信息安全数学基础4章4讲PPT课件
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信息安全数学基础课件
信息安全数学基础
经典的古典密码算法主要有:
代替密码:将明文字符用另外的字符代替,典型的
引
有恺撒密码、仿射密码、维吉尼亚密码等;
换位密码:明文的字母保持相同,但顺序打乱。
言
经典的现代密码算法有很多种,最通用的有:
DES:数据加密标准,对称密码算法,用于加密; AES: 高级加密标准,对称密码算法,用于加密;
言
Kerchoffs原则
1883年Kerchoffs第一次明确提出了编码的原则: 保密性完全依赖于密钥,算法应该公开。
这一原则已得到普遍承认,成为判定密码强度的 衡量标准,实际上也成为古典密码和现代密码的 分界线。
信息安全数学基础
基于密钥的算法,按照密钥的特点分类:
对称密码算法:又称秘密密钥算法或单密钥算
Eve
窃听 篡改 伪造
密码学是一门古老而深奥的学科,包括密码编码 学和密码分析学; 通信双方按照某种约定将消息的原形隐藏。 密码系统:明文,密文,加解密算法,密钥。
信息安全数学基础
密码学的起源与发展
三个阶段:
引
1949年之前:密码学是一门艺术; 1949~1975年:密码学成为科学;
1976年以后:密码学的新方向--公钥密码学。
如何鉴别通信对象的身份?
引
公共网络
Alice
Bob
言
Eve
假冒
身份鉴别:就是确认实体是它所声明的,身份鉴别服务 提供关于某个实体身份的保证,以对抗假冒攻击。
解决方法:密码技术
信息安全数学基础
本课程的相关知识点
简单的密码学基础:
引
密码技术是信息安全的核心技术; 需要掌握一些密码学基础知识。
相关的数学知识:
信息安全数学基础(第四章)
4.2 模为奇素数的平方剩余与平方非剩余
一、奇素数模 p 的平方(非)剩余判别条件
定理4.2.1 (欧拉判别条件) p是奇素数,若(a, p)1, 则
p1
(i) a是模p的平方剩余a 2 1 (modp);
p1
(ii)a是模p的平方非剩余a 2 1 (modp);
且若a是模p的平方剩余,则同余式
x2 a (modp), (a,p)1
ax2
bxc 0
(mod
p1 1
)
有解.
ax2
bxc 0
(mod
pk k
)
因 此 只 需 讨 论 素 数 模 p 的 同 余 式 :
a x 2 b x c0(m o dp ), a 0(m o dp )(2 )
将 同 余 式 (2)两 端 同 乘 以 4a,得 4a2x24abx4ac0(m odp)
41一般二次同余式42模为奇数的平方剩余与平方非剩余43勒让得符号44二次互反律的证明45雅可比符号46模p平方根
4.1 一般二次同余式
二 次 同 余 式 的 一 般 形 式 是 a x 2 b x c0(m o d m ), a 0(m o d m )(1 )
设m=
p1 1
p2 2
pk k
,
则(1)有解
练习:在与模31互素的剩余中,指出平方剩余。 求 出 1 9 , 2 3 的 平 方 剩 余 和 平 方 非 剩 余 。
提 示 : p 为 奇 素 数 , 应 用 定 理 4 . 2 . 2 的 结 论 .
