ta sẽ xác định số nguyên a bằng logα β
Cho p l sà ố nguyên tố sao cho b i toán logarithm rà ời rạc trong Zp
l khó già ải. Cho α ∈ Zp
*
l phà ần tử nguyên thuỷ.Giả sử P = Zp
*
,
C = Zp
*
× Zp
*
. Ta định nghĩa:
K = {(p, α,a,β): β ≡ α
a
(mod p)}
Các giá trị p, α,β được công khai, còn a giữ kín
Với K = (p, α,a,β) v mà ột số ngẫu nhiên bí mật k ∈ Zp-1, ta xác
định:
e
k
(x,k) = (y
1
,y
2

)
trong đó
y
1
= α
k
mod p
y
2
= xβ
k
mod p
với y
1
,y
2
∈ Zp
*
ta xác định:
d
k
(y
1
,y
2
) = y
2
(y
1
a

)
-1
mod p
Ví dụ 5.1
Cho p = 2579, α = 2, a = 765. Khi đó
β = 2
765
mod 2579 = 949
Bây giờ ta giả sử Alice muốn gửi thông báo x = 1299 tới Bob. Giả sử số
ngẫu nhiên k mà cô chọn là k = 853. Sau đó cô ta tính
y
1
= 2
853
mod 2579
= 435
y2 = 1299 × 949853 mod 2579
= 2396
Khi đó Bob thu được bản mã y = (435,2396), anh ta tính
x = 2396 × (435
765
)
-1
mod 2579
= 1299
Đó chính là bản rõ mà Alice đã mã hoá.
5.1.1. Các thuật toán cho bài toán logarithm rời rạc.
Trong phần này ta xem rằng p là số nguyên tố, α là phần tử nguyên
thuỷ theo modulo p. Ta thấy rằng p và α là các số cố định. Khi đó bài toán
logarithm rời rạc có thể được phát biểu dưới dạng sau: tìm một số mũ a duy

nhất, 0 ≤ a ≤ p-2 sao cho α
a
≡β (mod p), với β ∈ Z
p
*
cho trước.
Rõ ràng là bài toán logarithm rời rạc (DL) có thể giải bằng một phép
tìm kiếm vét cạn với thời gian cỡ O(p) và không gian cỡ O(1) ( bỏ qua các
thừa số logarithm). Bằng cách tính toán tất cả các giá trị α
a
có thể và sắp
xếp các cặp có thứ tự (a, α
a
mod p) có lưu ý đến các tạo độ thứ hai của
chúng, ta có thể giải bài toán DL với thời gian cỡ O(1) bằng O(p) phép tính
toán trước và O(p) bộ nhớ ( vẫn bỏ qua các thừa số logarithm). Thuật toán
không tầm thường đầu tiên mà chúng ta sẽ mô tả là thuật toán tối ưu hoá thời
gian - bộ nhớ của Shanks.
Thuật toán Shanks
Hình 5.3. Thuật toán Shanks cho bài toán DL.
1. Tính α
mj
mod p, 0 ≤ j ≤ m-1
2. Sắp xếp m cặp thứ tự ( j,α
mj
mod p) có lưu ý tới các tạo độ thứ hai
của các cặp này, ta sẽ thu được một danh sách L
1

3. Tính βα

-i
mod p, 0 ≤ i ≤ m-1
4. Sắp xếp m cặp thứ tự (i, βα
-i
mod p) có lưu ý tới các toạ độ thứ hai
của các cặp được sắp này, ta sẽ thu được một danh sách L
2

5. Tìm một cặp (j,y) ∈ L
1
và một cặp (i,y) ∈ L
2
( tức là một cặp có tạo
độ thứ hai như nhau).
6. Xác định log
α
β = mj + i mod (p-1)
7.
- Nếu cần, các bước 1 và 2 có thể tính toán trước ( tuy nhiên, điều này
không ảnh hưởng tới thời gian chạy tiệm cận)
- Tiếp theo cần để ý là nếu (j,y) ∈ L
1
và (i,y) ∈ L
2
thì
α
mj
= y = βα
-i
Bởi vậy

α
mj+i
= β
như mong muốn. Ngược lại, đối với β bất kì ta có thể viết
log
α
β = mj+i
trong đó 0 ≤ j,i ≤ m-1. Vì thế phép tìm kiếm ở bước 5 chắc chắn thành công.
Có thể áp dụng thuật toán này chạy với thời gian O(m) và với bộ nhớ
cỡ O(m) ( bỏ qua các thừa số logarithm). Chú ý là bước 5 có thể thực hiện
một cách ( đồng thời ) qua từng danh sách L
1
và L
2
.
Sau đây là một ví dụ nhỏ để minh hoạ.
Ví dụ 5.2.
Giả sử p = 809 và ta phải tìm log
3
525. Ta có α = 3, β = 525 và m =
√808 = 29. Khi đó:
α
29
mod 809 = 99
Trước tiên tính các cặp được sắp (j,99
j
mod 809) với 0 ≤ j≤28. Ta
nhận được danh sách sau:
(0,1) (1,99) (2,93) (3,308) (4,559)
(5,329) (6,211) (7,664) (8,207) (9,268)

