MGI – Exkurs: RSA-Kryptography Prof. Dr. Wolfram Conen WS 06/07 Version 1.0b Prof. Dr. W. Conen, FH Gelsenkirchen, Version 1.0b

Angenommen, Sie heißen ALICE... ... haben Geheimnisse... ...und wollen mit einem Bekannten namens BOB EMails austauschen... ... ohne dass ihre Erzfeindin EVE deren Inhalt entziffern kann Für die Übertragung der Emails steht ihnen nur „normales“ SMTP und „normales“ POP zur Verfügung (d.h. alles geht im „Klartext“, also so, wie sie es geschrieben haben, über das Internet) Anmerkung: Bei POP, dem Post-Office-Protokoll, mit dem die meisten Email-Programme ihre Post beim Server abholen, gilt das auch für ihr Passwort! Übrigens: SMTP ist das Simple Mail Transfer Protocol (Zum Versenden von Nachrichten) Was tun Sie? Prof. Dr. W. Conen, FH Gelsenkirchen, Version 1.0b

Angenommen, Sie heißen ALICE... Eine gute Idee: Sie verschlüsseln ihre Nachrichten Wie kriegen Sie es nun hin, dass sie gegenseitig ihre verschlüsselten Nachrichten lesen können? Erste Idee: Sie einigen sich auf EINEN „geheimen“ Schlüssel Nicht so toll: Sie wohnen in Gelsenkirchen, Bob in Australien...wie tauschen sie den geheimen Schlüssel „sicher“ aus? Das nennt man übrigens „symmetrische Verschlüsselung“ bzw. Private-Key-Kryptographie Prof. Dr. W. Conen, FH Gelsenkirchen, Version 1.0b

Symmetrische Kryptographie = Prof. Dr. W. Conen, FH Gelsenkirchen, Version 1.0b

Angenommen, Sie haben Geheimnisse... Zweite Idee: Jeder von Ihnen hat ein Schlüsselpaar (s,s‘), nämlich sBOB,s‘BOB,sALICE,s‘ALICE Es gelte, dass eine Nachricht, die mit dem Schlüssel s verschlüsselt wird, NUR mit s‘ entschlüsselt werden kann UND UMGEKEHRT! Einen seiner Schlüssel hält jeder geheim Bob hält sBOB geheim, Alice sALICE Die anderen Schlüssel schicken sich Bob und Alice „einfach so“ über‘s Internet, z.B. per Email Und nun? Prof. Dr. W. Conen, FH Gelsenkirchen, Version 1.0b

Angenommen, Sie haben Geheimnisse... Jetzt kann ALICE Nachrichten an BOB mit seinem öffentlichen Schlüssel verschlüsseln Diese kann BOB dann mit seinem geheimen Schlüssel entschlüsseln Sie kann außerdem zuerst die Nachricht mit ihrem geheimen Schlüssel verschlüsseln (=„signieren“ im RSA-Originalpaper) dann kommt sie wirklich von ihr! Das kann BOB mit dem öffentlichen Schlüssel von ALICE kontrollieren (Mögliche Probleme hier?) ...und Bob kann das Gleiche tun. Voila! Ihr Problem ist (fast) gelöst! Prof. Dr. W. Conen, FH Gelsenkirchen, Version 1.0b

Public-Key-Kryptographie [Nur eine Richtung abgebildet: von Alice nach Bob] Prof. Dr. W. Conen, FH Gelsenkirchen, Version 1.0b

Public-Key Kryptographie Privacy: ALICE sendet eine Nachricht m, die sie mit BOBs öffentlichem Schlüssel s‘BOB verschlüsselt hat, an BOB: BOB kann die Nachricht mit seinem privaten Schlüssel sBOB entschlüsseln: sBOB(s‘BOB(m)) = m EVE kann die Nachricht nicht entschlüsseln! Authentication: ALICE verschlüssel die Nachricht m zuerst mit ihrem privaten Schlüssel sALICE und dann wie oben mit s‘BOB BOB kann die empfangene Nachricht nun zuerst mit seinem privaten Schlüssel und dann mit dem öffentlichen Schlüssel von ALICE entschlüsseln, insgesamt also s‘ALICE(sBOB(s‘BOB(sALICE(m)))) = m BOB kann sicher sein, dass die Nachricht von ALICE kam (zumindest, wenn das Entschlüsselungsergebnis „sinnvoll“ war!) Prof. Dr. W. Conen, FH Gelsenkirchen, Version 1.0b

