Das RSAVerfahren Klaus Becker 2017 2 Das RSAVerfahren

Das RSA-Verfahren Klaus Becker 2017

2 Das RSA-Verfahren An: b@ob. de Von: a@lice. de Hallo Bob!

3 Teil 1 Experimente mit Cryp. Tool

4 Experimente mit Cryp. Tool Einen ersten Eindruck vom RSA-Verfahren kann man sich mit dem Software-Werkzeug Cryp. Tool verschaffen. Dieses Werkzeug macht die wichtigsten Schritte des RSA-Verfahrens transparent. Experimente mit Cryp. Tool lassen direkt erkennen, dass das RSA-Verfahren auf Berechnungen mit Zahlen beruht. Die Experimente führen aber noch nicht dazu, dass man versteht, warum gerade dieses Verfahren heutzutage benutzt wird. Hierzu sind vertiefende Untersuchungen erforderlich.

5 Experimente mit Cryp. Tool Mit den Menüpunkten [Einzelverfahren][RSAKryptosystem][RSA-Demo. . . ] kommst du in Bereich, in dem das RSAVerfahren durchgespielt werden kann. Gib zunächst zwei verschiedene Primzahlen in die dafür vorgesehenen Felder ein. Mit [Parameter aktualisieren] werden dann die beiden Schlüssel erzeugt.

6 Experimente mit Cryp. Tool Wähle jetzt [Optionen für Alphabet und Zahlensystem. . . ] und lege die vom Programm vorgesehenen Optionen fest. Am besten übernimmst du zunächst die Einstellungen in der Abbildung (beachte das Leerzeichen im Alphabet).

7 Experimente mit Cryp. Tool Jetzt kannst du Texte (mit Zeichen aus dem voreingestellten Alphabet) verschlüsseln und die Verschlüsselung auch wieder entschlüsseln.

8 Vorbemerkung Das RSA-Verfahren basiert auf modularem Rechnen. Um die Details des RSA-Verfahrens zu verstehen, muss man modulares Rechnen verstehen und einige zahlentheoretische Zusammenhänge kennen. Im Unterricht kann man die mathematischen Grundlagen vorab erarbeiten, oder – wie hier – bei der Entwicklung des RSA-Verfahres je nach Bedarf bereitstellen.

9 Teil 2 Verschlüsselung mit modularer Addition

10 Vorbemerkung Als Vorstufe zum RSA-Verfahren betrachten wir hier ein Verfahren, das auf modularer Addition beruht und bereits viele Ähnlichkeiten zum RSA-Verfahren aufweist. Der Vorteil dieser Vorgehensweise besteht darin, dass wir an das sehr einfache Caesar. Verfahren anknüpfen können und durch Verallgemeinerung schrittweise zu den zahlenbasierten Verfahren gelangen können.

Den Anfang macht Caesar 11 A B C D E F G H I J K L M N O P Q R S T U V W X Y Z A B C Quelltext: SALVEASTERIX Schlüssel: D Geheimtext: VDOYHDVWHULA

12 Caesar-Verfahren mit Zahlen Codierung: Umwandlung von Zeichen in Zahlen Verschlüsselung: Verarbeitung von Zahlen Entschlüsselung: Verarbeitung von Zahlen Decodierung: Umwandlung von Zahlen in Zeichen A → 00 B → 01. . . Z → 25 A, S, T, E, R, I, X 00, 18, 19, 04, 17, 08, 23 (00 + 3) % 26 = 03 (18 + 3) % 26 = 21. . . (23 + 3) % 26 = 00 00, 18, 19, 04, 17, 08, 23 (03 + 23) % 26 = 00 (21 + 23) % 26 = 18. . . (00 + 23) % 26 = 23 03, 21, 22, 07, 20, 11, 00 A → 00 B → 01. . . Z → 25 00, 18, 19, 04, 17, 08, 23 03, 21, 22, 07, 20, 11, 00 00, 18, 19, 04, 17, 08, 23 A, S, T, E, R, I, X

