第8章中国剩余定理和RSA算法

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中国剩余定理(孙子定理)详解

中国剩余定理(孙子定理)详解

中国剩余定理(孙⼦定理)详解问题:今有物不知其数,三三数之剩⼆,五五数之剩三,七七数之剩⼆。

问物⼏何?简单点说就是,存在⼀个数x,除以3余2,除以5余三,除以7余⼆,然后求这个数。

上⾯给出了解法。

再明⽩这个解法的原理之前,需要先知道⼀下两个定理。

定理1:两个数相加,如果存在⼀个加数,不能被整数a整除,那么它们的和,就不能被整数a整除。

定理2:两数不能整除,若除数扩⼤(或缩⼩)了⼏倍,⽽被除数不变,则其商和余数也同时扩⼤(或缩⼩)相同的倍数(余数必⼩于除数)。

以上两个定理随便个例⼦即可证明!现给出求解该问题的具体步骤:1、求出最⼩公倍数lcm=3*5*7=1052、求各个数所对应的基础数(1)105÷3=3535÷3=11......2 //基础数35(2)105÷5=2121÷5=4 (1)定理2把1扩⼤3倍得到3,那么被除数也扩⼤3倍,得到21*3=63//基础数633、105÷7=1515÷7=2 (1)定理2把1扩⼤2倍得到2,那么被除数也扩⼤2倍,得到15*2=30//基础数30把得到的基础数加和(注意:基础数不⼀定就是正数)35+63+30=1284、减去最⼩公倍数lcm(在⽐最⼩公倍数⼤的情况下)x=128-105=23那么满⾜题意得最⼩的数就是23了。

⼀共有四个步骤。

下⾯详细解释每⼀步的原因。

(1)最⼩公倍数就不解释了,跳过(记住,这⾥讨论的都是两两互质的情况)(2)观察求每个数对应的基础数时候的步骤,⽐如第⼀个。

105÷3=35。

显然这个35是除了当前这个数不能整除以外都能够被其他数整除,就是其他数的最⼩公倍数。

相当于找到了最⼩的起始值,⽤它去除以3发现正好余2。

那么这个基础数就是35。

记住35的特征,可以整除其他数但是不能被3整除,并且余数是2。

体现的还不够明显,再看下5对应的基础数。

21是其他数的最⼩公倍数,但是不能被5整除,⽤21除以5得到的余数是1,⽽要求的数除以5应该是余1的。

中国剩余定理文章 -回复

中国剩余定理文章 -回复

中国剩余定理文章-回复中国剩余定理是一个数论中重要的定理,它被广泛应用于密码学、计算机科学以及通信等领域。

本文将以"中国剩余定理"为主题,详细介绍这一定理的含义、原理和应用。

一、引言中国剩余定理是古老而又精妙的数论问题之一。

它最早由我国古代数学家孙子所发现,被称为“孙子定理”。

孙子定理后来由中国数学家秦九韶进行了更加深入的研究和推广,因此也被称为“秦九韶定理”。

后来,西方的数学家们将其命名为中国剩余定理。

中国剩余定理是一个非常重要的数论定理,它解决了模运算中的一类复杂问题,并得到了广泛的应用。

二、数论的基本概念在介绍中国剩余定理之前,我们先了解一些基本的数论概念。

在数论中,我们经常碰到关于求余数的问题。

例如,当我们把一个数除以3时,有可能余数是0、1或2。

这种情况下,我们可以用数学符号表示为a ≡b (mod n),其中a是被除数,b是余数,n是模数。

如果两个数满足这个关系,我们称它们是模n同余的。

三、中国剩余定理的原理中国剩余定理是一种基于同余关系的数论定理,它可以用来解决模n同余的问题。

具体而言,中国剩余定理告诉我们,如果给定了一组两两互质的模数,那么可以通过求解模数的一组同余方程来得到原方程的解。

换句话说,中国剩余定理帮助我们将原问题转化为一组相对简单的方程。

四、中国剩余定理的应用中国剩余定理在密码学和计算机科学中得到了广泛应用。

例如,在RSA 公钥加密算法中,中国剩余定理被用来加速密钥生成和解密过程。

在RSA 算法中,需要对大素数进行模n同余的计算,中国剩余定理的应用大大提高了计算效率。

此外,中国剩余定理还被用于解决模运算的扩展问题。

例如,我们可以利用中国剩余定理来求解模4、模3和模5的同余式,并得到一组解,用于解决一些问题。

中国剩余定理的应用不仅仅限于数论领域,在通信技术、电路设计等方面也有重要的应用。

五、范例让我们通过一个简单的例子来进一步理解中国剩余定理的应用。

中国剩余定理知识点总结

中国剩余定理知识点总结

中国剩余定理知识点总结在初等数论中,我们经常会遇到形如x ≡ a1 (mod m1)x ≡ a2 (mod m2)...x ≡ an (mod mn)的线性同余方程组,其中ai和mi都是整数,m1, m2, ..., mn是两两互质的正整数。

中国剩余定理就是解决这类问题的重要方法。

下面我们来详细介绍一下中国剩余定理的一些基本知识点。

1. 中国剩余定理的表述中国剩余定理可以用如下的形式来表述:对于给定的两两互质的正整数m1, m2, ..., mn,以及任意的整数a1, a2, ..., an,中国剩余定理断言,存在一个解x,使得对于所有的i=1,2,...,n,都有x≡ai(mod mi)。

这个解x是唯一存在的,并且可以用下面的形式来表示:x = a + tM其中a是通解,t是任意整数,M是m1, m2, ..., mn的最小公倍数,即M=lcm(m1, m2, ..., mn)。

2. 中国剩余定理的应用在数论和密码学等领域中,中国剩余定理有着广泛的应用。

例如,可以利用中国剩余定理来解决一些测定一些重要的数学问题,如幂模运算、循环小数、素数和因数分解等问题。

在密码学中,中国剩余定理也被广泛应用。

例如在RSA公钥密码系统中,中国剩余定理能够加速大数的幂模运算,从而大大提高RSA的加密和解密速度。

3. 中国剩余定理的证明中国剩余定理的证明是通过数学归纳法来完成的。

首先我们可以证明当n=2时定理成立,然后利用数学归纳法来证明对于任意n都成立。

具体来说,我们首先假设对于n=k(k≥2)时定理成立,即对于任意的m1, m2, ..., mk,以及任意的整数a1, a2, ..., ak,能够找到一个解x使得x≡ai(mod mi)。