Public-Key Kryptographie „Provable“ Authentication (Signaturen) BOB kann sogar zu einem unabhängigen „Judge“ (=Richter) gehen und diesen überzeugen, dass die Nachricht m tatsächlich von ALICE kam! nach Anwendung seines privaten Schlüssels kann er die mit ALICE privatem Schlüssel verschlüsselte Nachricht dem Judge vorlegen Dieser kann nun mit dem öffentlichen Schlüssel von ALICE die ursprüngliche Nachricht m erhalten Nur ALICE kann die Nachricht vorher mit ihrem privaten Schlüssel verschlüsselt haben! Genau genommen weiß der Richter nur, dass die Nachricht mit dem anderen Schlüssel des Schlüsselpaares „ALICE“ verschlüsselt wurde...ob das wirklich ALICE war, ist natürlich wieder eine andere Frage... Wenn der Judge den öffentlichen Schlüssel von ALICE z.B. von einer „trusted authority“ erhalten hat, die die Identität der vermeintlichen Schlüsselinhaber garantiert, wäre das gewährleistet! Prof. Dr. W. Conen, FH Gelsenkirchen, Version 1.0b

Public-Key Kryptographie Man kann das auch noch modifizieren: Zu einem Dokument m wird in „standardisierter“ Weise ein sogenannter „Hash“ berechnet (z.B. eine 50-Bit-Zahl) Nur diese wird mit dem privaten Schlüssel des Senders verschlüsselt und ans Dokument m angehängt Jetzt haben wir ein unterschriebenes Dokument! (Signature) Eine dokumentenunabhängige Unterschrift würde in der digitalen Welt nicht funktionieren! Cut-and-Paste... Wir haben Kosten gespart, denn wir brauchen nicht die ganze (möglicherweise lange) Nachricht m verschlüsseln Der Empfänger kann nun mit dem öffentlichen Schlüssel des Senders den Hash entschlüsseln, selbst mit dem standardisierten Verfahren einen Hash für m bestimmen Beide Hashes vergleichen und so erkennen, ob das Dokument modifiziert wurde! Prof. Dr. W. Conen, FH Gelsenkirchen, Version 1.0b

Angenommen, Sie haben Geheimnisse... Das ist asymmetrische Verschlüsselung bzw. Public-Key-Kryptographie Sie ist leider deutlich langsamer, als „sichere“ symmetrische Verschlüsselungen Ein Problem zu Beginn bleibt allerdings hier noch: Ist Bob wirklich Bob und Alice wirklich Alice? Ein sogenannter „Man in the Middle“ könnte zu Beginn beide öffentlichen Schlüssel „einkassieren“ und jeweils eigene weiterleiten – er könnte (müßte) dann den kompletten EMail-Verkehr kontrollieren (lesend und schreibend!) ohne aufzufallen .. aber das ignorieren wir hier mal ... Das klingt doch schon ganz gut, aber wie findet man solche Schlüsselpaare? Prof. Dr. W. Conen, FH Gelsenkirchen, Version 1.0b

Wie viele Primzahlen gibt es? Natürliche Zahlen: N = {0,1,2,3,4,...} Ganze Zahlen: Z = {...,-3,-2,-1,0,1,2,3,...} Primzahlen: P = {2,3,5,7,11,...} Primzahlen sind natürliche Zahlen größer als 1, die nur durch die 1 und sich selbst teilbar sind. Wir müssen noch „teilen“ bzw. „teilbar“ für natürliche Zahlen definieren: „a teilt b“ (ohne Rest), in Zeichen a | b, wenn es eine Zahl k gibt mit: b = k*a. Hierbei sind a,b,k ganze Zahlen. Beispiel: „3 teilt 15“, also 3 | 15, denn 15 = 5 * 3 Prof. Dr. W. Conen, FH Gelsenkirchen, Version 1.0b