4.3 勒让得符号
定义4.3.1
设p是素数,勒让得符号
ap定义如下:
1, 若a是模p 的平方剩余;
《信息安全基础》课件
《个人信息保护 法》
保护个人信息不被滥用和 泄露。
《电子商务法》
规范电子商务活动中的信 息安全问题。
保护信息安全的措施
加密技术
对敏感信息进行加密, 确保安全传输和存储。
访问控制
限制对信息系统和文件 的访问权限,确保只有 授权人员能够访问。
防火墙和安全软件
阻止恶意程序和网络攻 击,提供实时保护。
信息安全检测和预防安全 威胁。
区块链安全
采用分布式账本技术确保信 息的透明度和不可篡改性。
2 防范网络攻击
保护商业机密,避免 恶意攻击导致财产损 失。
3 维护社会稳定
保护国家、企事业单 位的信息系统安全, 维护社会稳定。
常见的信息安全威胁
病毒和恶意软件
通过网络进行传播,可能 造成信息丢失或系统崩溃。
网络攻击
黑客利用网络漏洞,盗取 敏感信息或破坏网络服务。
数据泄露
非法获取敏感数据,造成 用户隐私泄露或信用卡盗 窃。
《信息安全基础》PPT课 件
信息安全是保护信息不被非法使用、非法存取、非法披露、非法修改或者非 法破坏的一系列措施和技术的总称。
信息安全的定义
信息安全是指通过一定的手段和技术保护信息不被非法使用、非法存取、非 法披露、非法修改或者非法破坏的一系列措施和技术。
信息安全的重要性
1 保护隐私安全
防止个人隐私信息被 窃取或滥用。
生物识别安全
使用指纹、面部识别等技术 进行身份验证。
组织的信息安全管理体系
1
制定策略
2
制定信息安全政策和相关规定。
3
持续改进
4
定期检查和改进信息安全管理体系。
风险评估
识别和评估信息安全风险。
大学计算机基础第4章 计算机信息安全基础知识.ppt
大学计算机基础
主讲教师:陈国荣 2019年3月
重庆科技学院电气与信息工程学院计算机系
E-mail:cqcgr@
第4章 计算机信息安 全基础知识
4.1信息安全概述
4.2计算机病毒 4.3信息安全保护
4.4计算机犯罪与知识产权保护
August 22, 2010 重庆科技学院电气与信息工程学院计算机系
所谓防火墙指的是为保护信息安全而开发的在
内部网和外部网之间、专用网与公共网之间通 过按照给定方式分析进出网络信息而形成安全 屏障的一种软硬件集合。 (2)防火墙的发展历程 (3)防火墙的分类 防火墙可分为网络层防火墙和应用层防火墙
August 22, 2010
重庆科技学院电气与信息工程学院计算机系
August 22, 2010 重庆科技学院电气与信息工程学院计算机系
4.1.2网络黑客及网络攻防
(1)网络黑客概述 网络黑客一般涉及高超的编程技术 (技术),强烈的解决问题和克服 限制的欲望(态度) 。 (2)黑客的分类 网络黑客可分为业余计算机爱好者、 职业入侵者和Hacker级的Cracker等 不同的类型
本章重点内容
信息安全技术基础知识 计算机病毒及其防治
August 22, 2010
重庆科技学院电气与信息工程学院计算机系
4.1信息安全概述
信息安全的概念 网络黑客及网络攻防 防火墙技术
August 22, 2010
重庆科技学院电气与信息工程学院计算机系
4.1.1信息安全的概念
4.2计算机病毒
4.2.1 计算机病毒的定义及特点
(1)计算机病毒的定义 病毒指“编制或者在计算机程序中插 入的破坏计算机功能或者破坏数据, 影响计算机使用并且能够自我复制 的一组计算机指令或者程序代码” (2)计算机病毒的特点 具有传染性、 潜伏性、寄生性、隐 蔽性、破坏性、可触发性等特点
主讲教师:陈国荣 2019年3月
重庆科技学院电气与信息工程学院计算机系
E-mail:cqcgr@
第4章 计算机信息安 全基础知识
4.1信息安全概述
4.2计算机病毒 4.3信息安全保护
4.4计算机犯罪与知识产权保护
August 22, 2010 重庆科技学院电气与信息工程学院计算机系
所谓防火墙指的是为保护信息安全而开发的在
内部网和外部网之间、专用网与公共网之间通 过按照给定方式分析进出网络信息而形成安全 屏障的一种软硬件集合。 (2)防火墙的发展历程 (3)防火墙的分类 防火墙可分为网络层防火墙和应用层防火墙
August 22, 2010
重庆科技学院电气与信息工程学院计算机系
August 22, 2010 重庆科技学院电气与信息工程学院计算机系
4.1.2网络黑客及网络攻防
(1)网络黑客概述 网络黑客一般涉及高超的编程技术 (技术),强烈的解决问题和克服 限制的欲望(态度) 。 (2)黑客的分类 网络黑客可分为业余计算机爱好者、 职业入侵者和Hacker级的Cracker等 不同的类型
