上一篇详细分析了几种分解因子的算法，这是攻击RSA密码最为明显的算法，这一篇中我们考虑是否有不用分解模数n就可以解密RSA的密文的方法，这是因为前面也提到，当n比较大的时候进行分解成素数的乘积是非常困难的。

一、计算$\phi (n)$

　　首先要说明的是计算$\phi (n)$并不比分解n容易，但是，如果n和$\phi (n)$都已知，通过求解$$n=pq$$ $$\phi (n) = (p-1)(q-1)$$，这就很容易得到一个二元方程完成破解。但实际上，计算$\phi (n)$并不比分解n容易。

二、计算解密指数a

　　如果解密指数$a$是已知，那么$n$可以通过一个随机算法在多项式时间内分解。但是，计算$a$也是不比分解n容易的。只是它提醒我们，一旦$a$被泄露，Bob重新选择一个加密指数是不够的，还需要重新选择一个模数$n$。

　　通过已知解密指数$a$分解$n$的算法是一个Las Vegas型的随机算法，它最坏情形成功的概率至少为$1-\epsilon$，因此，对于任何一个问题实例，算法不能给出一个答案的概率至多为$\epsilon$。

　　如果我们有了这样一个Las Vegas算法，只需要一次又一次运行它，知道找到答案为止，算法连续m次返回“没有答案”的概率为$\epsilon ^{m}$，为了得到一个答案，必须运行算法的平均次数是$\frac {1}{1-\epsilon}$。因此，在给定的值$a,b$和$n$作为输入，以至少$\frac{1}{2}$的概率分解$n$的Las Vegas算法在运行$m$次时，$n$被分解的概率至少为$1-(\frac{1}{2})^{m}$。

　　算法基于当$n=pq$是两个不同奇素数的乘积时与1模n的平方根相关的一些事实。若$x^{2} \equiv 1 (mod \, p)$，前面的定理告诉我们，一共有4个根，其中两个根为$\pm 1 (mod \, n)$，称为平凡平方根，另外两个根为非平凡的，它们模n互为相反数。

Alg1 RSA-FACTOR(n,a,b)

Comment：假定$ab \equiv 1 (mod \, n)$

记$ab - 1 = 2^{s}r$，r为奇数

随机选择$w$使得$1 \leq w \leq n-1$

$x \leftarrow gcd(w,n)$

if $1 < x < n$

　　then return(x)

Comment：x是n的一个因子

$v \leftarrow w^{r} (mod \, n)$

if $v \equiv 1 (mod \, n)$

　　then return("failure")

while $v \neq 1(mod \, n)$

　　$v_{0} \leftarrow v$

　　$v \leftarrow v^{2} (mod \, n)$

if  $v_{0} \equiv -1(mod \, n)$

　　then return("failure")

else

　　$x \leftarrow gcd(v_{0}+1 , n)$(也有可能是 $x \leftarrow gcd(v_{0}-1,n)$)

　　return(x)

Comment：x是n的一个因子

　　这个算法分析起来比较的长，逐一来看，下面假定如果$n$可分解，其形式为$n=pq$

　　算法的第一步计算出$s$和$r$，都是常数，接着开始选取一个$w$，需要计算$w$和$n$的最大公约数。如果我们幸运地选取到$w$为$p$或$q$的倍数，那么可以直接分解$n$，如果$w$与$n$互素，那么可以通过连续的平方运算$w^{r},w^{2r},w^{4r}…$直到某个$t$，有$$w^{2^{t}r} \equiv 1 (mod \, n)$$由于$ab -1 = 2^{s}r \equiv 0 (mod \, \phi (n))$

　　又因为$w^{2^{s}r} \equiv 1 (mod \, n)$，因此while循环至多运行$s$次就会终止，在while循环结束时，我们可以找到一个值$v_{0}$，使得$(v_{0})^{2} \equiv 1 (mod \, n)$，但有$v_{0} \neq 1 (mod \, n)$，再根据下面的条件语句判断，$v_{0} \neq -1 (mod \, n)$，这说明$v_{0}$是1模$n$的一个非平凡平方根，我们能够分解$n$。