Wie viele Primzahlen gibt es? Gegeben: Eine beliebige endliche Menge P‘ = {p1,...,pr} von Primzahlen. es sei m = p1p2...pr und n = m+1 es sei p ein Primteiler von n Angenommen, p 2 P‘. Dann wäre p ein Primteiler von m, denn es käme ja als Faktor in p1p2...p...pr vor. Also würde p sowohl n als auch m teilen Wenn eine Zahl t aber zwei Zahlen z1, z2 teilt, dann teilt sie auch die Differenz der beiden Zahlen: z.B. z1 = k1*t z2 = k2*t, k1 < k2 ) z2-z1 = (k2-k1)*t, etwa 15=3*5, 35=7*5, 20 = 35-15 = 4*5 = (7-3)*5 Prof. Dr. W. Conen, FH Gelsenkirchen, Version 1.0b

Wie viele Primzahlen gibt es? Unsere Differenz ist aber 1, d.h. p würde 1 teilen. p ist aber größer als 1... ...das ist also unmöglich! ...also kann p nicht Element von P‘ sein! Beachten Sie, dass P‘ beliebig gewählt wurde – also kann es keine endliche Menge von Primzahlen geben, die alle Primzahlen enthält (denn mindestens unser p würde immer fehlen!) Dieser Beweis dafür, dass es unendlich viele Primzahlen gibt, stammt von Euklid (ein Grieche, der auch Vater der euklidischen Geometrie ist) Prof. Dr. W. Conen, FH Gelsenkirchen, Version 1.0b

Wie viele Primzahlen gibt es? Im Beweis werden einige Dinge verwendet: Die natürlichen Zahlen wachsen ins Unendliche Jede natürliche Zahl n ¸ 2 hat einen Primteiler Aus diesen beiden Tatsachen kann man auf viele verschiedene Arten folgern, dass P unendlich ist. Faktorisierung: Man kann jede natürliche Zahl auf eindeutige Weise als Produkt von Primzahlen (ihren Primfaktoren) darstellen (Fundamentalsatz der Arithmetik, erster vollständiger „moderner“ Beweis von Gauß): z.B. 2*3*7 = 42 Für Primzahlen besteht das Produkt nur aus der Zahl selbst! Prof. Dr. W. Conen, FH Gelsenkirchen, Version 1.0b

Wie findet man Primzahlen? Sieb_des_Eratosthenes(n): Zweck: Bestimmen der Primzahlen zwischen 2 und n. Eingabe: n 2 N Lege eine Tabelle der Zahlen von 2 bis n an z à 2 Solange z2 · n tue Falls die Zahl z in der Tabelle nicht durchgestrichen ist, gib z+“ist eine Primzahl“ aus und streiche jedes Vielfache von z in der Tabelle durch z à z+1 Heute macht man das etwas effizienter... Prof. Dr. W. Conen, FH Gelsenkirchen, Version 1.0b

Wie findet man Primzahlen? Erst vor 2 Jahren fanden übrigens drei Inder (Agraval, Kayal, Saxena) einen deterministischen Test auf die Primzahleigenschaft, der „nur“ polynomialen Aufwand erfordert (allerdings in der Originalversion mit 12 potenziert) Mit diesem (und ähnlichen, oft probabilistischen Test, z.B. Rabin-Miller) kann man für eine gegebene Zahl n prüfen, ob sie eine Primzahl ist oder nicht. Primzahl-Theorem: Sei (x) die Anzahl der Primzahlen kleiner als x. Dann gilt näherungsweise (x) ¼ x / ln x. Z.B. 100-stellige Primzahlen: (10100) - (1099) ¼ 3,9 * 1097 Prof. Dr. W. Conen, FH Gelsenkirchen, Version 1.0b