13 Caesar-Variation: zusätzliche Zeichen Codierung: Umwandlung von Zeichen in Zahlen Verschlüsselung: Verarbeitung von Zahlen Entschlüsselung: Verarbeitung von Zahlen Decodierung: Umwandlung von Zahlen in Zeichen ' ' → 00 'A' → 01. . . 'Z' → 26 N, A, C, H, , R, O, M 14, 01, 03, 08, 00, 18, 15, 13 (14 + 9) % 27 = 23 (01 + 9) % 27 = 10. . . (13 + 9) % 27 = 22 14, 01, 03, 08, 00, 18, 15, 13 (23 + 18) % 27 = 14 (10 + 18) % 27 = 01. . . (22 + 18) % 27 = 13 23, 10, 12, 17, 09, 00, 24, 22 ' ' → 00 'A' → 01. . . 'Z' → 26 14, 01, 03, 08, 00, 18, 15, 13 23, 10, 12, 17, 09, 00, 24, 22 14, 01, 03, 08, 00, 18, 15, 13 N, A, C, H, , R, O, M

14 Caesar-Variation: verallgemeinerte Addition Codierung: Umwandlung von Zeichen in Zahlen Verschlüsselung: Verarbeitung von Zahlen (e, n) = (18, 30) Entschlüsselung: Verarbeitung von Zahlen (d, n) = (12, 30) Decodierung: Umwandlung von Zahlen in Zeichen ' ' → 00 'A' → 01. . . 'Z' → 26 D, A, , I, S, T, , E, S 04, 01, 00, 09, 19, 20, 05, 19 (04 + 18) % 30 = 22 (01 + 18) % 30 = 19. . . (19 + 18) % 30 = 07 04, 01, 00, 09, 19, 20, 05, 19 (22 + 12) % 30 = 04 (19 + 12) % 30 = 01. . . (07 + 12) % 30 = 19 22, 19, 18, 27, 08, 18, 23, 07 ' ' → 00 'A' → 01. . . 'Z' → 26 04, 01, 00, 09, 19, 20, 05, 19 22, 19, 18, 27, 08, 18, 23, 07 04, 01, 00, 09, 19, 20, 05, 19 D, A, , I, S, T, , E, S

15 Caesar-Variation: Zeichenblöcke Codierung: Umwandlung von Zeichen in Zahlen Verschlüsselung: Verarbeitung von Zahlen (e, n) = (112233, 321321) Entschlüsselung: Verarbeitung von Zahlen (d, n) = (209088, 321321) Decodierung: Umwandlung von Zahlen in Zeichen ' ' → 00 'A' → 01. . . 'Z' → 26 HAL, LO 080112, 121500 (80112 + 112233) % 321321 = 192345 (121500 + 112233) % 321321 = 233733 080112, 121500 (192345 + 209088) % 321321 = 192345 (233733 + 209088) % 321321 = 121500 192345, 233733 ' ' → 00 'A' → 01. . . 'Z' → 26 080112, 121500 192345, 233733 080112, 121500 HAL, LO

Verfahren mit modularer Addition 16 Schlüsselerzeugung: A(lice) öffentl. Schlüssel von B(ob) (e, n) Wähle n größer als die maximale Codezahl. Wähle e mit e <n. Bestimme d mit e+d=n. B(ob) privat. Schlüssel von B(ob) (d, n) "HALLO. . . " Codierung f(x, (e, n)) x 0, x 1, x 2, . . . = Klartext [x+e]%n f*(y, (d, n)) y 0, y 1, y 2, . . . Geheimtext Verschlüsselungsfunktion Codierung = [y+d]%n x 0, x 1, x 2, . . . Klartext Entschlüsselungsfunktion Schritt 1: Wahl der Blocklänge und Zerlegung des Textes Die Blocklänge legt die Länge der Texteinheiten fest, die mit Zahlen codiert werden und anschließend verschlüsselt werden. Je größer die Blocklänge, desto mehr Zahlen benötigt man zur Codierung der Texteinheiten. Bei einer Blocklänge 3 wird beispielweise der Text 'CAESAR' wie folgt in Texteinheiten zerlegt: 'CAE', 'SAR' Bei einer Zerlegung eines Textes kann es vorkommen, dass eine Texteinheit übrig bleibt, die nicht mehr die gesamte Blocklänge hat. In diesem Fall füllen wir den Text mit zusätzlichen Zeichen (hier Leerzeichen) auf: 'HAL', 'LO '