　　接下来需要证明的是，这个Las Vegas算法的成功概率至少为$\frac {1}{2}$，观察算法，有两种地方使得算法失败，第一处是$w^{r} \equiv 1 (mod \, n)$，第二处是$w^{2^{t}r} \equiv -1 (mod \, n)$，对于某个$t, 0 \leq t \leq s-1$。

　　我们需要考虑$s+1$个同余方程，如果$w$是这$s+1$个同余方程中至少一个的解，那么它是一个"坏"选择，下面讨论其中每一个同余方程的解的个数。

　　考虑同余方程$w^{r} \equiv 1 (mod \, n)$，利用中国剩余定理，分析方程的解的方法是分别考虑模p和模q的解，这个同余方程有解当且仅当$w^{r} \equiv 1 (mod \, p)$和$w^{r} \equiv 1 (mod \, q)$。当p为一个素数时，$Z_{p}^{\star}$是一个循环群，设$g$为$Z_{p}^{\star}$的生成元，可以记$w = g^{u}$，其中$0 \leq u \leq p-2$，于是有$$w^{r} \equiv 1 (mod \, p)$$ $$g^{ur} \equiv 1 (mod \, p)$$因此有$(p-1) | ur$。记$p-1 = 2^{i}p_{1}$，其中$p_{1}$是一个奇数，同理记$q-1 = 2^{j}q_{1}$，其中$q_{1}$是一个奇数。由于$$\phi (n) = (p-1)(q-1) | (ab-1) = 2^{s}r$$得到$$2^{i+j}p_{1}q_{1} | 2^{s}r$$

　　因此$i+j \leq s$，且$p_{1}q_{1} | r$，现在条件$(p-1) | ur$变成了$2^{i}p_{1} | ur$。由于$p_{1} | r$且$r$为奇数，因此充要条件为$2^{i} | u$，得到$u=k2^{i} , 0 \leq k \leq p_{1} -1$，且同余方程$w^{r} \equiv 1 (mod \, p)$的解的个数为$p_{1}$。同理可以得到$w^{r} \equiv 1 (mod \, q)$恰好有$q_{1}$个解，把任一模p的解和模q的解组合起来，利用中国剩余定理，就可以得到模n的解，个数为$p_{1}q_{1}$。

　　下一步是对固定的$t(0 \leq t \leq s-1)$考虑同余方程$w^{2^{t}r} \equiv -1 (mod \, n)$的解，同理也是考虑模$p$和模$q$的解，类似的也记$w = g^{u}$，有$$g^{u2^{t}r} \equiv -1 (mod \, p)$$由于$g^{\frac {p-1}{2}} \equiv -1 (mod \, p)$有$$u2^{t}r \equiv \frac{p-1}{2} (mod \, p-1)$$ $$(p-1) | (u2^{t}r - \frac{p-1}{2})$$ $$2(p-1) | (u2^{t+1}r - (p-1))$$由于$p-1 = 2^{i}p_{1}$，可以得到$$2^{i+1}p_{1} | (u2^{t+1}r-2^{i}p_{1})$$取出公因子$p_{1}$，上式变为$$2^{i+1} | (\frac{u2^{t+1}r}{p_{1}}-2^{i})$$现在，如果$t \geq i$，因为此时$2^{i+1} | 2^{t+1}$，但$2^{i+1} 不能整除2^{i}$，另一方面，如果$t \leq i-1$，那么$u$是一个解，当且仅当$u$是$2^{i-t-1}$的奇数倍，这种情况下解的个数为$$\frac {p-1}{2^{i-t-1}}× \frac{1}{2} = 2^{t}p_{1}$$