本章重点内容
信息安全技术基础知识 计算机病毒及其防治
August 22, 2010
重庆科技学院电气与信息工程学院计算机系
4.1信息安全概述
信息安全的概念 网络黑客及网络攻防 防火墙技术
August 22, 2010
重庆科技学院电气与信息工程学院计算机系
4.1.1信息安全的概念
4.2计算机病毒
4.2.1 计算机病毒的定义及特点
(1)计算机病毒的定义 病毒指“编制或者在计算机程序中插 入的破坏计算机功能或者破坏数据, 影响计算机使用并且能够自我复制 的一组计算机指令或者程序代码” (2)计算机病毒的特点 具有传染性、 潜伏性、寄生性、隐 蔽性、破坏性、可触发性等特点
信息安全数学基础(概率论)PPT幻灯片PPT
lim P[ n p ] 1 n n
贝努里大数定理(续)
定理(辛钦大数定理)设随机变量 1,,n 独立同分布,且具有数学期望 E(i ) , i 1,2, ,则
由定义,显然D(ξ) ≥0;当ξ的可能取值集中在E(ξ)附近时, D(ξ)较小;否则D(ξ)较大。 可见,方差大小反映了ξ与E(ξ)的偏离程度(或取值的分散 程度)。 2021/5/13
方差的计算
(1 )D ()E ()2(E ())2 (2 )D ( ) = E ( E ())2 (xiE ())2p i,其 中 p iP { xi}
设 是 一 随 机 变 量 , 若 E ( E ( ) ) 2 , 则 称 E ( E ( ) ) 2 为 随 机 变 量 的 方 差 , 记 为 : D ( ) 。
即 : D ()= E(E ())2
而 称 D ( ) 为 的 标 准 差 ( 或 均 方 差 ) , 记 为 : ()
使 D(i ) C i 1,2,,则对任意的 0 ,有
lim P{
n
1 n
n i 1
i
1 n
n i1
E( i
)
} 0
证明:由切比雪夫不等式知: 0, 有:
n
0 P{ 1
n
n
i
i 1
1 n
n i 1
E(i )
} 1 2
D( 1 n
n
i)
i 1
D i
i 1
n2 2
nC n2 2
例如,抛掷一枚硬币的试验就属于贝努里试验。
假设在任何一次试验中:P[“成功”]=p,P[“失
败”]=1-p
那么:
P[n次试验中有k次为“成功”]= kn
第4章二次同余方程
第4章 二次同余方程
实例
《信息安全数学基础》 第4章
*** 信息安全工程学院 ***
引子
《信息安全数学基础》 第4章
*** 信息安全工程学院 ***
引子
《信息安全数学基础》 第4章
*** 信息安全工程学院 ***
平方剩余-定义
《信息安全数学基础》 第4章
*** 信息安全工程学院 ***
《信息安全数学基础》 第4章
《信息安全数学基础》 第4章
*** 信息安全工程学院 ***
欧拉判别法
《信息安全数学基础》 第4章
*** 信息安全工程学院 ***
勒让得符号-性质
《信息安全数学基础》 第4章
*** 信息安全工程学院 ***
勒让得符号-性质
《信息安全数学基础》 第4章
*** 信息安全工程学院 ***
勒让得符号-性质
《信息安全数学基础》 第4章
*** 信息安全工程学院 ***
勒让得符号-例题
《信息安全数学基础》 第4章
*** 信息安全工程学院 ***
勒让得符号-例题
《信息安全数学基础》 第4章
*** 信息安全工程学院 ***
4.3 扩展阅读
《信息安全数学基础》 第4章
*** 信息安全工程学院 ***
《信息安全数学基础》 第4章
《信息安全数学基础》 第4章 *** 信息安全工程学院 ***
二次互反律-例题
《信息安全数学基础》 第4章
*** 信息安全工程学院 ***
二次互反律-例题
《信息安全数学基础》 第4章
*** 信息安全工程学院 ***
勒让得符号-例题
《信息安全数学基础》 第4章
*** 信息安全工程学院 ***
实例
《信息安全数学基础》 第4章
*** 信息安全工程学院 ***
引子
《信息安全数学基础》 第4章
*** 信息安全工程学院 ***
引子
《信息安全数学基础》 第4章
*** 信息安全工程学院 ***
平方剩余-定义
《信息安全数学基础》 第4章
*** 信息安全工程学院 ***
《信息安全数学基础》 第4章
《信息安全数学基础》 第4章
*** 信息安全工程学院 ***
欧拉判别法
《信息安全数学基础》 第4章
*** 信息安全工程学院 ***
勒让得符号-性质
《信息安全数学基础》 第4章
*** 信息安全工程学院 ***
勒让得符号-性质