Zurück zur Suche nach Schlüsselpaaren... Ron Rivest, Adi Shamir und Leonard Adleman entwarfen den RSA-Algorithmus (Originalpaper von 1977) (es gab geheime Vorgänger) Denken Sie daran: wir brauchen ein Schlüsselpaar! Zuerst wähle zwei Primzahlen p und q, p  q. Bestimme n = p*q Mit Hilfe dieses n finden wir gleich zwei Zahlen d und e, die gemeinsam mit dem „Modulus“ n die Schlüssel (d,n) und (e,n) bilden. Wie wird dann ver- und entschlüsselt? m soll verschlüsselt werden, m < n Chiffre c = me mod n (Chiffre bzw. Geheimtext) c entschlüsseln: m = cd mod n Das Ganze funktioniert dann, wenn med mod n = m Prof. Dr. W. Conen, FH Gelsenkirchen, Version 1.0b

Zurück zur Suche nach Schlüsselpaaren... Nochmal: Gesucht Zahlen e und d mit med mod n = m Anmerkung: Hier wird die „Modulo“-Operation (% in Java) verwendet „Modulo“ gibt uns den ganzzahligen Rest einer Division, z.B. ist 3 mod 3 = 0, 4 mod 3 = 1, 5 mod 3 = 2, und wieder 6 mod 3 = 0 Wie finden wir aber nun diese beiden Zahlen d und e? Prof. Dr. W. Conen, FH Gelsenkirchen, Version 1.0b

Zurück zur Suche nach Schlüsselpaaren... Kleiner Satz von Fermat: Ist n prim und m kein Vielfaches von n (also insbesondere m < n), so gilt mn-1 mod n = 1 Beispiel: n = 7, m = 4, 4(7-1) = 46 = 4*4*4*4*4*4 = 642 = 212 = 4096 4096 mod 7 = 4096 - 585*7 = 4096 – 4095 = 1 Verallgemeinerung von Euler: mTF(n) mod n = 1; hier ist TF(n) die Anzahl der Zahlen kleiner n, die mit n keinen gemeinsamen Teiler > 1 haben. Wieviele zu n teilerfremde Zahlen < n gibt es? Sei n = 3*5 = 15, dann gibt es 8 teilerfremde Zahlen: 1,2,4,7,8,11,13,14 (die Eins zählt man mit...) Ist k eine Primzahl, so hat sie natürlich k-1 teilerfremde Zahlen (alle kleineren Zahlen) Prof. Dr. W. Conen, FH Gelsenkirchen, Version 1.0b

Zurück zur Suche nach Schlüsselpaaren... Unser n = p*q hat zwei Primfaktoren, was wissen wir dann über die Anzahl der teilerfremden Zahlen? In Frage kommen alle Zahlen kleiner als n, also (n-1) Zahlen. Davon müssen wir aber alle Vielfachen von p und alle Vielfachen von q abziehen Beachte: Vielfache von p und q fallen natürlich erstmals bei n zusammen. Fände das vorher statt, wären p und q beides Primfaktoren dieser Zahl, diese müsste also mindestens p*q in ihrer Faktorzerlegung haben, wäre also mindestens so groß wie n Beispiel: 21 = 3*7. 3,6,9,12,15,18 sind nicht teilerfremd zu 21 (also 7-1 = 6) ebenso nicht 7,14 (also 3-1 = 2), insgesamt also (21-1) – 6 – 2 = 12 (nämlich 1,2,4,5,8,10,11,13,16,17,19,20). Generell also (n-1) – (p-1)-(q-1) = (p*q-1)-(p-1)-(q-1) = p*q – p – q + 1 = (p-1)*(q-1) Prof. Dr. W. Conen, FH Gelsenkirchen, Version 1.0b