17 Verfahren mit modularer Addition Schlüsselerzeugung: A(lice) öffentl. Schlüssel von B(ob) (e, n) Wähle n größer als die maximale Codezahl. Wähle e mit e <n. B(ob) privat. Schlüssel von B(ob) (d, n) Bestimme d mit e+d=n. "HALLO. . . " Codierung f(x, (e, n)) x 0, x 1, x 2, . . . = Klartext [x+e]%n f*(y, (d, n)) Codierung = y 0, y 1, y 2, . . . x 0, x 1, x 2, . . . [y+d]%n Geheimtext Klartext Entschlüsselungsfunktion Verschlüsselungsfunktion Schritt 2: Wahl der Codierung von Zeichenblöcken: Die Codierung ordnet jeder Texteinheit eine natürliche Zahl zu. Die Zuordnung muss eindeutig sein, so dass eine Decodierung möglich ist. ' ' ' -> 0000 ' -> 000 ' A' -> 0001 ' A' -> 001 ' B' -> 0002 ' B' -> 002 . . . Codierung des Alphabets: ' Z' -> 0026 ' Z' -> 026 ' ' -> 00 'A ' -> 0100 'A ' -> 027 'A' -> 01 'AA' -> 0101 'AA' -> 028 . . 'Z' -> 26 'ZZ' -> 2626 'ZZ' -> 728

18 Verfahren mit modularer Addition Schlüsselerzeugung: A(lice) öffentl. Schlüssel von B(ob) (e, n) Wähle n größer als die maximale Codezahl. Wähle e mit e <n. Bestimme d mit e+d=n. B(ob) privat. Schlüssel von B(ob) (d, n) "HALLO. . . " Codierung f(x, (e, n)) x 0, x 1, x 2, . . . = Klartext [x+e]%n f*(y, (d, n)) y 0, y 1, y 2, . . . Geheimtext Verschlüsselungsfunktion Codierung = [y+d]%n x 0, x 1, x 2, . . . Klartext Entschlüsselungsfunktion Schritt 3: Wahl des Moduls und der Verschiebezahl Die Modulzahl n ist eine beliebige natürliche Zahl. Sie muss nur so gewählt werden, dass sie größer als die größtmögliche Codezahl einer Texteinheit ist. Die zu wählende Größe hängt demnach von der Blocklänge und der gewählten Codierung ab. Die Verschiebezahl e zum Verschlüsseln (e-ncrypt) ist eine beliebige natürliche Zahl, die kleiner als die Modulzahl n ist. Beide zusammen - Verschiebezahl und Modul - werden zur Verschlüsselung benötigt. Das Zahlenpaar (e, n) bildet den Schlüssel zur Verschlüsselung eines Textes. Dieser Schlüssel wird auch öffentlicher Schlüssel genannt. Schritt 4: Bestimmung des Gegenschlüssels Die Verschiebezahl d zum Entschlüsseln (d-ecrypt) ergibt sich direkt aus e und n: Es muss e+d=m gelten. Also ist d = n - e. Das Zahlenpaar (d, n) bildet den Schlüssel zur Entschlüsselung eines Textes. Dieser Schlüssel wird auch privater Schlüssel genannt.

Verfahren mit modularer Addition 19 Schlüsselerzeugung: A(lice) öffentl. Schlüssel von B(ob) (e, n) Wähle n größer als die maximale Codezahl. Wähle e mit e <n. Bestimme d mit e+d=n. B(ob) privat. Schlüssel von B(ob) (d, n) "HALLO. . . " Codierung f(x, (e, n)) x 0, x 1, x 2, . . . = Klartext [x+e]%n Verschlüsselungsfunktion f*(y, (d, n)) y 0, y 1, y 2, . . . Geheimtext Codierung = [y+d]%n x 0, x 1, x 2, . . . Klartext Entschlüsselungsfunktion Schritt 5: Verschlüsselung codierter Texte Zur Verschlüsselung eine Codezahl x benötigt man den öffentlichen Schlüssel (e, m). Die Verschlüsselung erfolgt hier durch modulare Addition: x -> [x + e]%n Schritt 6: Entschlüsselung codierter Texte Zur Entschlüsselung eine Codezahl y benötigt man den privaten Schlüssel (d, n). Die Entschlüsselung erfolgt analog zur Verschlüsselung: y -> [y + d]%n