《信息安全数学基础》 第4章
*** 信息安全工程学院 ***
勒让得符号-性质
《信息安全数学基础》 第4章
*** 信息安全工程学院 ***
勒让得符号-例题
《信息安全数学基础》 第4章
*** 信息安全工程学院 ***
勒让得符号-例题
《信息安全数学基础》 第4章
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4.3 扩展阅读
《信息安全数学基础》 第4章
*** 信息安全工程学院 ***
《信息安全数学基础》 第4章
《信息安全数学基础》 第4章 *** 信息安全工程学院 ***
二次互反律-例题
《信息安全数学基础》 第4章
*** 信息安全工程学院 ***
二次互反律-例题
《信息安全数学基础》 第4章
*** 信息安全工程学院 ***
勒让得符号-例题
《信息安全数学基础》 第4章
*** 信息安全工程学院 ***
信息安全数学基础
信息安全数学基础
韩琦
计算机科学与技术学院
9 / 66
近世代数
群
举例
例 (希尔密码) 在希尔密码(Hill Cipher)中加密变换为 (������1 ������2 · · · ������������ ) = (������1 ������2 · · · ������������ )������ ������������������ 26 这里密钥������ ∈ ������������������ (������26 ), ������������ , ������������ ∈ ������26 , ������26 = {0, 1, · · · , 25},������������ 为明 文,������������ 为密文,式1.1右边的行向量(������1 , ������2 , · · · , ������������ )与矩阵������ 乘是先进行 通常的实数行向量与实数矩阵乘再对所得行向量的每一分量取模26。 加密过程 字母������������ · · · ������分别对应0, 1, · · · , 25,加密前先将明文字母串变换为������26 上 的数字串,然后再按上述表达式每次������个数字的将明文数字串变换为密 文数字串,最后将密文数字串变换为密文字母串。
1
当生成元������是无限阶元素时,则������称为无限阶循环群。 如果������的阶为������,即������������ = 1,那么这 时������ =< ������ >=< 1, ������, ������2 , · · · , ������������−1 >,则������称为由������所生成的������阶循 环群,注意此时1, ������, ������2 , · · · , ������������−1 两两不同。
《数学与信息安全》课件
研究私钥密码算法的安全性,讨论密码分析 的技术和应对方法。
数字签名与证书
剖析数字签名的安全性,介绍数字证书的作 用和应用场景。
SSL/TLS和安全通信
SSL/TLS加密机制
中间人攻击和风险
随机数生成器
详解SSL/TLS的加密和认证机 制,提供安全通信的技术保障。
探讨中间人攻击的风险,分析 避免中间人攻击的方法与策略。
量子密码学与安全通信
量子密码学 信息安全基础
探索量子密码学的基本原理和发展现状,展望 未来的安全通信技术。
剖析网络安全中的数学基础,如离散对数、椭 圆曲线等。
揭示随机数生成器的原理和作 用,保障密码学系统的随机性。
矩阵论和网络安全
1 矩阵论在密码学中
的应用
2 多重密码学算法
介绍多重密码学算法的
探索矩阵论在信息安全
概念和设计原则,提高
中的应用,剖析其在密
信息安全的可靠性。
码算法设计中的重要性。
3 数学模型在信息安
Байду номын сангаас全中的使用
揭示数学模型在信息安 全中的重要性及其应用, 为信息安全提供有效的 工具。
《数学与信息安全》PPT 课件
数学在信息安全中扮演着重要角色。本课程将介绍数学与信息安全的关系, 跨越密码学基础知识,并深入教授密码学原理及其应用。
密码学基础
非对称密码学
探索公钥密码算法及其安全性,解读数论在 密码学中的应用。
哈希函数
深入探讨密码学中的哈希函数,揭示其在信 息安全中的重要性。
私钥密码学
数字签名与证书
剖析数字签名的安全性,介绍数字证书的作 用和应用场景。
SSL/TLS和安全通信
SSL/TLS加密机制
中间人攻击和风险
随机数生成器
详解SSL/TLS的加密和认证机 制,提供安全通信的技术保障。