然后我们来考察下一个情况,即n=k+1时定理成立。

我们可以利用n=k时的结果来构造一个新的解x',然后利用一些数论知识来证明x'也满足n=k+1时的情况。

通过这样的数学归纳法的证明,我们可以得出中国剩余定理的正确性。

中国剩余定理ppt

中国剩余定理ppt

m = n / w[i];
d = extended_euclid(w[i], m, x, y);
ret = (ret + y*m*b[i]) % n;
}
return (n + ret%n) % n;
}
模板:最大公约数
int gcd(int a,int b) {
if(0 == a )
return b;
int flag;
while (scanf ("%I64d", &n) != EOF){
scanf ("%I64d%I64d", &m1, &a1);
n--; flag = 0;
while (n--) {
scanf ("%I64d%I64d", &m2, &a2);
d = exGcd (m1, m2, x, y);
e==-1 && d==-1)){
j++;
k=(p*5544+e*14421+i*1288-d+21252)%21252;
if(k>0)
printf("Case %d: the next triple peak occurs in %d days、
\n",j,k);
else
printf("Case %d: the next triple peak occurs in 21252 days、
一些关于中国剩余定理得定理:
定理2:二数不能整除,若被除数扩大(或缩小) 了几倍,而除数不变,则其余数也同时扩大(或 缩小)相同得倍数(余数必小于除数)。

中国剩余定理加速解密RSA算法

中国剩余定理加速解密RSA算法

中国剩余定理加速解密RSA算法题⽬:已知n=3026533,利⽤中国剩余定理加速解密算法,设解密指数d=234577,密⽂c=152702,求明⽂m。

求解过程:1.将n进⾏素分解,算法及C++程序如下:#include <iostream>using namespace std;int main(){int n = 3026533;int i;for (i = 2; i <= 1800; i ++) //n开⽅约1740if (n % i == 0) {cout << i << "and" << n/i <<endl;}}得到n的素分解为:n=1511*20032.由中国剩余定理的加速算法,分别求出相关参数如下:n = p*q p = 1511 q = 2003Φ(n) = (p-1)*(q-1) = 3023020c1 ≡ c mod p ≡ 152702 mod 1511 = 91c2 ≡ c mod q ≡ 152702 mod 2003 = 474d1 ≡ d mod (p-1) ≡ 234577 mod 1510 = 527d2 ≡ d mod (q-1) ≡ 234577 mod 2002 = 3433.利⽤平⽅乘算法,计算m1,m2由m1≡c1^d1 mod p, m2≡c2^d2 mod q,即计算m1≡91^527 mod 1511; m2≡474^343 mod 2003求解算法和C++程序如下:int main(int m,int a,int r)//求m^a mod r{cout << "Input a,b,c,please:" << endl;cin >> a >> m >> r;int b[30],length = 0; //2003以下的⼆进制表⽰30位⾜够int c = 1; //把c初始化为1do //将a转化为⼆进制表⽰{b[length++] = a % 2;a = a / 2;}while (a != 0);while (length >= 0){c = (c * c) % r; //逐位将c^2 mod r赋值给cif (b[length] == 1){c = (c * m) % r; //置为1的位将c*m mod r赋值给c}length --;}return c;}输出结果为:m1 = 1074, m2 = 18194.由中国剩余定理解⽅程组,得到m其中yi=Mi^-1 mod mi因Mi为素数可同理由平⽅乘算法求出相应的逆元:y1 = 2003^2001 mod 1511 = 777y2 = 1511^1509 mod 2003 = 973套⽤中国剩余定理的求解公式得出m = 1074*2003*777 + 1819*1511*973 mod 3026533 = 2723896 mod 3026533即结果。

中国剩余定理计算过程

中国剩余定理计算过程

中国剩余定理计算过程摘要:一、引言二、中国剩余定理的概念和背景三、中国剩余定理的算法实现四、中国剩余定理的应用案例五、结论正文:一、引言中国剩余定理,又称孙子定理,是我国古代数学家孙子所提出的一个数学定理。

这个定理在现代数学领域有着广泛的应用,特别是在数论、代数和密码学等方面有着重要的地位。

本文将介绍中国剩余定理的计算过程及其应用案例。

二、中国剩余定理的概念和背景中国剩余定理是关于同余方程组的一个定理。

同余方程组是指由多个同余方程组成的方程组,例如:x ≡ a (mod m)、x ≡ b (mod n)、x ≡ c (mod p) 等。

在这个方程组中,解的存在性和解的数量是该定理研究的重点。

中国剩余定理的表述为:设m1、m2、m3、...、mk 为两两互质的正整数,a1、a2、a3、...、ak 为整数,则同余方程组:x ≡ a1 (mod m1), x ≡ a2 (mod m2), x ≡ a3 (mod m3),..., x ≡ ak (mod mk)必有解,且解的数量为m1 × m2 ×...× mk。

三、中国剩余定理的算法实现中国剩余定理的算法实现有多种方法,其中较为常见的方法是基于miracl 大数运算库和PARI/GMP 软件。

以下分别简要介绍这两种方法:1.基于miracl 大数运算库的方法:miracl 是一个用于大数计算的C 语言库,可以方便地处理非常大整数。

利用miracl 实现中国剩余定理的算法过程如下:(1)读入文本文件中的数据,得到同余方程组的系数;(2)判断正整数是否两两互素,是则进行下一步,否则跳出;(3)利用扩展欧几里得算法求解同余方程组;(4)输出解。

2.基于PARI/GMP 软件的方法:PARI 是一个免费的数学软件,内置了高性能的数值计算库GMP。

使用PARI/GMP 实现中国剩余定理的算法过程如下:(1)打开PARI 软件,输入"pari" 进入PARI 交互式环境;(2)输入"gmpmode(1)",开启GMP 模式;(3)读入文本文件中的数据,得到同余方程组的系数;(4)使用PARI/GMP 提供的函数求解同余方程组;(5)输出解。

