А.В. Рожков, О.В. Ниссенбаум - Теоретико-числовые методы в криптографии (1127102), страница 23

Просмтор этого файла доступен только зарегистрированным пользователям. Но у нас супер быстрая регистрация: достаточно только электронной почты!

Текст из файла (страница 23)

Тогда n=φ(19)=18. Поскольку решение будем производить вручную, то не будем пользоваться методом Флойда.

Разбиение G на подмножества произведем следующим образом: если x mod 3=1, то x S₁, если x mod 3=2, то x S₂, если x mod 3=0, то x S₃.

Вычисления будут производиться по формулам:

x_i+1=f(x_i)=

u_i+1= , v_i+1=

x₃=x₈. Логарифм найдем из сравнения (v₃—v₈)log₂8≡(u₈—u₃) (mod 18)

-5 log₂8≡3(mod 18)

13 log₂8≡3(mod 18)

log₂8≡3·7(mod 18)

log₂8≡3(mod 18).

Действительно, 2³≡8 (mod 19).

Ответ: log₂8≡3(mod 18).

3.4. Алгоритм Полига-Хеллмана.

Этот алгоритм использует следующий подход: пусть G – группа порядка n, и n= - каноническое разложение на простые сомножители. Если x=log_ga mod n, то, вычислив x_i=log_ga mod , для 1 ≤ i ≤ k, можно восстановить x, используя китайскую теорему об остатках.

Для того чтобы вычислить x_i, вычисляют коэффициенты l₀, l₁,…, в p_i-чном представлении числа x_i: x_i=l₀+l₁p_i+…+ , где 0 ≤ l_j ≤ p_i—1.

Представим метол Полига-Хеллмана следующим алгоритмом:

Алгоритм Полига-Хеллмана:

Вход: g – порождающий элемент циклической группы порядка n, a G.

Ш.1. Найти каноническое разложение n= .

Ш.2. Для i от 1 до k выполнить следующие действия:

1. Задать q=p_i, α=α_i.

2. Задать γ=1, l_-1=0.

3. Вычислить .

4. Для j от 1 до α—1 выполнить:

4.1. Вычислить γ=γ ,

4.2. Вычислить l_i= . (например, используя алгоритм «шаг младенца - шаг великана» или прямой поиск).

5. Вычислить x_i=l₀+l₁q+…+l_α—1q^α—1.

Ш.3. Используя Китайскую теорему об остатках, решить систему сравнений x≡x_i(mod ) .

Выход. x=log_ga mod n.

Замечание. Все вычисления производятся в группе G кроме случаев, когда оговорено иное.

Замечание. Поскольку порядок элемента (в чем нетрудно убедиться, подставив вместо его выражение из 4.2 и учитывая, что порядок есть q), то l_i= .

Заметим, что вычисление логарифма прямым поиском на этапе 4.2. происходит сравнительно быстро, так как приходится перебирать не более q значений.

Данный метод эффективен в случаях, когда n является большим числом, а все его простые сомножители – малыми числами.

Сложность данного алгоритма составляет O( ) умножений в группе при условии, что разложение n известно.

Пример.

Пусть G=Z^*_p, p=61, g=2, a=7.

Ш.1. n=φ(p)=p—1=60=2²·3·5.

Ш.2.

1. q=2, α=2.

2. γ=1, l_-1=0.

3. =2³⁰ mod 61=60.

4. j=0 γ=1, =7³⁰ mod 61 = 60 l₀=log₆₀60 mod 61=1.

j=1 γ=2, =(7·2^-1)³⁰mod 61=(7·31)³⁰mod 61=1 l₀=log₆₀1 mod 61=0.

5. x₁=1+0·2=1.

1. q=3, α=1.

2. γ=1, l_-1=0.

3. =2²⁰ mod 61=47.

4. j=0 γ=1, =7²⁰ mod 61 = 47 l₀=log₄₇47 mod 61=1.

5. x₂=1.

1. q=5, α=1.

2. γ=1, l_-1=0.

3. =2¹² mod 61=9.

4. j=0 γ=1, =7¹² mod 61 = 34 l₀=log₉34 mod 61=4 (этот логарифм нашли прямым перебором).

5. x₃=4.

Ш.3. Составим и решим систему . Решением этой системы будет x≡48 (mod 60).

Проверка: 2⁴⁸mod 61=7.

Ответ: log₂7 mod 60 = 48.

3.5. Алгоритм исчисления порядка (index-calculus algorithm).

Основные идеи алгоритма исчисления порядка были известны с 20-х годов XX века, но лишь в 1979 году Адлерман указал на этот алгоритм как на средство вычисления дискретного логарифма и исследовал его трудоемкость. В настоящее время алгоритм исчисления порядка и его улучшенные варианты дают наиболее быстрый способ вычисления дискретных логарифмов в некоторых конечных группах, в частности, в группе Z_p^*.

Этот алгоритм в отличие от алгоритмов прямого поиска и ро-метода подходит не для всех циклических групп.