(10,644) (11,654) (12,26) (13,147) (14,800)
(15,727) (16,781) (17,464) (18,314) (19,275)
(20,582) (21,496) (22,564) (23,15) (24,676)
(25,586) (26,575) (27,295) (28,81)
Danh sách này sẽ được sắp xếp để tạo L
1
.
Danh sách thứ hai chứa các cặp được sắp (i,525×(3
i
)
-1
mod 809), với 0
≤ i ≤ 28. Danh sách này gồm:
(0,525) (1,175) (2,328) (3,379) (4,396)
(5,132) (6,44) (7,554) (8,724) (9,511)
(10,440) (11,686) (12,768) (13,256) (14,,355)
(15,388) (16,399) (17,133) (18,314) (19,644)
(20,754) (21,496) (22,564) (23,15) (24,676)
(25,356) (26,658) (27,489) (28,163)
Sau khi sắp xếp danh sách này, ta có L
2
.
Bây giờ nếu xử lý đồng thời qua cả hai danh sách, ta sẽ tìm được ( 10,644)
trong L
1
và (19,644) trong L
2
. Bây giờ ta có thể tính
log
3

525 = 29×10+19
= 309
Có thể kiểm tra thấy rằng quả thực 3
309
≡ 525 (mod 809).
Thuật toán Pohlig - Hellman.
Thuật toán tiếp theo mà ta nghiên cứu là thuật toán Pohlig - Hellman. Giả
sử
p
i
là số nguyên tố đặc biệt. Giá trị a = log
α
β được xác định một cách duy
nhất theo modulo p-1. Trước hết nhận xét rằng, nếu có thể tính a mod p
i
c
i
với
mỗi i, 1 ≤ i ≤ k, thì có thể tính a mod (p-1) theo định lý phần dư China. Để
thực hiện diều đó ta giả sử rằng q là số nguyên tố.
p-1 ≡ 0 (mod q
c
)
Ta sẽ chỉ ra cách tính giá trị
x = a mod q
c
0 ≤ x ≤ q
c
-1. Ta có thể biểu diễn x theo cơ số q như sau:
trong đó 0 ≤ a

i
≤ q-1 với 0 ≤ i ≤ c-1. Cũng có thể biểu diễn như sau:
a = x + q
c
s
với s là một số nguyên nào đó.
Bước đầu tiên của thuật toán tính a
0
. Kết quả chính ở đây là:
β
(p-1)/q
≡ α
(p-1)a0/q
(mod p)
Để thấy rõ điều đó cần chú ý rằng:
Điều này đủ để cho thấy:
Kết quả này đúng khi và chỉ khi:
p-1 ≡ 0 (mod q
c+1
)
Tuy nhiên
Đó chính là điều cần chứng minh.
Do đó ta sẽ bắt đầu bằng việc tính β
(p-1)/q
mod p. Nếu
β
(p-1)/q
≡ 1 (mod p)
thì a
0

=0. Ngược lại chúng ta sẽ tính liên tiếp các giá trị:
γ = α
(p-1)/q
mod p, γ
2
mod p,. . .,
cho tới γ
i
≡ β
(p-1)/q
(mod p).
với một giá trị i nào đó. Khi điều này xảy ra ta có a
0
=i.
Bây giờ nếu c = 1 thì ta đã thực hiện xong. Ngược lại, nếu c > 1 thì
phải tiếp tục xác định a
1
. Để làm điều đó ta phải xác định
β
1
= β α
-a
o
và kí hiệu
x
1
= log
α
β
1

mod q
c
Dễ dàng thấy rằng
Vì thế dẫn đến
Như vậy ta sẽ tính β
1
(p-1)/
q
2
mod p và rồi tìm i sao cho
Khi đó a
1
= i.
Nếu c =2 thì công việc kết thúc; nếu không, phải lặp lại công việc này
c-2 lần nữa để tìm a
2
,. . .,a
c-1
.
Hình 5.4 là mô tả giải mã của thuật toán Pohlig - Hellman. Trong
thuật toán này, α là phần tử nguyên thuỷ theo modulo p, q là số nguyên tố .
p-1 ≡ 0 (mod q
c
)
và
Thuật toán tính các giá trị a
0
, . . ., a
c-1
trong đó

logαβ mod qc
Hình 5.4. Thuật toán Pohlig - Hellman để tính log
α
β
mod q
c
.
1. Tính γ = α
(p-1)/q
mod p với 0 ≤ i ≤ q-1
2. Đặt j = 0 và β
j
= β
3. While j ≤ c-1 do
4. Tính δ = β
j
(p-1)/
q
j+1
mod p
5. Tìm i sao cho δ = γ
i