中国剩余定理

中国剩余定理

唐蓉
数学与统计学院
2009 级
业 数学与应用数学 (师范)
222009323012023
包小敏
爵午玲煎捐饮很胆素拼虏胚健眼掌曳讨卿啥刺侈柄随铜释泛奸床京郎雁消于横采撂漏淀蹲字讳痔纲狰疗居厌饶姚钵盲捕卞写删遍挫冬屠位司罐馋呻络诈镊捶涉廖箱划矩立畔梢缄堪腥冬尝王均撼琐谩雍铭豹惶蜜狐慈襄霹恋凭筷酌紊椒稼佰桑簧点碘赏丸晰兑淑霉磷鱼州金捣惠窒翔联绣丑索钡阮豁亲佃伐地孪炕破藩谢镀持甄吩喳淑毙瓶输某煎锐煽诫己网览属汀膳禽挡糟麦谭吞勤浊隙在滥管告解厌寝铂绒巧狰彝敞呕届径聪常壮姥植捐保嫂刻捉崖箕硒话殆坑桔仟匹登恭络譬隶潦芋悉跨珐亥愿溃项燎略爬钾查釉肋酶瓦币徒癸酝烯宁噬宙剩若栽拼仲肄授七溺赘超囤搔贫敞刺轻咨绅拖忠捷追习中国剩余定理硼悯骡视引柜拙掉门猖泉班拔辉弦膳浩朔嵌棒八沁酋妮浪敦讽派央狱阔瘟今亲婶桓坎职牧倡洲道茎甘夜漓饯闽谈兼圾把饿羹涯晕剃扮秩谆莎堂梦月甩鹿绷肖绍端讯韧进吃辨占孩钞篙编嘴魂赞撩蛀蠢挂氯鸥霸棵禁窗注灌瑶窍漫疹柒缅千哨辩漆曲任悔睦淑噬醇传顽蔡缅丝策瞎叫捶轮丑开葛沦鹅唉燃找壹霜夫杭磊压氨缮衷阜洼糯尊囚肌蚕柬娠坡镜权素按驱坟厂斥隙臀淳荒着评詹烹于服绒助烽毁蹄札磊扒厂功苑澈贬呵聊涛萤抄红涣扳驶米绽冬添经才柒孕聂犊浊纯鹏祷昔倍旗嗡硒咕术寸搬普与循帕沪纶匣浊蓖仇需胀椭曙施铰拣钾傈馋说匿桩碟椒臆拾翼汕埠勉顺同践峙宝啦顿勾觅菱们羔谁中国剩余定理孜政针笼趴醉殉柞疙竿昂迫运殃富证辣炙粒弟伪馋管味淘啡枚翠找惩蛰细均拎褂牟俗田愤坊腾策痴瞥备镊洲双宽偶法装雹王幕暮届瘟偏鹅糠三柏耿淤僚傣弛弱颧羞碎透钳恿呕涉扎隆妒箱蚌循度摊袜毛奏岂鸿皑翟舶兔篆囤捅华赎召嘲铃锐嫌未口纹菱撬燕筷林艾站恤碴辙署善沾看入卧依唾拇崭附腕拖酝舔囤霜拓膊妮急遁兴黑频筐燕撩撮适祸苗僧溢犬趴思栅旦埠菇酉媒巍拭没脓狡巳班茄吧师墩推耿膛羹剥豪狂撤使馅赵句衬虽惶腥冻汉堤钱衣酷哆绘陵稳河炔毖钥绦淘娥凡庆吵宿巫多迫躇恍糖囤迁管鸥谅曙慕毛弟酥哇希懊障硅赋谚酥切铺噬钙湛豆正修旬视颜搀衰班堤足洒妮驳越滥瘁羔乒

第8章中国剩余定理和RSA算法

第8章中国剩余定理和RSA算法
8.4中国剩余定理
8.4中国剩余定理
定理1-10中国剩余定理 (CRT:Chinese Remainder Theorem) 设m1,m2,…,mk是两两互素的正整数,即: (mi,mj)=1,i≠j,i, j=1,2,…,k,则同余方 程组:
X≡b1 mod m1 X≡b2 mod m2 …… X≡bk mod mk


但Diffie-Hellman的开创性论文却引起了美国麻 省理工学院(MIT)的年青教授Ron Rivest对公 钥加密技术的极大兴趣,他下决心要开发一个 最终的公钥加密技术。于是他邀请两位同事Adi Shamirt和 Len Adleman一起来解决这个问题。 1977年,三人开发出了一个能够真正加密数据 的公钥加密算法,并于1978年在一篇题为“A Method for Obtaining Digital Signatures and Public Key Cryptosystems(获取数字签名和公钥 加密系统的方法)”中公开了这个算法,这就是 著名的RSA算法(以三位发明者名字的首字母 缩写命名)。 RSA先后被ISO、ITU、SWIFT等国际化标准组 织采用作为标准。
课后习题: 1.韩信点兵的故事。今有兵员不知其数,每五个数 之,剩下1人;每六个数之,剩下5人;每七人数 之,剩下4人;每十一人数之,剩下10人,问兵 员多少? *编写中国剩余定理算法程序。 2.什么是单向陷门函数? 3.P201 9.2 a, b 9.3
用数学方法攻击RSA的途径有以下三种: 分解n为两个素因子。这样就可以计算出φ(n)= (p-1)(q-1),从而可以确定 d≡e-1(mod φ(n))。 直接确定φ(n)而不先确定p和q。 直接确定d,而不先确定φ(n)。 对RSA的密码分析的讨论大都集中于第一种攻击 方法,即分解n。在选择RSA的n时,密钥大小在 1024至2048位范围内是合适的。

中国剩余定理在RSA算法中应用的 研究实验

中国剩余定理在RSA算法中应用的 研究实验

中国剩余定理在RSA算法中应用的研究实验摘要RSA算法中模数和运算效率之间一直存在矛盾,目前一些认证机构已采用模数为2 048 bit 的RSA 签名方法,这必然会影响签名效率。

中国剩余定理对于提高RSA算法的模幂乘运算效率有显著作用,被广泛地应用在加速私钥解密和签名的运算上。

在本文中,就中国剩余定理如何提高RSA算法的速度给出详细的描述。

但是,直接使用中国剩余定理是不安全的,容易受到出错攻击,本文介绍了出错攻击的方式,并提出了对抗出错攻击的随机小素数改进方法。

在此基础上,本文选取了一种四素数RSA算法进行阐述和简单实现,这种算法巧妙地利用了中国剩余定理将传统的RSA算法的速度提升了几倍。

关键词:RSA 、中国剩余定理、四素数、加密、信息安全目录中国剩余定理在RSA算法中应用的 (1)研究实验 (1)摘要 (1)第一章引言 (1)第二章RSA (2)2.1RSA密码算法 (2)2.2 RSA密码算法的实现步骤 (2)第三章中国剩余定理在RSA算法中的应用 (3)3.1中国剩余定理 (3)3.2 RSA 中CRT 的引入 (3)3.3使用中国剩余定理加速RSA算法效率的安全隐患分析 (4)3.4使用随机小素数改进中国剩余定理对抗出错攻击的方法 (5)第四章四素数RSA数字签名算法 (6)4.1 四素数RSA 算法基本原理 (6)4.2四素数RSA 算法在数字签名中的应用 (7)4.3 中国剩余定理的应用 (7)4.4算法对比 (8)第五章四素数RSA算法的简单实现 (9)5.1 密钥产生部分 (9)5.2 加密解密部分 (10)第六章总结 (13)参考文献 (14)第一章引言随着网络和通信技术的发展,在给人们带来益处的同时,也带来了安全隐患。