20 Übung Benutze unsere Standardcodierung mit Blocklänge 2. Erzeuge zunächst einen öffentlichen Schlüssel (wie z. B. (567, 2911)) und gib ihn deinem Nachbarn. Dein Nachbar soll jetzt mit diesem Schlüssel eine selbst gewählte (nicht zu lange) Nachricht mit dem oben beschriebenen Verfahren mit modularer Addition verschlüsseln und sie an dich weitergeben. Entschlüssele diese Nachricht.

21 Durchführung mit Python Aufgabe: Eine Implementierung nutzen Lade die Datei chiffriersystem. Modulares. Addieren. py (siehe inf-schule) herunter. Diese Datei enthält eine ganze Reihe von Funktionen, die Teilaufgaben beim Verfahren mit modularer Addition übernehmen. Mit den Funktionen kannst du jetzt interaktiv das Verfahren mit modularer Addition durchspielen. Führe selbst weitere Tests durch. >>> abc = ' ABCDEFGHIJKLMNOPQRSTUVWXYZ' >>> block = 2 >>> oeffentlicher. Schluessel = (2102, 3000) >>> privater. Schluessel = (898, 3000) >>> quelltext = 'ASTERIX' >>> quellcode = codierung(quelltext, block, abc) >>> quellcode [119, 2005, 1809, 2400] >>> geheimcode = verschluesselung(quellcode, oeffentlicher. Schluessel) >>> geheimcode [2221, 1107, 911, 1502] >>> entschluesseltercode = verschluesselung(geheimcode, privater. Schluessel) >>> entschluesseltercode [119, 2005, 1809, 2400] >>> entschluesseltertext = decodierung(entschluesseltercode, block, abc) >>> entschluesseltertext 'ASTERIX'

22 Durchführung mit Python Aufgabe : Eine Implementierung nutzen Alternativ kann man auch ein kleines Testprogramm wie das folgende erstellen: from chiffriersystem. Modulare. Addition import * # Vorgaben abc = ' ABCDEFGHIJKLMNOPQRSTUVWXYZ' block = 2 oeffentlicher. Schluessel = (2102, 3000) privater. Schluessel = (898, 3000) # Verarbeitung quelltext = 'COSINUS' quellcode = codierung(quelltext, block, abc) geheimcode = verschluesselung(quellcode, oeffentlicher. Schluessel) entschluesseltercode = verschluesselung(geheimcode, privater. Schluessel) entschluesseltertext = decodierung(entschluesseltercode, block, abc) # Ausgaben print('Quelltext: ') print(quelltext) print('Quellcode: ') print(quellcode) print('Geheimcode: ') print(geheimcode) print('entschlüsselter Code: ') print(entschluesseltercode) print('entschlüsselter Text: ') print(entschluesseltertext)

Korrektheit 23 Schlüsselerzeugung: A(lice) öffentl. Schlüssel von B(ob) (e, n) B(ob) Wähle n größer als die maximale Codezahl. privat. Schlüssel von B(ob) Wähle e mit e <n. (d, n) Bestimme d mit e+d=n. "HALLO. . . " Codierung f(x, (e, n)) x 0, x 1, x 2, . . . = Klartext [x+e]%n f*(y, (d, n)) Codierung = y 0, y 1, y 2, . . . [y+d]%n Geheimtext x 0, x 1, x 2, . . . Klartext Entschlüsselungsfunktion Verschlüsselungsfunktion Korrektheit: Die Entschlüsselung macht die Verschlüsselung rückgängig: x → [x + e]%n → [[x + e]%n + d]%n = [x + [e + d]%n]%n = [x+n]%n = x […+d]%n x […+e]%n