探讨中间人攻击的风险,分析 避免中间人攻击的方法与策略。
量子密码学与安全通信
量子密码学 信息安全基础
探索量子密码学的基本原理和发展现状,展望 未来的安全通信技术。
剖析网络安全中的数学基础,如离散对数、椭 圆曲线等。
揭示随机数生成器的原理和作 用,保障密码学系统的随机性。
矩阵论和网络安全
1 矩阵论在密码学中
的应用
2 多重密码学算法
介绍多重密码学算法的
探索矩阵论在信息安全
概念和设计原则,提高
中的应用,剖析其在密
信息安全的可靠性。
码算法设计中的重要性。
3 数学模型在信息安
Байду номын сангаас全中的使用
揭示数学模型在信息安 全中的重要性及其应用, 为信息安全提供有效的 工具。
《数学与信息安全》PPT 课件
数学在信息安全中扮演着重要角色。本课程将介绍数学与信息安全的关系, 跨越密码学基础知识,并深入教授密码学原理及其应用。
密码学基础
非对称密码学
探索公钥密码算法及其安全性,解读数论在 密码学中的应用。
哈希函数
深入探讨密码学中的哈希函数,揭示其在信 息安全中的重要性。
私钥密码学
信息安全数学基础(武汉大学)第四章
2. 计算 α ≡ gϕ (m) q (mod m) ; 3. 返回 α 值。
2010-05-19
西南交通大学信息科学与技术学院
34
第4章 原 根
4.1 指数及其基本性质 4.2 原根及其计算 4.3 指标及 n 次剩余
2010-05-19
西南交通大学信息科学与技术学院
35
指标的定义:
设 m > 1 是正整数,g 是模 m 的一个原根,
信息安全数学基础
Mathematics Fundamentals of Information Security
张文芳
西南交通大学 信息科学与技术学院
E-mail: wfzhang@
第4章 原 根
2010-05-19
西南交通大学信息科学与技术学院
2
第4章 原 根
(8) 若 n | m,则 ordn(a) | ordm(a)
2010-05-19
西南交通大学信息科学与技术学院
15
例4:求 52 模 17 的指数 ord17(52)。
2010-05-19
西南交通大学信息科学与技术学院
16
例5:求出模 17 的所有原根。
2010-05-19
西南交通大学信息科学与技术学院
西南交通大学信息科学与技术学院
6
结论:
(1) 对任意的模数 m ,ordm(1) = 1;
(2) 如果模大于 2,则 1 一定不是它的原根; (3) 不是所有的模数都有原根; (4) 一个模如果有原根,原根不一定是唯一的。
2010-05-19
西南交通大学信息科学与技术学院
7
定理 4-1:
设 m > 1 是整数,a 是与 m 互素的正整数,则 存在整数 d,使得
2010-05-19
西南交通大学信息科学与技术学院
34
第4章 原 根
4.1 指数及其基本性质 4.2 原根及其计算 4.3 指标及 n 次剩余
2010-05-19
西南交通大学信息科学与技术学院
35
指标的定义:
设 m > 1 是正整数,g 是模 m 的一个原根,
信息安全数学基础
Mathematics Fundamentals of Information Security
张文芳
西南交通大学 信息科学与技术学院
E-mail: wfzhang@
第4章 原 根
2010-05-19
西南交通大学信息科学与技术学院
2
第4章 原 根
(8) 若 n | m,则 ordn(a) | ordm(a)
2010-05-19
西南交通大学信息科学与技术学院
15
例4:求 52 模 17 的指数 ord17(52)。
2010-05-19
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16
例5:求出模 17 的所有原根。
2010-05-19
西南交通大学信息科学与技术学院
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6
结论:
(1) 对任意的模数 m ,ordm(1) = 1;
(2) 如果模大于 2,则 1 一定不是它的原根; (3) 不是所有的模数都有原根; (4) 一个模如果有原根,原根不一定是唯一的。
2010-05-19
西南交通大学信息科学与技术学院
7
定理 4-1:
设 m > 1 是整数,a 是与 m 互素的正整数,则 存在整数 d,使得
信息安全数学基础(课堂PPT)
a bq
成立,则称b整除a或者a被b整除,记作b | a. 此时q可 写成a / b或 a .