Zurück zur Suche nach Schlüsselpaaren... Da unsere n‘s immer so aussehen, ist die Anzahl teilerfremder Zahlen hier immer (p-1)*(q-1) = TF(n) Also gilt in unserem Fall m(p-1)(q-1) mod n = mTF(n) mod n = 1 Hilft uns das? Ja, denn wenn wir zwei Zahlen d und e so bestimmern, dass ed mod TF(n) = 1 gilt... (ed steht für e*d, e muß teilerfremd zu TF (n) sein) ...dann können wir mit Hilfe der Sätze von Fermat, Euler und einiger Rechnerei zeigen, dass tatsächlich med mod n = m gilt, denn mit ed mod TF(n) = 1 folgt ed = k*TF(n)+1 für ein k 2 N Erinnerung: TF(n) = (p-1)(q-1) und n=pq Nach dem Satz von Euler gilt nun mk*TF(n)+1 mod n = m für alle m < n und k 2 N (Obiger Satz modifiziert) Prof. Dr. W. Conen, FH Gelsenkirchen, Version 1.0b

Zurück zur Suche nach Schlüsselpaaren... e und n bilden den öffentlichen Schlüssel, d und n den privaten Schlüssel (p und q kann man jetzt „vernichten“) Es geht dann folgendes: Zur Erinnerung: c = me mod n ist das Chiffre cd mod n = (me mod n)d mod n = med mod n = mk*TF(n)+1 mod n = m Prof. Dr. W. Conen, FH Gelsenkirchen, Version 1.0b

Zurück zur Suche nach Schlüsselpaaren... Wie werden e und d bestimmt? Man kann e z.B. fest wählen, etwa die vierte Fermatzahl (eine Primzahl), 216+1 = 65537, es sollte e mod TF(n) = 1 gelten (sonst gibt es Komplikationen) d kann man nun z.B. mit dem erweiterten euklidischen Algorithmus bestimmen Wie funktioniert der „einfache“ Euklid? Eingabe Zahlen a 2 N0,  b 2 N Ausgabe: Größter gemeinsamer Teiler ggt(a, b) Methode: int ggt(int a, int b) { if (b==0) return a; else return ggt(b, a%b); } Das Zeichen % steht in Java für die mod-Operation. Die Rekursion terminiert, da a mod b stets kleiner als b ist; der zweite Parameter der Funktion wird also irgendwann 0. (Den Algo und weitere Details finden Sie auf den informativen Seiten von H.W. Lang, Fh Flensburg) Prof. Dr. W. Conen, FH Gelsenkirchen, Version 1.0b

Zurück zur Suche nach Schlüsselpaaren... Beispiel: p = 7, q = 13, also n = 7*13 = 91 TF(91) = (7-1)(13-1) = 6*12 = 72 Zu 72 teilerfremdes e wählen: 77 d bestimmen, so dass e*d mod 72 = 1 ist d finden, indem man x*72 + d*77 = 1 wie folgt löst: GGT von 72 und 77 ist 1, Bestimmung (mit Euklid) 77 mod 72 = 5 (77 = 1*72 + 5) 72 mod 5 = 2 (72 = 14*5 + 2) 5 mod 2 = 1 (5 = 2*2 + 1) 2 mod 1 = 0 (2 = 2*1 + 0) Und rückwärts: (mit „erweiterem“ Euklid) 1 = 5-2*2 = 5-2*(72-14*5) = -2*72 + (1+2*14)*5 = 29*5-2*72 =29*(77-72)-2*72 = 29*77 – 29*72 – 2*72 = 29*77-31*72 Unser d ist also 29. Kontrolle: 77*29 = 2233 = 2232 + 1 = 31*72 + 1 Prof. Dr. W. Conen, FH Gelsenkirchen, Version 1.0b

Zurück zur Suche nach Schlüsselpaaren... Beispiel: n = 91, e = 77 ist der öffentliche Schlüssel n = 91, d = 29 ist der geheime Schlüssel Unsere Nachricht sei nun m = 10 (muß < 91 sein, wenn nicht, dann muß sie in Blöcke < n zerhackt werden) Chiffre c = me mod n = 1077 mod 91 = 82 ACHTUNG: Man muß Modular-Arithmetik beherrschen, sonst werden die Zahlen schnell zu groß...ihr Körper enthält etwa 10^27 Atome, die Erde etwa 10^49, die Sonne 10^57, die Milchstraße 10^68, das bekannte Universum etwa 10^78... Und funktioniert auch unsere Entschlüsselung? Klartext m = cd mod n = 8229 mod 91 = 10 Ein anderes Beispielchen: p = 61, q = 53, pq = 3233, e = 17, d = 2753, m = 123, c = 855 Entziffern: 855^2753 mod 3233 Prof. Dr. W. Conen, FH Gelsenkirchen, Version 1.0b