由于传输过程中存在数据被通信双方之外的第三方伪造或篡改的可能,通信双方无法验证数据来源,就很有可能出现一方抵赖的情况,此时就要求保证传输信息的不可否认性。

数字签名就是通信双方在网上交换信息时,基于公钥密码体制来防止伪造和欺骗的一种身份认证技术。

中国剩余定理的解题方法

中国剩余定理的解题方法

中国剩余定理的解题方法嘿,朋友们,今天咱们来唠唠中国剩余定理这个超有趣的东西。

这中国剩余定理啊,就像是一把神秘的数学钥匙,能打开好多看似复杂得像一团乱麻的锁呢。

想象一下,你面前有一堆不同的条件,就像一群性格各异的小动物。

比如说,有一个数除以3余1,除以5余3,除以7余2。

这就好比是这些小动物各自提出的特殊要求。

那咱第一步呢,得先找出那些能满足部分条件的数。

这就像是在一群小伙伴里先挑出能做特定事情的人。

对于除以3余1的数,咱们可以先找出像1、4、7这些数,它们就像是初选中的选手。

然后呢,对于除以5余3的数,也找出来一堆,像3、8、13之类的。

这就像是在另一个小圈子里找符合条件的家伙。

再对除以7余2的数也这么干。

接下来,这一步可有点像魔法哦。

我们要根据每个除数和其他除数的乘积来调整这些数。

比如说,对于除以3的情况,我们要考虑5和7的乘积35。

然后找到35除以3的余数,再想办法调整我们之前找到的那些除以3余1的数,让它们在满足除以3余1的同时,和35产生奇妙的联系。

这就像是给这些选手穿上特制的服装,让他们能在整体的规则里发挥更大的作用。

这个调整的过程就像是在给每个小动物找到它们在整个大队伍里的准确位置。

经过一番捣鼓之后,把这些调整好的数加起来。

这时候得到的数可能还不是我们最终想要的答案。

就像蛋糕还没烤好呢,我们可能需要减去3、5、7这几个除数的最小公倍数的若干倍。

这就像是把多余的装饰去掉,让答案变得刚刚好。

等我们做完这些,就像是从一个大杂烩里提炼出了最精华的部分,得到的那个数就是满足所有条件的神奇数字啦。

这中国剩余定理啊,虽然听起来有点绕,但是就像解开一个精心设计的谜题一样,当你最后找到答案的时候,那感觉就像是发现了隐藏在数学森林里的宝藏一样爽歪歪呢。

而且啊,这个定理在很多实际的数学问题里就像一个超级英雄一样,总能在关键时刻闪亮登场。

比如说在古代计算物品数量或者安排士兵队列之类的问题,它就像是一个智慧的军师,给出最准确的答案。

中国剩余定理的全部内容

中国剩余定理的全部内容

中国剩余定理的全部内容我们在此,把中国剩余定理说得清清楚楚,明明白白,方便教师教学,学生学习和理解。

该定理说穿了,是不需要证明的,是因为,每一个剩余数的存在都是必然的,唯一的。

理由如下:1、素数当A,B,C,D,…,H为不同的素数时,有:因它们为不同的素数,所以,它们之间是不能相互整除的。

自然数除以A的余数分为0,1,2,3,…,A-1,共A种不同的选择,除以其它素因子的余数也是一样,分别为B,C,D,…,H种不同的选择。

这些不同的余数按排列组合共为A*B*C*D*…*H种排列,即在除以素数A,B,C,D,…,H中各选择一个余数,为在A*B*C*D*…*H之内的一个具体的数,它们是一一对应的,必然存在的,所以,这是无需证明的。

例,某数为M,M/3余1,M/5余3,M/7余2,M/11余5,求M=?因为,M在3*5*7*11中是唯一的,所以,我们就采取计算唯一数的方法:(1)、满足除以11余5的数为等差数列5+11N,(2)、将5+11N取7项:5,16,27,38,49,60,71,只有16满足除以7余2,因11*7=77,得新等差数列16+77N,(3)、将16+77N取5项:16,93,170,247,324,只有93除以5余3,因77*5=385,得新等差数列93+385N,(4)、将93+385N取3项:93,478,863,得478为满足这些条件的数,因385*3=1155,即478+1155数列的所有项都满足这些条件。

2、单合数如果,前面所列的素因子中,不包括素数P,S,D,那么,不论是P,S,D,还是P的N次方,S的K次方,D的Z次方都不能被A,B,C,D,…,H整除,那么,自然数除以P的N次方的余数同样有P的N次方个不同的选择,除以S的K次方的余数同样有S的K次方个不同的选择,除以D的Z次方的余数同样D 的Z次方个不同的选择,同样按排列组合在A*B*C*D*…*H*(P的N次方)*(S 的K次方)*(D的Z次方)内,对除以A,B,C,D,…,H,P的N次方,S 的K次方,D的Z次方各选择一个余数,对应这之内的一个数,都是一一对应的,必然存在的。

中国剩余定理的证明过程

中国剩余定理的证明过程

中国剩余定理的证明过程中国剩余定理(Chinese Remainder Theorem,CRT)是一个数论定理,用于解决一组模同余方程的问题。

它的证明过程可以通过数学归纳法来进行。

首先,我们考虑一个非常简单的情况,即两个数$a_1$和$a_2$的模同余方程:$x ≡ a_1 (mod\, m_1)$$x ≡ a_2 (mod\, m_2)$假设$m_1$和$m_2$互质,我们可以用扩展欧几里得算法找到一组整数$s_1$和$s_2$,使得$s_1 \cdot m_1 + s_2 \cdot m_2 = 1$。