6. a
j
= i
7. β
j+1
= β
j

α
-a
j
q
j
mod p
8. j = j +1
Chúng ta minh hoạ thuật toán Pohlig - Hellman (P - H) qua một ví dụ nhỏ.
Ví dụ 5.3
Giả sử p=29; khi đó
n = p-1 = 28 = 2
2
.7
1
Giả sử α = 2 và β = 18. Ta phải xác định a = log
2
18. Trước tiên tính a mod 4
rồi tính a mod 7.
Ta sẽ bắt đầu bằng việc đặt q = 2, c = 2. Trước hết
γ
0
= 1
và γ
1
= α
28/2
mod 29
= 2
14
mod 29

= 28
Tiếp theo
δ = β
28/2
mod 29
= 18
14
mod 29
= 28
p-1 ≡ 0 (mod q
c+1
)
Vì a
0
= 1. Tiếp theo ta tính:
β
1
= β
0
α
-1
mod 29
= 9
và
β
1
28/4
mod 29 = 9
7
mod 29

= 28
Vì
γ
1
≡ 28 mod 29
Ta có a
1
= 1. Bởi vậy a ≡ 3 ( mod 4).
Tiếp theo đặt q = 7 và c = 1, ta có
β
28/7
mod 29 = 18
4
mod 29
= 25
và γ
1
= α
28/7
mod 29
= 2
4
mod 29
= 16.
Sau đó tính: γ
2
= 24
γ
3
= 7

γ
4
= 25
Bởi vậy a
0
= 4 và a ≡ 4 ( mod 7)
Cuối cùng giải hệ phương trình
a ≡ 3 ( mod 4)
a ≡ 4 ( mod 7)
bằng định lý phần dư China, ta nhận được a ≡ 11( mod 28). Điều này có
nghĩa là đã tính được log
2
18 trong Z
29
là 11.
Phương pháp tính toán chỉ số.
Phương pháp tính chỉ số khá giống với nhiều thuật toán phân tích thừa
số tốt nhất. Trong phần này sẽ xét tóm tắt về phương pháp. Phương pháp này
chỉ dùng một cơ sở nhân tử là tập B chứa các số nguyên tố nhỏ. Giả sử B =
{p
1
,p
2
,. . ., p
B
}. Bước đầu tiên ( bước tiền xử lý) là tìm các logarithm của B
số nguyên tố trong cơ sở nhân tử. Bước thứ hai là tính các logarithm rời rạc
của phần tử β bằng cách dùng các hiểu biết về các log của các phần tử trong
cơ sở.
Trong quá trình tiền xử lý, ta sẽ xây dựng C = B +10 đồng dư thức

theo modulo p như sau:
α
x
j
≡ p
1
a
1j
p2
a
2j
. . . p
B
a
Bj
(mod p)
1 ≤ j ≤ C. Cần để ý rằng, các đồng dư này có thể viết tương đương như sau:
x
j
≡ a
1j
log
α
p
1
+ . . . + a
Bj
log
α
p

B
(mod p-1)
1 ≤ j ≤ C. C đồng dư thức được cho theo B giá trị log
α
p
i
(1 ≤ i ≤ B) chưa
biết. Ta hy vọng rằng, có một nghiệm duy nhất theo modulo p-1. Nếu đúng
như vậy thì có thể tính các logarithm của các phần tử theo cơ sở nhân tử.
Làm thế nào để tạo các đồng dư thức có dạng mong muốn?. Một
phương pháp sơ đẳng là chọn một số ngẫu nhiên x, tính α
x
mod p và xác
định xem liệu α
x
mod p có tất cả các thừa số của nó trong B hay không. (Ví
dụ bằng cách chia thử).
Bây giờ giả sử rằng đã thực hiện xong bước tiên tính toán, ta sẽ tính
giá trị mong muốn log
α
β bằng thuật toán xác suất kiểu Las Vegas. Chọn một
số ngẫu nhiên s ( 1 ≤ s ≤ p-2) và tính :
γ = β α
s
mod p
Bây giờ thử phân tích γ theo cơ sở B. Nếu làm được điều này thì ta tính được
đồng dư thức dạng:
βα
s
= p