b 如果b | a, 则b叫做a的因数, 而a叫做b的倍数.
如果b不能整除a,则记作b | a.
2020/4/24
计算机科学与技术学院
14
注 : (1) 当b遍历整数a的所有因数时, b也遍历整数 a的所有因数.
这是不可能的.故素数有无穷多个.
2020/4/24
计算机科学与技术学院
30
三、欧几里得除法(带余除法)
定理9 (欧几里得除法) 设a, b是两个整数,其 中b 0,则存在唯一的整数 q, r,使得
a = bq + r, 0 r b
其中q叫做a被b除所得的不完全商, r叫做a被b除所 得的余数.
P. Samuel 著 ✓“Primality and Cryptography”E. Kranakis 著 ✓《椭圆曲线密码学导论》张焕国 等译
2
计
4
课件邮箱
邮箱:infosecmath@ 密码:123456
2
计
5
信息安全数学基础
第1章:整数的可除性
2
计
6
整数论是研究整数的学科
2020/4/24
计算机科学与技术学院
9
素数的数目是有限多还是无穷多?
➢ 有了研究的对象集合,再建立对象集合上的运算。
✓一些乘法的经验表明,有些数是一些比1大的其 它数的乘积
✓而有些数,就没有这种性质----质数(素数)
✓在欧几里德的《原本》中,已经有一个简单而巧 妙的推理能够得出结论:质数无穷多
存在整数n1 ,使得 n pn1 1 p n1 n
因此 p2 n, 故 p n.
信息安全数学第四章 二次同余式与平方剩余
4.1二次剩余与二次非剩余
定理3-2
在模p的缩系1,2,…,p-1中. 有(p-1)/2个模p的二 次剩余和(p-1)/2个模p的二次非剩余, 且: 12,22,…,((p-1)/2)2 是模p一缩系中的全部二次剩余
思路:r是解,则p-r也是,所以必有一解满足1≤x≤(p1)/2;再证这个范围的(p-1)/2个数d的平方两两不同余, 所以有(p-1)/2个模p的二次剩余, 从而模p的二次非剩 余也有: (p-1)-(p-1)/2=(p-1)/2 个.