Sicherheit 24 Schlüsselerzeugung: A(lice) öffentl. Schlüssel von B(ob) (e, n) Wähle n größer als die maximale Codezahl. Wähle e mit e <n. Bestimme d mit e+d=n. B(ob) privat. Schlüssel von B(ob) (d, n) "HALLO. . . " Codierung f(x, (e, n)) x 0, x 1, x 2, . . . = Klartext [x+e]%n Verschlüsselungsfunktion f*(y, (d, n)) y 0, y 1, y 2, . . . Geheimtext Codierung = [y+d]%n x 0, x 1, x 2, . . . Klartext Entschlüsselungsfunktion Sicherheit: Das additive Chiffrierverfahren ist nicht sicher, da man aus dem öffentlichen Schlüssel sofort den privaten Schlüssel bestimmen kann.

25 Teil 3 Exkurs - Modulares Rechnen

26 Uhrenaddition Modulare Addition kennt man aus dem täglichen Leben. Aufgabe: Ergänze die in der Tabelle fehlenden Angaben zur Uhrzeit (in MOZ / Moskauer Zeit). Wie rechnet man mit Uhrzeiten? Wie kann man z. B. direkt aus 17 und 149 zum Ergebnis 22 gelangen?

27 Modulare Gleichheit Verallgemeinerte Uhrzeiten Bei Beginn der Reise in Moskau ist es 17 Uhr. Nach 149 Stunden wird das Ziel Wladiwostok erreicht. Es ist jetzt (17+149) Uhr bzw. 166 Uhr. Das entspricht - auch im fernen Sibirien - 22 Uhr. Man kann diese Uhrzeit leicht rechnerisch ermitteln indem man den Rest bei der Division durch 24 ermittelt: 166 % 24 = 22 Uhrzeiten werden eigentlich nur mit den Zahlen 0, 1, . . . , 23 angegeben. Im Alltag lässt man auch manchmal die Zahl 24 zu. 24 Uhr ist dasselbe wie 0 Uhr. Die 24 ist - bei Uhrzeitangaben - also gleich zu behandeln wie die 0. 31 Uhr und 55 Uhr (als verallgemeinerte Uhrzeiten) würden für dieselben Uhrzeiten stehen, weil der zyklisch sich drehende und immer wieder bei 0 neu beginnende Uhrzeiger dieselbe Stelle anzeigen würde. Rechnerisch zeigt sich das, indem beide Zahlen 31 und 55 denselben Rest bei der Division durch 24 hinterlassen. Def. : Vorgegeben sei eine natürliche Zahl n. Zwei natürliche Zahlen a und b heißen gleich modulo n bzw. kongruent modulo n genau dann, wenn sie beide den gleichen Rest bei der Division durch n erzeugen. Beispiel: 31 und 55 sind gleich modulo 24, denn es gilt: [31]%24 = 7 = [55]%24

28 Modulare Addition Aufgabe: (a) Führe die Rechnung für weitere Städte durch. (b) Darf man für EKATERINBURG auch so rechen: [17 + 26]%24 = [17]%24 + [26]%24 =. . . (c) Geht das auch für NOVOSIBIRSK? Was müsste man hier noch tun? [17 + 46]%24 = [17]%24 + [46]%24 =. . .

29 Modulare Addition Vorgegeben sei eine natürliche Zahl n. Zwei natürliche Zahlen a und b werden modulo n addiert, indem man sie addiert und anschließend von der Summe den Rest bei der Division durch n berechnet. Das Ergebnis ist also [a+b]%n. Beachte, dass das Ergebnis bei der Addition modulo n immer eine Zahl kleiner als n ist. Aufgabe: Erstelle selbst eine Verknüpfungstafel für die Addition modulo n = 5. Rechengesetz (Modulare Gleichheit bei der Addition): Aus [a 1]%n = [b 1]%n und [a 2]%n = [b 2]%n folgt [a 1+a 2]%n = [b 1+b 2]%n. Das erste Rechengesetz besagt, dass Zahlen, die modulo n gleich sind, auch zu gleichen Additionsergebnissen modulo n führen. Rechengesetz (Addition und iterierte Modulberechnung): [a+b]%n = [[a]%n + [b]%n]%n Das zweite Rechengesetz erlaubt es, bei der Addition modulo n zuerst die Summanden zu verkleinern und dann erst die Addition durchzuführen.