1
c
1
p
2
c
2
. . . p
B
c
B
(mod p)
Điều đó tương đương với
log
α
β + s ≡ c
1
log
α
p
1
+ . . . + c
B
log
α
p
B
( mod p-1)
Vì mọi giá trị đều đả biết trừ giá trị log
α

β nên có thể dễ dàng tìm được log
α
β.
Sau đây là một ví dụ minh hoạ 2 bước của thuật toán.
Ví dụ 5.4.
Giả sử p =10007 và α = 5 là một phần tử nguyên thuỷ được dùnglàm
cơ sở của các logarithm theo modulo p. Giả sử lấy B = {2, 3, 5, 7} làm cơ
sở. Hiển nhiên là log
5
5 = 1 nên chỉ có 3 giá trị log của các phần tử trong cơ
sở cần phải xác định. Để làm ví dụ, chọn một vài số mũ "may mắn" sau:
4063, 5136 và 985.
Với x = 4063, ta tính
5
4063
mod 10007 = 2×3×7
ứng với đồng dư thức
log
5
2 + log
5
3 + log
5
7 ≡ 4063 ( mod 10006).
Tương tự, vì
5
5136
mod 10007 = 54 = 2×3
3
và 5

9865
mod 10007 = 189 = 3
3
×7
ta tìm được hai đồng dư thức nữa:
log
5
2 + 3log
5
3 ≡ 5136 ( mod 10006)
3log
5
3 + log
5
7 ≡ 9865 ( mod 10006)
Bây giờ ta có 3 đồng dư thức theo 3 giá trị log chưa biết. Giải các
phương trình đồng dư này, ta có log
5
2 = 6578, log
5
3 = 6190, log
5
7 = 1301.
Bây giờ giả sử ta cần tìm log
5
9451, ta chọn số mũ "ngẫu nhiên"
s=7736 và tính:
9451×5
7736
mod 10007 = 8400

Vì 8400 = 2
4
3
1
5
2
7
1
các thừa số trong B nên ta nhận được:
log
5
9451 = 4log
5
2 + log
5
3 + log
5
5 + log
5
7 - s mod 10006
= 4×6578 + 6190 + 2×1 + 1310 - 7736 mod 10006
= 6057.
Kiểm tra lại ta thấy rằng 5
6057
≡ 9451 ( mod 10007).
Đã có nhiều nghiên cứu phân tích mò mẫm nhiều kiểu thuật toán khác
nhau. Với giả thiết hợp lý, Thời gian chạy tiệm cận của giai đoạn tiền tính
toán này cỡ
và thời gian để tính một giá trị logarithm rời rạc riêng là khoảng
Hình 5.5. Bít thứ i của logarithm rời rạc.

Bản chất của bài toán: I = (p, α, β, i) trong đó p là số nguyên tố ,
α∈Z
p
*
là phần tử nguyên thuỷ, β ∈ Z
p
*
và i là một số nguyên sao cho 1
≤ i ≤ log
2
(p-1).
Mục tiêu:Tính L
i
(β) là bít thấp nhất thứ i của log
α
β. (với α và p cho
trước)
5.1.2. Độ bảo mật tưng bít của các logarithm rời rạc.
Bây giờ ta xem xét vấn đề về thông tin bộ phận của các logarithm rời
rạc và thử xem việc tính các bít riêng của các logarithm rời rạc là khó hay
dễ. Cụ thể , xét bài toán trình bày trên hình 5.5. Bài toán này được gọi là bài
toán về bít thứ i.
Trước tiên, ta sẽ chỉ ra rằng, bít thấp nhất của các logarithm rời rạc rất
dễ tính toán. Nói cách khác, nếu i = 1 thì bài toán về bít thứ i có thể giải
được một cách hiệu quả. Điều này rút ra từ tiêu chuẩn Euler liên quan đến
thặng dư bình phương theo modulo p, với p là số nguyên tố .
Xét ánh xạ f: Z
p
*
Z

p
*
được định nghĩa như sau:
f(x) = x
2
mod p
Nếu kí hiệu QR(p) là tập các thặng dư bình phương theo modulo p thì
QR(p) = { x
2
mod p : x ∈ Z
p
*
}
Trước tiên ta thấy rằng, f(x) = f(p-x). Tiếp theo xét thấy:
w
2
≡ x
2
mod p
khi và chỉ khi p | (w-x)(w+x)
điều này sẽ xảy ra khi và chỉ khi w ≡ ± x mod p. Từ đây rút ra:
| f
-1
(y) | = 2
với mọi y ∈ QR(p) và bởi vậy:
| QR(p) = (p-1)/2
Điều đó có nghĩa là có đúng một nữa các thặng dư trong Z
p
*
là các thặng dư

bình phương và một nữa không phải.