性质3-1 ④ 若p是奇素数,则
2 p
1 ( p2 1) / 8
思路:在高斯引理中, 令a=2, 则:
2,2·2,2·3,…,3,(p-1)/2·2
已在1与p之间, 令计算满足p/2<2k<p,有p/4<k<p/2的k个数
则:m
p 2
p 4
高斯(gauss)引理
现ri要+s证j0这(m(po-1d)/p2).个数各不相同,只需证ri=p-sj,若ri=p-sj, 则
又于因(为p-r1i)/ta2(的m两od个p正),整sj数u.a于(m是o,d(t+p)u, )其a中(mt和odu是p)小. 因于为或, 等
(a,p)=1, 所以(t+u)0(mod p), 这是不可能的, 因为
(1≤i≤k, 1≤j≤m), 因此得:
p2 1
1
1 2 ( p 1) R mp S
8
2
又
p2
1a
( p1) / 2
ka
8
k 1
信息安全数学基础(概率论)PPT幻灯片
5
6
7
概率论基础(续)
定义(概率的经典定义)假设一个实验可以从样 本空间Ω中等概率产生一个样本。若随机事件A包 含了m个样本,则量m/n称为事件A在n次试验中 发生的概率,记作P [A],即:
P[A]=m/n
2020/10/3
8
概率论基础(续)
定义(概率的统计定义)相同条件下重复进行的n 次试验中, 事件A发生的频率稳定地在某一常数p 附近摆动, 且随n越大摆动幅度越小, 则称p为事件 A的概率, 记作P[A]。 即:
定义(分布函数)
设 是 上的随机变量,对 x
R,
称:
F (x) = P{ x}为 的分布函数。
2020/10/3
17
随机变量及其分布(续)
离散型随机变量的分布函数F(X)定义为 :
F(x)P {x}p{xi} i:xix
因此ξ的分布列也完全刻画了离散型随机变量取值的规律。这样,对于离 散型随机变量,只要知道它的一切可能取值和取这些值的概率,也就是说 知道了它的分布,也就掌握了这个离散型随机变量的统计规律。
2020/10/3
13
随机变量及其分布
一般地,如果为某个随机事件,则对于某次试验, 要么发生,要么不发生,因此试验结果总可以用 以下示性函数来表示:
1 A发生 1A 0 A不发生
这就说明,不管随机试验的结果是否具有数量的 性质,都可以建立一个样本空间和实数空间的对 应关系,从而使得随机试验与数值发生联系,以 便更好地研究随机试验的结果。
重言,重行,重貌,重好 (言重则有法,行重则有德, 貌重则有威,好重则有观 )
学者言行貌好皆须学其庄重
2020/10/3
2
第2章 信息安全数学基础(概率论) 概率论基础 随机变量及其分布 概率论中的几个定理 网络与信息安全中的概率论方法 总结
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如, 1与4是模5的平方剩余,2与3是模5的平方非剩余,
所以有
(1) 1, (2) 1, ( 3) 1, (4) 1,(5) 0.
5
5
5
5
5
11
4.5 二次剩余-勒让德符号(1)(n)
n
p1 2
(mod
p);
p
1
1
p1
(2) ( ) 1, ( ) (1) 2 ;
p
p
(3)
a
a1(mod
p)
(
a p
)
(
a1 p
);
(4) ( a1a2 an ) ( a1 )( a2 ) ( an );
p
pp p
ab2 a (5) ( ) ( ), p b.
pp
12
4.5 二次剩余-勒让德符号
例: 求( 20 )与( 2) 37
( 20)
225 ()
(5)
51
1(mod 3)
3 33
2 7
通过引入勒让德符号, 本节给出了较方便的判别 方法。
阿德昂·利·埃·勒 让德(公元1752─公 元1833),法国数学 家
10
4.5 二次剩余-勒让德符号
定理4.53 给定奇素数p, 对于整数n, 定义Legendre符号为
0, p n;
(
n p
)
1, n是p的平方剩余;
1,n是p的平方非剩余.
111
111
而 (1) 2 1(mod11); 2 2 1(mod11);
111
111
111
(3) 2 (4) 2 (5) 2 1(mod11);
∴ 模11的平方剩余为1,-2,3,4,5;
平方非剩余为-1,2,-3,-4,-5.
9
4.5 二次剩余-勒让德符号
利用欧拉判别条件虽然 可以判定 x2 a (mod p)的 解的存在性,但对较大的 质数模,实际运用很困难。
第四章 整除与同余
一 整数的整除 二 不定方程 三 整数的同余 四 同余方程求解 五 二次剩余
1
4.5 二次剩余-平方剩余
➢ 一般二次同余式的一般形式为 ax2 bx c 0 (mod m)。
该同余式可以化简为 x2 a(mod m),(a, m) 1
例.化简同余方程5x2 12x 3 0(mod 27)
且有:1 12(mod 7);2 32(mod 7);3 22(mod 7).