Modulare Exponentiation Prof. Dr. W. Conen, FH Gelsenkirchen, Version 1.0b

Modulare Exponentiation ... 84481161338780654854515176167308605108065782936524108723263667228054 00387941086434822675009077826512101372819583165313969830908873174174 74535988684298559807185192215970046508106068445595364808922494405427 66329674592308898484868435865479850511542844016462352696931799377844 30217857019197098751629654665130278009966580052178208139317232379013 23249468260920081998103768484716787498919369499791482471634506093712 56541225019537951668976018550875993133677977939527822273233375295802 63122665358948205566515289466369032083287680432390611549350954590934 06676402258670848337605369986794102620470905715674470565311124286290 73548884929899835609996360921411284977458614696040287029670701478179 49024828290748416008368045866685507604619225209434980471574526881813 18508591501948527635965034581536416565493160130613304074344579651083 80304062240278898042825189094716292266898016684480963645198090510905 79651307570379245958074479752371266761011473878742144149154813591743 92799496956415653866883891715446305611805369728343470219206348999531 91764016110392490439179803398975491765395923608511807653184706473318 01578207412764787592739087492955716853665185912666373831235945891267 87095838000224515094244575648744840868775308453955217306366938917023 94037184780362774643171470855830491959895146776294392143100245613061 11429937000557751339717282549110056008940898419671319709118165542908 76109008324997831338240786961578492341986299168008677495934077593066 02207814943807854996798945399364063685722697422361858411425048372451 24465580270859179795591086523099756519838277952945756996574245578688 38354442368572236813990212613637440821314784832035636156113462870198 51423901842909741638620232051039712184983355286308685184282634615027 44187358639504042281512399505995983653792227285847422071677836679451 34363807086579774219853595393166279988789721695963455346336497949221 13017661316207477266113107012321403713882270221723233085472679533015 07998062253835458948024820043144726191596190526034069061930939290724 10284948700167172969517703467909979440975063764929635675558007116218 27727603182921790350290486090976266285396627024392536890256337101471 68327404504583060228676314215815990079164262770005461232291921929971 69907690169025946468104141214204472402661658275680524166861473393322 65959127006456304474160852916721870070451446497932266687321463467490 41185886760836840306190695786990096521390675205019744076776510438851 51941619318479919134924388152822038464729269446084915299958818598855 19514906630731177723813226751694588259363878610724302565980914901032 78384821401136556784934102431512482864529170314100400120163648299853 25166349056053794585089424403855252455477792240104614890752745163425 13992163738356814149047932037426337301987825405699619163520193896982 ... Prof. Dr. W. Conen, FH Gelsenkirchen, Version 1.0b