那么我们可以构造一个解$x = a_1 \cdot s_2 \cdot m_2 + a_2\cdot s_1 \cdot m_1$。

这个解使得$x ≡ a_1 \cdot s_2 \cdot m_2 + a_2 \cdot s_1 \cdot m_1 \equiv a_1 (mod\, m_1)$,因为$a_2 \cdot s_1 \cdot m_1 ≡ 0 (mod\, m_1)$;同时也满足$x ≡ a_1 \cdot s_2 \cdot m_2 + a_2 \cdot s_1 \cdot m_1 \equiv a_2 (mod\, m_2)$,因为$a_1 \cdot s_2 \cdot m_2 ≡ 0 (mod\, m_2)$。

接下来我们考虑一个更一般的情况,有$n$个模同余方程:$x ≡ a_1 (mod\, m_1)$$x ≡ a_2 (mod\, m_2)$...$x ≡ a_n (mod\, m_n)$其中$m_1,\, m_2,\, ..., \,m_n$互质。

我们可以通过多次使用上述简单情况的结论,逐步减少方程的个数。

首先,我们可以通过两个方程来构造一个新的方程组:$x_1 ≡ a_1 (mod\, m_1)$$x_1 ≡ a_2 (mod\, m_2)$$x_2 ≡ a_2 (mod\, m_2)$$x_2 ≡ a_3 (mod\, m_3)$...$x_{n-1} ≡ a_{n-1} (mod\, m_{n-1})$$x_{n-1} ≡ a_n (mod\, m_n)$通过这样的构造,我们可以将$n$个方程减少为$n-1$个方程。

中国剩余定理计算过程

中国剩余定理计算过程

中国剩余定理计算过程摘要:一、引言二、中国剩余定理的基本概念1.定义2.公式三、中国剩余定理的计算过程1.确定方程组2.求解模数3.计算解四、实例演示五、中国剩余定理的应用1.密码学2.编码理论3.计算机科学六、总结与展望正文:一、引言在中国古代数学中,剩余定理是一项重要的成果。

经过多年的发展,剩余定理逐渐演变为如今的中国剩余定理。

本文将介绍中国剩余定理的基本概念、计算过程以及应用,帮助读者更好地理解和掌握这一数学原理。

二、中国剩余定理的基本概念1.定义中国剩余定理是一种解决一组同余方程的方法。

给定一组整数a1,a2,...,an和一组正整数m1,m2,...,mn,求解以下同余方程组:x ≡ a1 (mod m1)x ≡ a2 (mod m2)...x ≡ an (mod mn)2.公式中国剩余定理提供了一种求解上述同余方程组的方法。

设M = m1 * m2 * ...* mn,N = m1 * m2 * ...* mi-1 * mi+1 * ...* mn,那么同余方程组的解可以表示为:x ≡ a1M (mod M)x ≡ a2N (mod N)...x ≡ an(M/N) (mod M/N)三、中国剩余定理的计算过程1.确定方程组给定一组同余方程,首先确定方程组的形式。

例如,以下方程组:x ≡ 2 (mod 3)x ≡ 5 (mod 7)x ≡ 1 (mod 8)2.求解模数计算方程组中各个模数的乘积M,即M = 3 * 7 * 8 = 166。

3.计算解根据中国剩余定理,求解方程组:x ≡ 2 * 166 (mod 166)x ≡ 5 * 23 (mod 166)x ≡ 1 * 21 (mod 166)得到解:x ≡ 332 (mod 166)x ≡ 115 (mod 166)x ≡ 21 (mod 166)四、实例演示以下是一个简单的实例,演示如何使用中国剩余定理求解同余方程组:方程组:x ≡ 3 (mod 5)x ≡ 7 (mod 8)1.确定方程组2.求解模数M = 5 * 8 = 403.计算解根据中国剩余定理,求解方程组:x ≡ 3 * 8 (mod 40)x ≡ 7 * 5 (mod 40)得到解:x ≡ 24 (mod 40)x ≡ 35 (mod 40)五、中国剩余定理的应用1.密码学中国剩余定理在密码学中具有广泛应用,如哈希锁、数字签名等。

中国剩余定理

中国剩余定理

中國剩餘定理台師大數學研究所碩士班研究生楊瓊茹一、前言在遊覽數學史這座寶山時,一幅幅數學風景呈現眼前,令人心曠神怡。

尤其是一些非常有趣的發現,總是帶給我們意外的驚喜!例如:中國《孫子算經》中的『物不知數』與義大利《算盤書》中的『一次同餘組』這兩者對比下的相似性,就是很值得進一步討論的問題。

在空間、時間差距甚大的場景下,它們竟有著『幾乎一致』的內容,其中是否有數學文化的交流?或者是歷史的巧合,是各自數學知識獨立的發展?甚至是否源於另一個數學文化?產生什麼影響?諸如這樣的問題,也往往引起數學史家的注意及興趣。

此外,我們也發現到其他相當具有特色的『物不知數』題型,例如數學詵歌、『翦管術』和『天算頌』。

在本篇文章的最後部分,我們嘗詴著將『物不知數』給予數學延拓。

對於『物不知數』和『一次同餘組』此種類型的問題,南宋秦九韶(1202-1261) 的一般化解法和德國數學家高斯(Gauss) 於1801年所發表的剩餘定理相同,因此,西方國家稱此類型的問題為『中國剩餘定理』(The Chinese Remainder Theorem)。

底下,我們將開始這趟數學之旅!二、文本對比首先,引述中國《孫子算經》中『物不知數』的文本內容:1今有物不知其數,三三數之賸二,五五數之賸三,七七數之賸二,問物幾何?答曰︰二十三術曰:三三數之賸二,置一百四十;五五數之賸三,置六十三;七七數之賸二,置三十。

并之得二百三十三。

以二百一十減之,即得。

凡三三數之賸一,則置七十,五五數之賸一,則置二十一,七七數之賸一,則置十五。

一百六以上,以一百五減之,即得。

再看《算盤書》中的『一次同餘組』︰2Let a contrived number be divided by 3, also by 5, also by 7; and ask each time what remains from each division. For each unity that remains from the division by 3, retain 70; for each unity that remains from the division by 5, retain 21; and for each unity that remains from the division by 7, retain 15. And as much as the number surpasses 105, subtract from it 105; and what remains to you is the contrived number. Example: suppose from the division by 3 the remainder is 2; for this you retain twice 70, or 140; from which you subtract 105, and 35 remains. From the division by 5, the remainder is 3; for which you retain three times 21, or 63, which you add to the above 35; you get 98; and from the division by 7, the remainder is 4, for which you retain four times 15, or 60; which you add to the above 98, and you get 158; from which you subtract 105, and thee remainder is 53, which is the contrived number.3面對這兩則文本,我們先嘗詴著用現代數學符號表示︰《孫子算經》的『物不知數』︰ N ≡2 (mod3)≡3 (mod5)≡2 (mod7)⇒N =70×2+21×3+15×2-105×2=23 ; 《算盤書》的『一次同餘組』︰ N ≡2 (mod3)≡3 (mod5)≡4 (mod7)⇒N =(70×2-105)+21×3+15×4-105=53 兩者共同都有的解題概念︰ N ≡1R (mod3)≡2R (mod5)≡3R (mod7)⇒N =70×1R +21×2R +15×3R -105T ,其中T 是使N 為最小正整數的數。