30 Modulare Multiplikation Vorgegeben sei eine natürliche Zahl n. Zwei natürliche Zahlen a und b werden modulo n multipliziert, indem man sie multipliziert und anschließend vom Produkt den Rest bei der Division durch n berechnet. Das Ergebnis ist also [a*b]%n. Beachte, dass das Ergebnis bei der Multiplikation modulo n immer eine Zahl kleiner als n ist. Aufgabe: Erstelle selbst eine Verknüpfungstafel für die Multiplikation modulo n = 8. Rechengesetz (Modulare Gleichheit bei der Multiplikation): Aus [a 1]%n = [b 1]%n und [a 2]%n = [b 2]%n folgt [a 1*a 2]%n = [b 1*b 2]%n. Das erste Rechengesetz besagt, dass Zahlen, die modulo n gleich sind, auch zu gleichen Multiplikationsergebnissen modulo n führen. Rechengesetz (Multiplikation und iterierte Modulberechnung): [a*b]%n = [[a]%n * [b]%n]%n Das zweite Rechengesetz erlaubt es, bei der Multiplikation modulo n zuerst die Faktoren zu verkleinern und dann erst die Multiplikation durchzuführen.

31 Modulare Potenz Vorgegeben sei eine natürliche Zahl n. Eine natürliche Zahl a wird mit einer natürlichen Zahl x modulo n potenziert, indem man sie mit x potenziert und anschließend von der Potenz den Rest bei der Division durch n berechnet. Das Ergebnis ist also [ax]%n. Beachte, dass das Ergebnis bei der Potenzbildung modulo n immer eine Zahl kleiner als n ist. Aufgabe: (a) Berechne [34]%5. (b) Berechne [64]%5. Berechne auch [([([([6]%5)*6]%5)*6]%5. Was stellst du fest? (c) Welche Vorteile ergeben sich bei großen Zahlen, wenn man [a x]%n wie folgt berechnet: [(. . . ([([a]%n)*a]%n). . . )*a]%n ? Rechengesetz (Modulare Gleichheit bei der Potenzbildung): Aus [a]%n = [b]%n folgt [ak]%n = [bk]%n. Das erste Rechengesetz besagt, dass Zahlen, die modulo n gleich sind, auch zu gleichen Potenzierungsergebnissen modulo n führen. Rechengesetz (Potenzbildung und iterierte Potenzbildung): [ak]%n = [[a%n]k]%n = [(. . . ([([a]%n)*a]%n). . . )*a]%n Das zweite Rechengesetz erlaubt es, bei der Potenzbildung modulo n zuerst die Basis zu verkleinern und dann erst die Multiplikation durchzuführen.

Aufgaben 32 Bestätige die Rechengesetze für modulare Addition und Multiplikation anhand von Beispielen. Du kannst Python als Taschenrechner benutzen. >>> >>> >>> 2 >>> 5 >>>. . . n = 14 a 1 = 16 b 1 = 19 a 2 = 44 b 2 = 75 a 1%n a 2%n b 1%n b 2%n (a 1+b 1)%n

33 Teil 4 Verschlüsselung mit modularer Multiplikation

34 Vorbemerkung Statt modularer Addition verwenden wir jetzt modulare Multiplikation als Grundlage eines Verschlüsselungsverfahres. Dieses Verfahen kann ebenfalls als Vorstufe zum RSA-Verfahren angesehen werden. Wir werden hier sehen, wie die Sicherheit eines Verfahrens davon abhängt, ob man über schnelle Algorithmen für bestimmte Problemstellungen verfügt.