Modulare Exponentiation ... 54478631309773749154478427634532593998741700138163198116645377208944 00285485000269685982644562183794116702151847721909339232185087775790 95933267631141312961939849592613898790166971088102766386231676940572 95932538078643444100512138025081797622723797210352196773268441946486 16402961059899027710532570457016332613431076417700043237152474626393 99011899727845362949303636914900881060531231630009010150839331880116 68215163893104666659513782749892374556051100401647771682271626727078 37012242465512648784549235041852167426383189733332434674449039780017 84689726405462148024124125833843501704885320601475687862318094090012 63241969092252022679880113408073012216264404133887392600523096072386 15855496515800103474611979213076722454380367188325370860671331132581 99227975522771848648475326124302804177943090938992370938053652046462 55147267884961527773274119265709116613580084145421487687310394441054 79639308530896880365608504772144592172500126500717068969428154627563 70458838904219177398190648731908014828739058159462227867277418610111 02763247972904122211994117388204526335701759090678628159281519982214 57652796853892517218720090070389138562840007332258507590485348046564 54349837073287625935891427854318266587294608072389652291599021738887 95773647738726574610400822551124182720096168188828493894678810468847 31265541726209789056784581096517975300873063154649030211213352818084 76122990409576427857316364124880930949770739567588422963171158464569 84202455109029882398517953684125891446352791897307683834073696131409 74522985638668272691043357517677128894527881368623965066654089894394 95161912002160777898876864736481837825324846699168307281220310791935 64666840159148582699993374427677252275403853322196852298590851548110 40229657916338257385513314823459591633281445819843614596306024993617 53097925561238039014690665163673718859582772525683119989984646027216 46279764077057074816406450769779869955106180046471937808223250148934 07851137833251073753823403466269553292608813843895784099804170410417 77608463062862610614059615207066695243018438575031762939543026312673 77406936404705896083462601885911184367532529845888040849710922999195 65539701911191919188327308603766775339607722455632113506572191067587 51186812786344197572392195263333856538388240057190102564949233944519 65959203992392217400247234147190970964562108299547746193228981181286 05556588093851898811812905614274085809168765711911224763288658712755 38928438126611991937924624112632990739867854558756652453056197509891 14578114735771283607554001774268660965093305172102723066635739462334 13638045914237759965220309418558880039496755829711258361621890140359 54234930424749053693992776114261796407100127643280428706083531594582 305946326827861270203356980346143245697021484375 mod 3233 = 123 Prof. Dr. W. Conen, FH Gelsenkirchen, Version 1.0b

Modulare Exponentiation Geht das auch besser (=platzsparender)? Klar! x^13 = x*x*x*x*x*x*x*x*x*x*x*x*x 12 Multiplikationen x^13 = x^(8+4+1) = x^(23+22+20) = x8 * x4 * x1 = (x4)2 * (x2)2 * x = (x4 * x2)2 * x = ((x2)2 * x2)2 * x = ((x2 * x)2)2 * x 5 Multiplikationen 2753 = (101011000001)_2 also 2752 = 211 + 29 + 27 + 26 + 20 = 2048+512+128+64+1 Prof. Dr. W. Conen, FH Gelsenkirchen, Version 1.0b

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Modulare Exponentiation 123 Es gilt allgemein: (a * b) mod m = ((a mod m) * (b mod m)) mod m Beispiel: (6 * 11) mod 4 = 66 mod 4 = (64+2) mod 4 = 2 ...und (6 * 11) mod 4 = ((6 mod 4) * (11 mod 4)) mod 4 = (2*3) mod 4 = 6 mod 4 = 2 Prof. Dr. W. Conen, FH Gelsenkirchen, Version 1.0b

Zurück zur Suche nach Schlüsselpaaren... Warum ist das Verfahren sicher? Es gilt als schwer, große Zahlen in Primfaktoren zu zerlegen (es ist zumindest noch kein effizientes Verfahren bekannt, sonst könnte man p und q bestimmen und damit aus e auch d!) Für große Schlüssel (>= 1024 Bit) ist es „in absehbarer Zeit praktisch unmöglich“ (aber das hat man auch für deutlich kleinere Schlüssel schon geglaubt...) Allerdings ist die Faktorisierung kein „anerkannt hartes Problem“, es konnte nicht gezeigt werden, dass es NP-vollständig ist (was das ist, hören wir erst später) – vielleicht finden sie einen effizienten Algo? Für Quantencomputer (die es noch nicht in der benötigten Form gibt, erwartet wird das für ca. 2016, aber wer weiß...) hat Peter Shor bereits 1993 einen polynomialen Algo zum Faktorisieren großer Zahlen vorgeschlagen... Dann werden alle „alten“ mit RSA verschlüsselten Nachrichten mit einem Schlag unsicher! (es gibt auch noch andere mögliche Angriffe!) Prof. Dr. W. Conen, FH Gelsenkirchen, Version 1.0b