　　通过类似的推理，同余方程$w^{2^tr} \equiv -1 (mod \, q)$当$t \geq j$时没有解，当$t \geq j$时没有解，当$t \leq j-1$时有$2^{t}q_{1}$个解，利用中国剩余定理，可以知道$w^{2^tr} \equiv -1 (mod \, n)$的解的个数为$$\begin{align} 0 & \quad t \geq min\{ i,j \} \\ 2^{2t}p_{1}q_{1} & \quad t \leq min \{ i,j \}-1 \\ \end{align}$$

　　现在，$t$可以从$0$到$s-1$取值。不失一般性，假定$i \leq j$;那么当$t \geq i$时解的个数为0，对于$w$的“坏”选择的总数最多为$$\begin{align} p_{1}q_{1}+p_{1}q_{1}(1+2^{2}+2^{4}+…+2^{2i-2}) =& p_{1}q_{1}(1+\frac{2^{2i}-1}{3}) \\ =& p_{1}q_{1}(\frac{2}{3} + \frac{2^{2i}}{3}) \\ \end{align}$$

　　前面已知$p-1 = 2^{i}p_{1}$，且$q-1 =2^{j}q_{1}$，现在有$j \geq i \geq 1$，所以$p_{1}q_{1} < \frac {n}{4}$，得到$$2^{2i}p_{1}q_{1} \leq 2^{i+j}p_{1}q_{1} \leq (p-1)(q-1) < n$$因此，可以得到$$\begin{align} p_{1}q_{1}(\frac{2}{3} + \frac{2^{2i}}{3})<& \frac{n}{6}+\frac{n}{3}\\ =& \frac{n}{2} \\ \end{align}$$

　　由于至多$\frac{n-1}{2}$个$w$的选择是“坏”的，容易知道至少有$\frac{n-1}{2}$个选择是“好”的，算法的成功概率至少为\frac{1}{2}。

三、Wiener的低解密指数攻击

　　和前面一样假定$n=pq$，其中$p$和$q$为素数，那么$\phi (n)=(p-1)(q-1)$。由M.Wiener提出的一种攻击，当满足以下条件时可以成功地计算解密指数a。$$3a<n^{\frac{1}{4}} 且 q<p<2q$$如果$n$的二进制表示有$l$比特，那么当$a$的二进制表示位数小于$\frac{l}{4}-1$，$p$和$q$相距离不太远时有效。

　　由于$ab \equiv 1 (mod \phi (n))$，可知存在一个整数$t$使得$$ab-t \phi(n) = 1$$

　　由于$n=pq > q^{2}$，我们有$q < \sqrt{n}$，因此得到$$0 < n-\phi (n) = p+q-1 < 2q+q-1<3q<3 \sqrt{n}$$

　　现在考虑$$ \begin{align} |\frac{b}{n} - \frac{t}{a}| =& |\frac{ba-tn}{an}| \\ =& |\frac{1+t(\phi (n)-n)}{an}| \\ <& \frac{3t \sqrt{n}}{an} \\ =& \frac{3t}{a \sqrt{n}} \\ \end{align}$$

　　由于$t<a$，我们有$3t<3a<n^{\frac{1}{4}}$，因此有$$|\frac{b}{n} - \frac{t}{a}| < \frac{1}{an^{\frac{1}{4}}}$$

　　最后，由于$3a<n^{\frac{1}{4}}$，我们有$$|\frac{b}{n} - \frac{t}{a}| < \frac{1}{3a^{2}}$$

　　因此，分数$\frac{t}{a}$是分数$\frac{b}{n}$的一个很接近的近似，从连分数理论可知，这样接近的近似值是$\frac{b}{n}$的连分数展开的一个收敛子，这种扩展可以用Euclidean算法得到。

Def2 (有限连分数)一个有限连分数是非负整数的m组，即[$q_{1},…,q_{m}$]，它是下面表达式的简写形式：$$q_{1}+\cfrac{1}{q_{2}+\cfrac{1}{q_{3}+\dotsb + \cfrac{1}{q_{m}}}}$$