中国剩余定理 密码学

中国剩余定理 密码学

中国剩余定理密码学中国剩余定理在密码学中的应用作为一种古老但依然高效的计算方法,中国剩余定理更加地在现代密码学中发挥着重要的作用。

它是一种可以将复杂加密问题简化的方法,达到快速解密的目的。

而随着时代的变化,中国剩余定理的应用也变得更加广泛,下面我们来探讨一下它在密码学领域的应用。

一、背景知识中国剩余定理是古代中国的数学发明之一,由孙子算经中提出。

它的主要思路是:对于给定的一组互质的模数,以及它们的余数,可以通过中国剩余定理的方法,在不知道原始数据的情况下,快速地对数据进行解密。

这是一个很有用的方法,通常可以应用到密码学领域中,进行简化。

二、密码学应用1. RSA算法RSA算法是公钥密码学中最著名的算法之一,广泛应用于网络加密通信。

RSA算法的基本原理是,我们用一个相对较长的密钥对来加密我们的数据,而这个密钥对可以分为两部分,一是公钥(Public Key, PK),用来加密数据,另一为私钥(Private Key, SK),用来解密数据。

数据发送方只需事先知道接收方的公钥,就可以进行安全的加密操作,而且即使接收方的私钥泄露,也不会对数据的安全造成影响。

但是使用RSA算法时,我们需要进行大整数的计算,而中国剩余定理可以很好地优化这一计算。

2. 哈希算法哈希算法是一种将任意长度的消息转换为固定长度的消息摘要,通常应用于各类数字签名、数字证书等数字证据领域。

使用哈希算法可以保证数据的完整性和真实性,而中国剩余定理可以很好地加快哈希算法的计算。

3. 双线性对双线性对是一种非常有用的密码学构造,它有多种实际应用。

可以用于数字签名、数字证书、认证、加密等领域。

而对于这些应用来说,计算速度也是其中的一个关键因素。

而使用中国剩余定理可以帮助我们解决这一计算速度的问题。

三、总结在当今数字化的时代,保护数据的安全非常关键。

而在这一领域中,中国剩余定理作为一种高效、安全、优美的计算方法,具有着非常广泛的应用前景。

通过熟练掌握这一计算方法,我们可以更好地保证数据的安全和完整性,为我们的数字化时代注入更多的安全和便捷。

中国剩余定理

中国剩余定理

中国剩余定理中国剩余定理(Chinese Remainder Theorem)是一种数论中的重要定理,用于求解一类关于模数不互素的同余方程组。

该定理由中国古代数学家孙子(Sunzi)在《孙子算经》中首次提出,因此得名。

中国剩余定理的核心思想是将一个复杂的同余方程组转化为一组简单的同余方程,然后通过求解这些简单方程来得到原方程的解。

中国剩余定理的应用广泛,不仅在数论中有重要的地位,还在密码学、编码理论、计算机科学等领域中有着广泛的应用。

中国剩余定理的具体表述如下:设n1, n2, , nk为k个正整数,它们两两互素,即gcd(ni, nj) = 1 (i ≠ j)。

给定k个整数a1, a2, , ak,求解同余方程组:x ≡ a1 (mod n1) x ≡ a2 (mod n2) . x ≡ ak (mod nk)中国剩余定理告诉我们,如果k个正整数n1, n2, , nk两两互素,那么对于给定的任意k个整数a1, a2, , ak,上述同余方程组一定存在解,并且解唯一模n = n1 * n2 * , * nk。

具体的解可以通过如下步骤求得:1.计算N = n1 * n2 * . * nk。

2.对于每个i,计算Ni = N / ni。

3.对于每个i,计算Mi = Ni^(-1) mod ni,其中Ni^(-1)是Ni在模ni下的逆元。

4.计算x = (a1 * N1 * M1 + a2 * N2 * M2 + . + ak * Nk * Mk) mod N。

通过上述步骤,我们可以得到方程组的唯一解x,满足x ≡ ai (mod ni) (1 ≤ i ≤ k)。

中国剩余定理的证明较为复杂,可以利用数论中的一些基本定理和性质进行推导。

但无论是证明还是应用,中国剩余定理都是一个非常有用的工具。

在密码学中,中国剩余定理被广泛应用于RSA算法的加密和解密过程中,以提高计算效率。

在编码理论中,中国剩余定理可以用于设计纠错码,提高数据传输的可靠性。

一种基于中国剩余定理改进RSA算法的实现方法

一种基于中国剩余定理改进RSA算法的实现方法

一种基于中国剩余定理改进RSA算法的实现方法摘要:RSA加密算法是目前使用较多、安全性高的一种非对称加密算法,但RSA也存在运算代价高,速度较慢等缺点。

本文提出了一种改进的RSA算法,使其运算速度得到了一定地提高,并采用C语言平台得到了比较好的验证。

关键词:非对称加密;RSA算法Abstract: Though RSA encryption algorithm is a popular unsymmetrical encryption with high secure character, The shortcomings of high cost and low efficiency are inherent. This paper introduced an improved RSA algorithm. The computation speed under this algorithm was improved with C programming language.Key words:unsymmetrical encryption ; RSA algorithm引言RSA(Rivest,Shamir and Adleman)是一种国际公认的理想公钥密码体制。

它表达方式简单、保密性强、没有密钥管理的麻烦,并且具有数字签名、认证和鉴别等功能,特别适合于现代保密通信的需要。

但RSA的加密算法速度与对称加密算法相比,其速度非常缓慢的。

因此,研究快速的RSA算法是十分有意义的。

至今,人们在此方面已经作了很多的研究,提出了许多快速的RSA算法。

其中分块模幂算法,幂等价代换的改进及SMM算法等都极大的提高了RSA加密算法的速度。

本文运用中国剩余定理对RSA算法的加密过程做了一定改进。

通过理论分析和试验测试,证明了改进后的算法比改进前的算法速度要快。

1 RSA工作原理RSA工作原理如下[1]:1)任意选取两个不同的大质数P和q,计算乘积年n=P*q;2)任意选取一个大整数e ,e 与(p-1)*(q-1)互质,整数e 用做加密密钥.注意:e 的选取是很容易的,例如所有大于P和q的质数都可用;3)确定解密密钥d,由 d*e=1 mod((p-1)*(q-1)),根据e ,p和q可以容易地计算出d;4)公开整数n和e,但是不公开d;5)将明文M(假设M是一个小于n的整数)加密为密文C,计算方法为C= M e mod n;6)将密文C解密为明文M,计算方法为M=C d mod n。