7
4.5 二次剩余-平方剩余判别
定理4.52 (欧拉判别条件) 若 (a, p) = 1,则 (1) a是模p的二次剩余的充要条件是
p1
a 2 1(mod p) (2) (2)a是模p的二次非剩余的充要条件是
p1
就是模p的简化剩余类中的全部二次剩余。
2
6
4.5 二次剩余-平方剩余判别
定理4.51 模p的简化系中,二次剩余与二次非剩余的
个数都是 p 1; 且模p的每个二次剩余与且仅与数列 2
12,22,, ( p 1)2
(4)
2
中的一个数同余。
例:取p 7,则其简化系为1, 2, 3.
模7的平方剩余为1,2,-3; 平方非剩余为 -1,-2,3.
7不是11的平方剩余.
15
4.5 二次剩余-勒让德符号
例:令 p=12611434787871653471 。
欧拉判别:( 6 ) 6( p1)/2(mod p),
p
上述定理: (6)
(
2
)(
3
)
(1)(
p2 1)/8
(
(1)
p1 )/ 2
[
k 1
3k p
]
p pp
16
4.5 二次剩余-勒让德符号
2 7
72 1
(1) 8
1
2是7的平方剩余;
由
2 11
112 1
(1) 8
1
2不是11的平方剩余.
14
4.5 二次剩余-勒让德符号
例:取p 11, n 5.
l
[ ni ]
5 5i []
00112 4
i1 p i1 11
5是11的平方剩余;
例:取p 11, n 7.
l ni 5 7i [ ] [ ] 01123 7 i1 p i1 11
欧拉猜测下面定理成立,但未能证明:
定理4.55 (二次互反律) 设p与q是不同的两奇素数,则
( )( ) (
q
)
(1)
p1 q 1
2 2(
p),
p
q
即
q p
p
p1 q 1
(1) 2 2 .
q
例:p=12611434787871653471
( 6 ) ( 2 )( 3 ) (1)( p21)/8 (1)( ( p1)(31)/4 p )
3
4.5 二次剩余-平方剩余
例.求m 5,7,11的平方剩余和平方非剩余.
x(m 5)
1,4 2,3
x2的余数(m 5) 1
4
∴ 模5的平方剩余为1,4;平方非剩余为2,3.
4
4.5 二次剩余-平方剩余
x(m 7)
1,6 2,5 3,4
x2的余数(m 7) 1
4
2
∴ 模7的平方剩余为1,2,4; 平方非剩余为 6,5,3.
71
22
8
1(mod 7)
13
4.5 二次剩余-勒让德符号
定理4.54 下面的结论成立:
(1)
2 p
(1) p281;即
2 p
1, 1,
当p 当p
1(mod 8), 3(mod 8).
(2)
若n为奇数,(n,
p)
1,则
n p
(
l [ 1) i1
ni p
] ,其中l
p1. 2
例:由
a 2 1(mod p) (3)
8
4.5 二次剩余-平方剩余判别
例:x2 a(mod11)
取模11的一个简化系为1, 2, 3, 4, 5.
可以验证:11121
1(mod11);
111
(2) 2
1(mod11);
111
111
111
3 2 1(mod11); 4 2 1(mod11);5 2 1(mod11).
2
4.5 二次剩余-平方剩余
定理4.49 :设m 1是整数,a为整数,且(a, m) 1. 若 x2 a(mod m)有解,则a称为模m的平方剩余; 否则,称a为模m的平方非剩余。
例.求m 3的平方剩余和平方非剩余. 解:要使x2 a(mod 3)有解,且(a,3) 1. 只要求出x 2对模3的余数即可. 12 1(mod 3), 22 1(mod 3), ∴ 模3的平方剩余为1;平方非剩余为2(或-1).
x(m 11)
12 3 4 5
x2的余数(m 11) 1 4 2 5 3
∴ 模11的平方剩余为1,-2,3,4,5; 平方非剩余为-1,2,-3,-4,-5.
5
4.5 二次剩余-平方剩余判别
➢本节先讨论形如 x2 a(mod p), (a, p) 1, p为奇素数 (1)
的同余式的解。
定理4.50设p是奇素数 , 在模p的意义下,1, 22, , ( p 1)2