% Лекция 28 (05.05.23)

% TODO: дописать

В 1977--78 годах, работая в Массачусетском технологическом институте, они
создали шифр, названный RSA (по первым буквам фамилий), который произвёл
переворот в криптографии и открыл новый период в сфере защиты информации.

В настоящее время RSA --- самый распространённый метод шифрования используемый
в компьютерных сетях. В этом шифре осуществлена другая казавшаяся несбыточной мечта
криптографов: возможность защищённой связи без передачи секретного ключа.

\begin{enumerate}
  \item
    Пусть имеется компьютерная сеть, абоненты которой хотят обмениваться
    информацией, не предназначенной для непредусмотренных пользователей.

    Абонент A выбирает два больших (примерно по 100--300 цифр) простых числа
    $p$ и $q$, находит их произведение $n = pq$.

    Затем вычисляется $\varphi(n) = \varphi(pq) = \varphi(p) \varphi(q) = (p -
    1)(q - 1)$.

    Затем в кольце $\Z_{\varphi(n)}$ подбирает целое число $e > 1$ взаимно
    простое с $\varphi(n)$. Затем он опубликовывает пару $(n, e)$ --- это его
    \emph{открытый ключ}, он применяется для шифрования сообщений.

  \item
    Предположим, что другой абонент B желает отправить для A секретное
    сообщение. Он переводит открытый текст в числовую форму $m$ (например,
    заменяя a на 01, b --- на 02, $\dots$, z --- на 26, а пробел между словами
    --- на 00). Если полученное число $m$ превышает $n$, его можно разбить на
    последовательные части, каждая меньше $n$, так что для простоты пусть $m <
    n$. Далее B вычисляет $c = m^e \pmod{n}$. Это криптограмма, которую он и
    посылает абоненту A.

  \item
    Для того, чтобы её прочитать, A уже заготовил свой \emph{закрытый ключ} ---
    число $d$, удовлетворяющее двум требованиям: $1 < d < n$ и $ed \equiv 1
    \pmod{\varphi(n)}$.

    Так как $e$ взаимно просто с $\varphi(n)$, то это сравнение имеет решение,
    то есть такое число существует и притом только одно. Теперь A вычисляет
    $c^d \pmod{n}$ и получает $m$.
\end{enumerate}

\begin{theorem}[Корректность метода шифрования RSA, Ривест, 1978 г.]
  По построению шифра RSA $c^d \pmod{n} = m$.
\end{theorem}

\begin{example}
  $p = 3, q = 11, n = pq = 3 \cdot 11 = 33$.

  $\varphi(n) = \varphi(pq) = \varphi(p) \varphi(q) = (p - 1) (q - 1) = 2 \cdot
  10 = 20$.

  $e = 7$ (из кольца $Z_{20}$).

  То есть открытый ключ --- (33, 7).

  $ex = 7x \equiv 1 \pmod{20}$.

  $d = 3; m = 2$.
\end{example}

Составим криптограмму:
\begin{equation*}
  c = m^e \pmod{n} = 2^7 \pmod{33} = 128 \pmod{33} = 29
\end{equation*}

Таким образом, Боб посылает Алисе криптограмму $c = 29$.

Теперь $m = c^d \pmod{n} = 29^3 \pmod{33} = 2$.

Стойкость шифра RSA основана на задаче разложения на множители для больших
составных чисел, которая в настоящее время вычислительно (эффективно) не
разрешима.


\subsection{Криптосистема Эль-Гамаля}

Криптосистема Эль-Гамаля была предложена в 1985 году. Криптографическая
стойкость данной системы основа на сложности проблемы дискретных логарифмов.

\begin{enumerate}
  \item
    \textbf{Формирование системы.}

    \begin{enumerate}
      \item
        Все участники разделяют в качестве системных параметров простое число
        $p$ и образующий элемент $\alpha$ и мультипликативной группы $\Z^*_p$;
      \item
        Каждый участник $P$ случайным образом выбирает целое число $x_p$, $1
        \leq x_p \leq p - 2$, которое держит в секрете;
      \item
        Каждый участник P вычисляет $y_p = \alpha^{x_p} \pmod{p}$ и
        объявляет $y_p$ публичным ключом.
    \end{enumerate}

  \item
    \textbf{Шифрование сообщения для Боба.}

    Предположим, Алиса хочет послать секретное сообщение Бобу. Сообщение
    представлено целым числом $0 \leq m \leq p - 1$.
    \begin{enumerate}
      \item Алиса выбирает случайное секретное число $0 \leq r \leq p - 1$;
      \item Алиса вычисляет $R = \alpha^r \pmod{p}$;
      \item Алиса вычисляет $S = m \cdot y_B^r \pmod{p}$;
      \item Алиса посылает Бобу пару $(R, S)$.
    \end{enumerate}

  \item
    \textbf{Расшифрование сообщения Бобом.}
    
    \begin{enumerate}
      \item
        Боб получает пару $(R, S)$ и, используя своё секретное $x_B$,
        восстанавливает сообщение $m$ путём следующего вычисления:
        \begin{equation*}
          \frac{s}{R^{x_B}} = m
        \end{equation*}
    \end{enumerate}
\end{enumerate}