　　假定$a$和$b$为满足$gcd(a,b)=1$的正整数，且假定Euclidean算法的输出为m组$(q_{1},…,q_{m})$，容易看到$\frac{a}{b} = [q_{1},…,q_{m}]$，称$[q_{1},…,q_{m}]$是$a/b$在这种情形下的连分数展开。现在，对$1 \leq j \leq m$，定义$C_{j} = [q_{1},…,q_{j}]$，称$C_{j}$为$[q_{1},…,q_{m}]$的第$j$个收敛子。于是每一个$C_{j}$可以写成有理数形式$\frac{c_{j}}{d_{j}}$，其中$c_{j}$和$d_{j}$满足如下的递推关系：$$ c_{j} = \begin{cases} 1 & \quad \text{j=0} \\ q_{1} & \quad \text{j=1} \\ q_{j}c_{j-1}+c_{j-2} & \quad \text {$j \geq 2$} \\ \end{cases}$$ $$d_{j} = \begin{cases} 0 & \quad \text{j=0} \\ 1 & \quad \text{j=1} \\ q_{j}d_{j-1}+d_{j-2} & \quad \text {$j \geq 2$} \\ \end{cases}$$

　　对于有理数的连分数，它的收敛子满足很多有趣的性质，下面是其中一个定理。

Thm3 假定$gcd(a,b) = gcd(c,d) = 1$且$$|\frac{a}{b} - \frac{c}{d}| < \frac{1}{2d^{2}}$$那么$\frac{c}{d}$是$\frac{a}{b}$连分数展开的一个收敛子。

　　在前面的数学推导过程中，未知分数$\frac{t}{a}$是$\frac{b}{n}$的一个很接近的近似，上面的定理告诉我们，$\frac{t}{a}$一定是$\frac{b}{n}$的连分数展开的一个收敛子，既然$\frac{b}{n}$是公开信息，很容易计算出它的收敛子，我们所需要的仅仅是测试它们中间哪一个是正确的方法。

　　这并不难做到，如果$\frac{t}{a}$和$\frac{b}{n}$的一个收敛子，那么就能够计算得$\phi (n) = \frac{ab-1}{t}$，一旦$n$和$\phi (n)$已知，就可以根据二次方程解出$p$值来分解$n$值，但我们事先不知道$\frac{b}{n}$的哪个收敛子能得到$n$的分解，所以要依次试验直到找到$n$的分解为止。否则不能用这种方法分解$n$。

　　下面我们可以详细看看Wiener算法的伪代码。

Alg4 Wiener Algorithm(n,b)

$(q_{1},…,q_{m};r_{m}) \leftarrow Euclidean Algorithm(n,b)$

$c_{0} \leftarrow 1$

$c_{1} \leftarrow q_{1}$

$d_{0} \leftarrow 0$

$d_{1} \leftarrow 1$

for $j \leftarrow 2 $ to $m$

　　$c_{j} \leftarrow q_{j}c_{j-1} + c_{j-2}$

　　$d_{j} \leftarrow q_{j}d_{j-1} + d_{j-2}$

　　$n^{'} \leftarrow \frac{d_{j}b-1}{c_{j}}$

　　Comment：$n^{'} = \phi (n)$，如果$\frac{c_{j}}{d_{j}}$是正确的收敛子。

　　if $n^{'}$是一个整数

　　　　设p和q为方程$x^{2}-(n-n^{'}+1)x+n=0$的根

　　　　if p和q为小于n的整数

　　　　　　return (p,q)

return ("failure")

 　　最后有趣的一点是，条件$3a<n^{\frac{1}{4}}$可以在算法运行前预先估计解密指数是否满足要求。

　　本篇到此结束，关于RSA密码体制我应该还会有一篇读书笔记，主要讲述Rabin密码体制以及RSA的语义安全性。