Алгоритм состоит в следующем:

Алгоритм исчисления порядка

Вход: g – порождающий элемент циклической группы порядка n, a G, с≈10 – параметр надежности.

Ш.1. Выбирается факторная база S={p₁, p₂,…,p_t}. (Если G=Z_p^*, то S состоит из t первых простых чисел.)

Ш.2. Выбрать случайное k: 0≤k<n и вычислить g^k.

Ш.3. Попытаться разложить g^k по факторной базе:

, α_i≥0.

Если это не удалось, вернуться на Шаг 2.

Ш.4. Логарифмируя обе части получившегося выражения, получаем

(mod n) *

В этом выражении неизвестными являются логарифмы.

Это сравнение с t неизвестными следует запомнить.

Ш.5. Если сравнений вида (*), полученных на Шаге 4, меньше, чем t+c, то вернуться на Шаг 2.

Ш.6. Решить систему t+c сравнений с t неизвестными вида (*), составленную на Шагах 2-5.

Ш.7. Выбрать случайное k: 0≤k<n и вычислить ag^k.

Ш.8. Попытаться разложить ag^k по факторной базе:

, β_i≥0.

Если это не удалось, вернуться на Шаг 7.

Ш.9. Логарифмируя обе части последнего равенства, получаем

x= ,

где log_gp_i (1≤i≤t) вычислены на Шаге 6 как решение системы сравнений.

Выход. x = log_ga mod n.

В том случае, когда G=Z_p^*, в качестве факторной базы S берут t первых простых чисел. Такой выбор оправдан следующим наблюдением. Число, наугад выбранное из множества целых чисел, с вероятностью 1/2 делится на 2, с вероятностью 1/3 – на 3, с вероятностью 1/5 – на 5 и т.д. Поэтому можно ожидать, что в промежутке от 1 до p—1 найдется достаточно много чисел, в разложении которых участвуют только маленькие простые делители из множества S. Именно такие числа отыскиваются на шагах 2 и 7.

Параметр c вводится для того, чтобы система сравнений, решаемая на Шаге 6, имела единственное решение. Дело в том, что полученная система может содержать линейно зависимые сравнения. Считается, что при значении с порядка 10 и большом p система сравнений имеет единственное решение с высокой вероятностью.

Пример.

G=Z^*₇₁, g=7, a=17, n=φ(71)=70.

S={2, 3, 5, 7} (Шаг 1). (Можем сразу указать log₇7 mod 70=1).

Теперь будем перебирать k для составления системы сравнений вида * (Шаги 2—5).

k=2, 7² mod 71=49=7·7. (поскольку log₇7 уже вычислен, это сравнение нам не пригодится).

k=3, 7³ mod 71=59.

k=4, 7⁴ mod 71=58=2·29.

k=5, 7⁵ mod 71=51=3·17.

k=6, 7⁶ mod 71=2 6≡log₇2(mod 70)

k=7, 7⁷ mod 71=14=2·7 7≡log₇2+log₇7(mod 70)

k=8, 7⁸ mod 71=27=3³ 8≡3log₇3(mod 70)

k=9, 7⁹ mod 71=47.

k=10, 7¹⁰ mod 71=45=3²·5 10≡2log₇3+log₇5(mod 70)

Теперь имеем достаточно сравнений для того, чтобы определить логарифмы от элементов факторной базы. Вот эти сравнения:

6≡log₇2(mod 70)

7≡log₇2+log₇7(mod 70)

8≡3log₇3(mod 70)

10≡2log₇3+log₇5(mod 70)

Решая полученную систему, получаем (Шаг 6):

log₇2≡6(mod 70), log₇3≡26(mod 70),

log₇5≡28(mod 70), log₇7≡1(mod 70).

Перейдем к Шагам 7—9:

k=1, 26·7 mod 71=40=2³·5 log₇26≡3log₇2+log₇5—1(mod 70)

log₇26≡3·6+28—1(mod 70)

log₇26≡45(mod 70)

Проверка: 7⁴⁵ mod 71 = 26. Верно.

Ответ: log₇26≡45(mod 70).

Замечание: Для случая G=Z_p и для случая G=F₂m составляет L_q[1/2,c], где q есть мощность G, с > 0 – константа. Алгоритм, имеющий наилучшую оценку сложности (по времени) для дискретного логарифмирования в Z_p есть вариант алгоритма исчисления индексов под названием «метод решета числового поля» (number field sieve), для дискретного логарифмирования в F₂m - вариант данного алгоритма под названием «алгоритм Копперсмита» (Coppersmith’s algorithm). Эти алгоритмы слишком сложны, чтобы приводить их здесь.

Задачи и упражнения.

Упражнения к Главе 1.

1. Вычислить НОД(a,b) при помощи алгоритма Евклида с делением с остатком и бинарного алгоритма Евклида. Сравнить количество итераций.

a) a = 715, b = 195; d) a = 1818, b = 726; g) a = 2448, b = 1632;

Характеристики

Список файлов книги