Prof. Dr. W. Conen, FH Gelsenkirchen, Version 1.0b Schlussbetrachtung Über die Kryptographie findet die Mathematik (insbesondere die sogenannte Zahlentheorie) viele direkte Anwendungen in der Informatik! Wenn Sie beginnen wollen, Public-Key-Kryptographie für ihre Emails zu verwenden, dann schauen sie hier: The International PGP Home Page (www.pgpi.org) Zu symmetrischer Kryptographie gibt es einen relativ neuen, öffentlichen (US-)Standard: AES. Infos zum AES-Standard bzw. zum (in Belgien entwickelten) Rijndael Algo (der im Standard verwendet wird). Prof. Dr. W. Conen, FH Gelsenkirchen, Version 1.0b

Prof. Dr. W. Conen, FH Gelsenkirchen, Version 1.0b Schlußbetrachtung Insgesamt ein spannendes Thema, zu dem man ein kleines bisschen wissen sollte – vielleicht schauen sie sich zu solchen Stichworten wie RSA, DES, AES usw. mal im Netz um. (RSA ist auch der Name einer wichtigen Kryptographiefirma, die unter anderem Wettbewerbe für das Brechen ihrer Codes ausschreibt: http://www.rsasecurity.com/rsalabs/node.asp?id=2093 ... wenn sie eine mit einem 2048-Bit-Schlüssel verschlüsselte Nachricht knacken, gibt es z.B. 200.000 US-$) Bücher zum Thema gibt es viele, recht nett ist z.B. Trappe, Washington: „Introduction to Cryptography with Coding Theory“ (oder sie schauen in das weiter vorne erwähnte Buch von Lang, oder oder) Prof. Dr. W. Conen, FH Gelsenkirchen, Version 1.0b

Anhang – Ein paar Betrachtungen zu Teilern etc. Wenn eine (ganze) Zahl t zwei (ganze) Zahlen a und b teilt, dann teilt t auch deren Differenzen, also a-b und b-a. Warum? t | a, also gibt es ka mit a = ka * t t | b, also gibt es kb mit b = kb * t Also läßt sich a – b schreiben als a – b = ka * t – kb * t = t * (ka – kb), also haben wir einen „Multiplikator“ k, nämlich k = ka – kb, für t gefunden, so dass k*t = a-b. Für (b-a) geht das völlig analog. Nochmal „Warum“: | a-b | a b 1*t 2*t 3*t 4*t Prof. Dr. W. Conen, FH Gelsenkirchen, Version 1.0b

Anhang – Ein paar Betrachtungen zu Teilern etc. Wenn eine (ganze) Zahl t zwei (ganze) Zahlen a und b teilt, dann teilt t auch a mod b. Warum? t | a, also gibt es ka mit a = ka * t t | b, also gibt es kb mit b = kb * t Es gibt k und r mit r < b, so dass a = k*b + r. Hierbei ist r natürlich nichts anderes, als (a mod b)! Insgesamt a mod b = r = a - k*b = ka * t - k * kb * t = t * (ka – k*kb), also teilt t auch a mod b Nochmal „Warum“: | a mod b | a b 1*t 2*t 3*t 4*t 5*t Prof. Dr. W. Conen, FH Gelsenkirchen, Version 1.0b

Anhang – Ein paar Betrachtungen zu Teilern etc. Ganz ähnlich läßt sich die folgende Aussage beweisen: Wenn eine (ganze) Zahl t zwei (ganze) Zahlen b und a mod b teilt, dann teilt t auch a. [Führen sie den Beweis zur Übung!] Was helfen uns diese Aussage? Nun, der GGT-Algorithmus sagt: Wenn du den größten gemeinsamen Teiler von a und b suchst, dann kannst du auch „stattdessen“ den größten gemeinsamen Teiler von b und (a mod b) suchen! Die beiden letzten Aussagen zeigen, dass die Zahlenpaare a, b und b, (a mod b) genau die gleiche Menge gemeinsamer Teiler haben... ... dann müssen sie natürlich auch den gleichen „größten“ gemeinsamen Teiler haben, also ist die „Denke“ des GGT-Algorithmus korrekt! Vielleicht verstehen sie anhand der Beweise und der beiden Grafiken die „Intuition“ hinter dem Algorithmus jetzt (oder nach weiterem, n-maligem Anschauen) besser – das wäre super! Prof. Dr. W. Conen, FH Gelsenkirchen, Version 1.0b