- •Вопрос 1 Вероятностные полиномиальные алгоритмы. Вмт
- •Вопрос 2,3 Односторонние функции
- •Вопрос 4 Определение односторонней функции с ловушкой.
- •Односторонние перестановки с ловушкой
- •Вопрос 5
- •Вопрос 6 Криптосистемы с открытым ключом
- •Вопрос 7 Факторизация
- •Вопрос 8 Дискретный логарифм
- •Вычисление дискретного логарифма
- •Алгоритм согласования
- •Лемма. Чтобы вычислить степень mn , где m – элемент некоторого кольца, а n – натуральное число, достаточно выполнить не более умножений.
- •Вопрос 9 Дискретный корень
- •Вопрос 10 Квадратный корень по составному модулю (функция Рабина)
- •Вопрос 11 Квадратичные вычеты
- •Вопрос 12
- •Вопрос 13 Криптосистема rsa
- •Параметры системы
- •Вопрос 14 Аутентификация
- •Вопрос 15 Цифровая подпись Эль Гамаля
- •Вопрос 16 Распределение открытых ключей
- •Вопрос 17 Построение криптографически стойких хэш-функций
- •Вопрос 18
- •1. Р V | (I,V,s(I,V)) | V проверяет подпись.
- •Вопрос 19. Квантовая криптография. Распределение ключей по оптическому квантовому каналу связи.
- •Вопрос 20. Проблема регистрации одиночных фотонов. Определение Пуасоновскокго потока случайных событий.
- •Вопрос 23
- •Вопрос 24. Вероятность ошибки в канале а-в при непрозрачном прослушивании когда нарушитель е реализует процедуру приема абоненте в.
- •Вопрос 30. Функции памяти и память автомата, их свойства, связь с установочными последовательностями.
- •Вопрос 31 Критерий бесконечности памяти. Верхняя оценка конечной памяти.
- •Вопрос 32. Связь между памятью и степенью различимости, числом классов эквивалентных состояний, длинной единственности.
- •Вопрос 33. Критерий нераспространения искажений автоматом, следствие для инъективного автомата.
- •Вопрос 34. Автоматы самовосстановления. Теорема о сведении автомата самовосстановления к проходной линии задержки, её единственность. Автоматы внутреннего самовосстановления.
- •Вопрос 35. Теоретико-автоматная модель и основные понятия шифрованной связи.
- •Вопрос 36. Теоретико-автоматная характеризация шифросистем колонной замены.
- •Вопрос 37. Характеризация эквивалентности ключей шифросистем колонной замены.
- •Вопрос 38. Характеризация близости ключей шифросистем колонной замены.
- •Вопрос 39. Теоретико-автоматная характеризация шифросистем самовосстановления.
- •Вопрос 40. Характеризация эквивалентности ключей шифросистем самовостановления.
- •Вопрос 41. Характеризация близости ключей шифросистем самовосстановления.
Вопрос 10 Квадратный корень по составному модулю (функция Рабина)
Специальный случай дискретного корня — квадратный корень в Zn*. Рассмотрим функцию f: Zn*Zn*, f(x)=х 2; f(Zn*)=QRn — группа квадратичных вычетов по модулю п. Каждый квадратичный вычет может иметь несколько квадратных корней в Zn . Если х — квадратный корень из у, то п-х — тоже квадратный корень из y.
Если р — простое число, то Zp* — циклическая группа. Элемент у Zp* тогда и только тогда является квадратичным вычетом по модулю р, когда y = gt, где g — образующий элемент Zp*, a t — четное. Эквивалентное условие формулируется через символ Лежандра (Якоби) . Значит, квадратичных вычетов вZp* ровно половина и каждый из них имеет два квадратных корня:
Если к тому же p=4k+3, то — нечетно и ровно один из корней {x0,x1}является квадратичным вычетом (какой именно — зависит от четности t /2). Он называется главным квадратным корнем и равен x=y(p+1)/4,
Поскольку QRp — группа, y(p+1)/4QRp.Заметим, что при p4k+3 квадратный корень можно найти, если известно какое-нибудь tZp\QRp (квадратичный невычет по модулю р). Пусть n=p1...pl — составное, при этом простые делители pi различны и разложение п известно. В этом случае у QRn тогда и только тогда, когда для любого i справедливо уi=у mod pi QRpi . При этом можно найти набор xi Zpi* таких, что хi2 yi (mod pi), и скомбинировать из них с помощью теоремы 3.1 х Zn* — квадратный корень из у.
Теорема Китайская теорема об остатках.
Если n=n1n2…nk, niвзаимно просты, то кольцоZn можно представить в виде прямой суммы колецZni.
Группа QRn содержит (n) 2-l элементов, где (n) — функция Эйлера, количество элементов в Zn*. Каждый элемент из QRn имеет 2l квадратных корней.
Определение, n — число Блума (или Блама, В1ит), если п=р1 ...рl, pi — различные простые числа, и для всех i выполнено pi mod 4=3.
Для любого у QRn , где п — число Блума, ровно один из квадратных корней из у, а именно тот, для которого все xi QRn, сам является квадратичным вычетом и называется главным квадратным корнем из у.
Теорема. Если n=pq, p и q — различные простые числа, то умение вычислять квадратный корень по модулю n позволяет разложить n на множители.
Доказательство. Пусть имеется полиномиальный алгоритм вычисления требуемого квадратного корня по модулю п. Построим вероятностный полиномиальный алгоритм разложения n на множители.
Имеется в виду, что наш алгоритм будет иметь доступ к некоторому источнику случайности и среднее время его работы будет ограничено (log2n)c для некоторой константы с. Дня любой константы d можно модифицироватьалгоритм так, чтобы он всегда завершался за время (log2n)c для некоторой константы с и выдавал правильный ответ с вероятностью не меньше
l-(log2n)-d
Выбрать случайно .
Найти х1 —квадратный корень из х02.
Если x0+x10(modn) или x0-x10(modn), повторить попытку, начиная с шага 1. Поскольку х02 имеет четыре квадратных корня и два из них подходят, вероятность удачного выбора x0 ограничена снизу константой, не зависящей от п.
Положим a= x0+x1, b=x0-x1 .Отметим, что ab=xQ2-x120 (mod n), ab=kpq в Z, a0(mod n), b0 (mod n). Значит, a=k0p, b=klq (либо наоборот).
Найти р и q с помощью алгоритма Евклида как наибольшие общие делители а или b и n.
Теорема. Если n — число Блума и факторизация трудновычислима, то операция возведения в квадрат по модулю р является односторонней перестановкой QRn.
Доказательствопредставляет собой обобщение изложенного выше.
Более того, утверждается, что, не зная разложения п на множители, трудно вычислить даже младший бит квадратного корня. Имеется в виду, что если существует вероятностный полиномиальный алгоритм для угадывания этого бита с вероятностью, не меньшей ½+q(log2 n)-1 , где q — многочлен, то существует такой алгоритм и для разложения числа Блума на множители.
Функцией Рабина (Rabiri) называется функция возведения в квадрат по модулю n=pq, где р и q — простые числа. Чтобы затруднить факторизацию, накладывается дополнительное условие, что р и q состоят каждое из (log2 n)/2 битов.[1]