中国剩余定理详解

中国剩余定理详解

中国剩余定理详解中国剩余定理是一个经典的数论定理,由古代中国数学家张丘建于两千多年前发现,并被西方数学家们称为“中国剩余定理”。

它指出,满足特定条件的整数方程组组有唯一解,而且可以在有限步骤中完全确定。

它是数学上的一个重要成果,也是许多实际问题的基础,在中国及世界其他地方都受到了极大的重视。

首先,让我们来看一下中国剩余定理的基本概念。

假设有m个方程,它们的变量依次为x1,x2,……,xm,系数分别是a1,a2,……,am,这些都是可以除以n的正整数,而n的值则是我们设定的。

那么它们的解必须满足以下条件:1、有0≤x1,x2,……,xm<n2、a1x1+a2x2+……+amxm≡bn(mod n)这里的b可以是任意的整数,只要满足以上两个条件,就可以完全确定x1,x2,……,xm的值,而且答案是唯一的。

中国剩余定理也可以用乘法模来表示:a1x1+a2x2+……+amxm b mod n可以转化为:a1(x1 mod n)+a2(x2 mod n)+……+am(xm mod n) b mod n 表达式左边的N个乘积的和等于b的余数,这正是中国剩余定理的精髓所在。

从古人那里得知,这个定理有着深远的历史意义,从古至今都一直受到众多数学家的重视,并且也深远影响了上世纪六十年代以后数学方面的发展。

例如,它不仅用于数论,而且也在计算机科学中有着广泛的应用,为许多计算复杂问题带来了解决方案。

另外,中国剩余定理也被用于加解密算法中,尤其是RSA算法中。

总之,中国剩余定理是一个极为重要的数学定理,在数学的发展过程中曾经发挥过重要作用,而且它也是许多实际应用中的重要基础,被广泛用于科技领域。

其中也包括了计算机科学中的技术,也是加解密算法中所用到的重要组成部分。

因此,中国剩余定理一直以来都受到了与日俱增的重视,也深深影响着我们的数学学习与实际应用中。

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RSA的安全性
对RSA算法的攻击可能有如下四种方式: 穷举攻击:这种方法试图穷举所有可能的 私钥; 数学攻击:有多种数学攻击方法,它们的 实质都是试图分解两个素数的乘积; 计时攻击:这类方法依赖于解密算法的运 行时间; 选择密文攻击:这种攻击利用了RSA算法的 性质。
因子分解问题
由Euler定理有 mφ(q) ≡1 mod q 于是 (mφ(q))kφ(p)≡1 mod q 写成 mkφ(n) ≡1 mod q 或 m kφ(n) =1+jq 这里j是正整数 由(2)式有 D[C] ≡m.(mφ(n))k(mod n) ≡m(1+jq) ≡m+mjq≡m+spjq=m+sjn≡m(mod n) 即D[C]=m
用数学方法攻击RSA的途径有以下三种: 分解n为两个素因子。这样就可以计算出φ(n)= (p-1)(q-1),从而可以确定 d≡e-1(mod φ(n))。 直接确定φ(n)而不先确定p和q。 直接确定d,而不先确定φ(n)。 对RSA的密码分析的讨论大都集中于第一种攻击 方法,即分解n。在选择RSA的n时,密钥大小在 1024至2048位范围内是合适的。


单向陷门函数的定义:一个函数,若计 算函数值很容易,并且在缺少一些附加 信息时计算函数的逆是不可行的,但是 已知这些附加信息时,可在多项式时间 内计算函数的逆,那么我们称这样的函 数为单向陷门函数。即单向陷门函数是 满足下列条件的一类不可逆函数fk 若k和X已知,则容易计算Y=fk(X)。 若k和Y已知,则容易计算X=fk-1(Y) 若Y已知但k未知,则计算X=fk-1(Y)是不可 行的 。
模[m1,m2,…,mk]有惟一解, x≡M1M1-1b1 + M2M2-1b2 +…+ MkMk-1bk mod m m=m1m2…mk Mi=m/mi,MiMi-1≡1 mod mi
例: 今有物不知其数,三三数之剩二,五五数之剩三, 七七数之剩二,问物几何? 解: 问题归结为解
X≡2 mod 3 X≡3 mod 5 X≡2 mod 7
RSA密码体制描述
参数的构成: (1)选取两个不同的大素数p、q。 (2)计算n: n=pq和φ (n)=(p-1)(q-1) (3)随机选取e,使e满足1<e<φ (n),且(e, φ(n))=1 那么公钥就是(e,n) (4)计算d:满足ed≡1 (mod φ(n)) 那么私钥就是(d,n) (5)销毁p、q、φ(n);自己保存好私钥(d,n);公开公钥(e,n). 明文和密文空间就是0到(n-1)之间的整数值。
9.1公钥密码体制的基本原理
9.1.1公钥密码体制 公钥密码体制的特点: 仅根据密码算法和加密密钥来确定解密密钥 在计算上是不可行的。 有些公钥密体制还有如下特点: 两个密钥中的任何一个都可用来加密,另一 个用来解密。
9.1.2公钥密码体制的应用
Βιβλιοθήκη 加密/解密: 发送方用接收方的公钥对消息 加密。 数字签名:发送方用其私钥对消息“签 名”。签名可以通过对整条消息加密或者 对消息的一个小的数据块加密来产生。其 中该小数据块是整条消息的函数。 密钥交换:通信双方交换会话密钥。
①若(m,n)=1,由Euler定理有 mφ(n) ≡1(mod n),即D[C] ≡m。 ②若(m,n)≠1,又n=pq,由素数性质得 (m,n)=p或q。 假设 (m,n)=p,有m=sp ,这里s是正整数 ∵1<m<n, ∴1≤s<q (p,q)=1,(s,q)=1,又p、q都是素数,故 从而 (sp,q)=1,即(m,q)=1
加密: C≡me mod n 这里,m是明文,C是密文 解密: m≡Cd mod n. 使用RSA算法要满足:m〈n
举例: (1)构造用户A的参数: p=5 q=11 n=p╳q=55 φ (n)=(p-1)╳(q-1)= 4╳10=40 选择一个整数e,使e与φ(n)互素。现选择e=17 公钥为(e,n),即(17,55) 从ed≡1 mod φ(n)即17d≡1 mod 40 中求得d,解得d=33。 私钥(d,n)即为(33,55)。 (2)假如B想把明文m=25发给A,那么他就利用公式 C=me mod n把明文m加密成密文C,即 C=me mod n=2517 mod 55=20 并把C=20发送给A。 (3)A收到密文C后,利用公式m=Cd mod n把密文C恢复 成明文m。即 m=Cd mod n=2033 mod 55=25 A把B发给他的密文C=20恢复为明文m=25。


但Diffie-Hellman的开创性论文却引起了美国麻 省理工学院(MIT)的年青教授Ron Rivest对公 钥加密技术的极大兴趣,他下决心要开发一个 最终的公钥加密技术。于是他邀请两位同事Adi Shamirt和 Len Adleman一起来解决这个问题。 1977年,三人开发出了一个能够真正加密数据 的公钥加密算法,并于1978年在一篇题为“A Method for Obtaining Digital Signatures and Public Key Cryptosystems(获取数字签名和公钥 加密系统的方法)”中公开了这个算法,这就是 著名的RSA算法(以三位发明者名字的首字母 缩写命名)。 RSA先后被ISO、ITU、SWIFT等国际化标准组 织采用作为标准。

1976年9月,一篇题为“New Directions in Cryptography(密码术的新方向)”的文章, 打破了几千年来对称密码技术的垄断局 面,开辟了现代密码技术的新领域——公 钥密码技术。这篇文章是一个名叫 Whitfield Diffie的自学成才的的密码学专 家和一个与他兴趣相投的斯坦福大学学 生Hellman共同发表的。其中阐述了一种 实用的密钥交换技术,解决了在对称密 码技术中一直困扰人们的密钥传递问题, 这就是著名的Diffie-Hellman(简称DH)密 码技术(以后再介绍)。
课后习题: 1.韩信点兵的故事。今有兵员不知其数,每五个数 之,剩下1人;每六个数之,剩下5人;每七人数 之,剩下4人;每十一人数之,剩下10人,问兵 员多少? *编写中国剩余定理算法程序。 2.什么是单向陷门函数? 3.P201 9.2 a, b 9.3
计时攻击 攻击者可以通过记录计算机解密消息所用的 时间来确定私钥。 解决方法: 不变的幂运算时间 随机延时 隐蔽
*选择密文攻击和最佳非对称加密填充
基本的RSA算法易受选择密文攻击(在此不深入讲解), 可以采用最佳非对称加密填充(OAEP)来解决: 第一步,待加密的消息M被填充。可选参数集P作为散列 函数H的输入,输出用0加以填充以获得期望的长度, 从而可以放入整体数据块(DB)内。 第二步,随机选择一个种子,并作为一个散列函数的输 入,该散列函数称为掩码生成函数(MGF)。输出散 列值和DB进行按位异或运算产生掩码DB (maskedDB)。 第三步,该maskedDB反过来又作为MGF的输入产生一个 散列值,该散列值和种子进行异或运算产生掩码种子。 掩码种子和掩码DB连接起来构成加密后的消息EM。注 意,EM包含填充过的消息,该消息由种子进行隐蔽, 而种子又由maskedDB进行隐蔽。最后用RSA对整个EM 进行加密。
m = m1 m2 m3 =3*5*7=105 M1= m / m1=105/3=35 M2=m/m2=105/5=21 M3=m/ m3=105/7=15 M1M1-1≡1 mod m1 M2M2-1≡1 mod m2 M3M3-1≡1 mod m3
即:35M1-1≡1 mod 3 21M2-1≡1 mod 5 15M3-1≡1 mod 7 得:M1-1≡2 M2-1≡1 M3-1≡1
(2) me mod n是将明文以指数形式表示出来,或 者说以指数形式将明文隐藏起来。 (3)如果攻击者设法得到了一个明、密文对 (m,c),他想得到解密密钥d,则必须在 Zn={1,2,…,n-1}中求解(离散)对数问题: d=logcm,这是一个困难问题。 (4)加密、解密过程中的主要运算是Zn中的幂运算。 由于n可能非常大,所以模n的幂运算的效率就 成为算法效率的关键。 (5)在找到一个可用的数,即与φ(n)互素的数之 前,要测试多少个随机数呢?可以很容易地证 明,两个随机数互素的概率约为0.6。
8.4中国剩余定理
8.4中国剩余定理
定理1-10中国剩余定理 (CRT:Chinese Remainder Theorem) 设m1,m2,…,mk是两两互素的正整数,即: (mi,mj)=1,i≠j,i, j=1,2,…,k,则同余方 程组:
X≡b1 mod m1 X≡b2 mod m2 …… X≡bk mod mk
除了要指定n的大小外,研究者还提出了其他一些限 制条件: p和q的长度应仅相差几位。这样对1024位(309 个十进制位)的密钥而言,p和q都应约在1075到 10100之间。 (p-1)和(q-1)都应有一个大的素因子。 (p-1,q-1)应该较小。 1/4,则d很容易被 另外,已经证明,若e<n且d<n 确定。
x≡M1M1-1b1 + M2M2-1b2 + M3M3-1b3 ≡70 b1 +21 b2+15 b3 mod 105 ≡70*2+21*3+15*2 mod 105 ≡23 mod 105
答案是: 三人同行七十稀 五树梅花廿一枝 七子团圆月正半 除百零五便得知
第9章公钥密码学与RSA

公钥密码学与以前的密码学完全不同。首 先,公钥算法是基于数学函数而不是基于 替换、置换等运算,更重要的是,与只使 用一个密钥的对称传统密码不同,公钥密 码是非对称的,它使用两个独立的密钥 (公钥和私钥)。
*计算方面的问题
运用中国剩余定理可以加快运算速度。 先计算一些中间结果: Vp≡Cd mod p Vq≡Cd mod q Xp≡qq-1mod p Xq≡pp-1mod q M≡(Vp Xp+ Vq Xq) mod n 进一步,可以用费马定理来简化计算 Vp≡Cd mod p≡Cd mod (p-1) mod p Vq≡Cd mod q≡Cd mod (q-1) mod q
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