Multiplikation statt Addition 35 A(lice) B(ob) öffentl. Schlüssel von B(ob) privat. Schlüssel von B(ob) (e, n) (d, n) "HALLO. . . " Codierung f(x, (e, n)) x 0, x 1, x 2, . . . = Klartext [x+e]%n f*(y, (d, n)) y 0, y 1, y 2, . . . Geheimtext Codierung = x 0, x 1, x 2, . . . [y+d]%n Klartext Entschlüsselungsfunktion Verschlüsselungsfunktion A(lice) B(ob) öffentl. Schlüssel von B(ob) privat. Schlüssel von B(ob) (e, n) (d, n) "HALLO. . . " Codierung f(x, (e, n)) x 0, x 1, x 2, . . . = Klartext [x*e]%n Verschlüsselungsfunktion f*(y, (d, n)) y 0, y 1, y 2, . . . Geheimtext Codierung = [y*d]%n Entschlüsselungsfunktion x 0, x 1, x 2, . . . Klartext

36 Codierung: Umwandlung von Zeichen in Zahlen Verschlüsselung: Verarbeitung von Zahlen (e, n) = (7, 30) Entschlüsselung: Verarbeitung von Zahlen (d, n) = (23, 30) Codierung: Umwandlung von Zeichen in Zahlen Statt Addition. . . ' ' → 00 'A' → 01. . . 'Z' → 26 N, I, X, , L, O, S 14, 09, 24, 00, 12, 15, 19 (14 + 7) % 30 = 21 (09 + 7) % 30 = 16. . . (19 + 7) % 30 = 26 14, 09, 24, 00, 12, 15, 19 (21 + 23) % 30 = 14 (16 + 23) % 30 = 09. . . (26 + 23) % 30 = 19 21, 16, 01, 07, 19, 22, 26 ' ' → 00 'A' → 01. . . 'Z' → 26 14, 09, 24, 00, 12, 15, 19 21, 16, 01, 07, 19, 22, 26 14, 09, 24, 00, 12, 15, 19 N, I, X, , L, O, S

37 . . . benutze Multiplikation! Codierung: Umwandlung von Zeichen in Zahlen Verschlüsselung: Verarbeitung von Zahlen (e, n) = (7, 30) Entschlüsselung: Verarbeitung von Zahlen (d, n) = (…, 30) Codierung: Umwandlung von Zeichen in Zahlen ' ' → 00 'A' → 01. . . 'Z' → 26 N, I, X, , L, O, S 14, 09, 24, 00, 12, 15, 19 (14 * 7) % 30 = 08 (09 * 7) % 30 = 03. . . (19 * 7) % 30 = 13 14, 09, 24, 00, 12, 15, 19 (08 * d) % 30 = 14 (03 * d) % 30 = 09. . . (13 * d) % 30 = 19 08, 03, 18, 00, 24, 15, 13 ' ' → 00 'A' → 01. . . 'Z' → 26 14, 09, 24, 00, 12, 15, 19 08, 03, 18, 00, 24, 15, 13 14, 09, 24, 00, 12, 15, 19 N, I, X, , L, O, S

38 . . . benutze Multiplikation! Aufgabe: (a) Ermittle (durch Ausprobieren) die Zahl d, mit der man die Entschlüsselung hier völlig analog zur Verschlüsselung durchführen kann. (b) Welcher Zusammenhang besteht zwischen der Zahl e zum Verschlüsseln (hier 7), der Zahl d (hier. . . ) zum Entschlüsseln und der Modulzahl n (hier 30)? Verschlüsselung: Verarbeitung von Zahlen (d, n) = (…, 30) Codierung: Umwandlung von Zeichen in Zahlen (08 * d) % 30 = 14 (03 * d) % 30 = 09. . . (13 * d) % 30 = 19 08, 03, 18, 00, 24, 15, 13 ' ' → 00 'A' → 01. . . 'Z' → 26 14, 09, 24, 00, 12, 15, 19 N, I, X, , L, O, S

39 Modulares Inverses Def. : Zwei natürliche Zahlen a und b heißen modular invers zueinander bezüglich n genau dann, wenn gilt: [a*b]%n = 1. Beispiel: [2*3]%5 = 1. Die beiden Zahlen 2 und 3 sind also modular invers zueinander bzgl. 5. Die Zahl 2 ist das modulare Inverse von 3 bzgl. des Moduls 5. Ebenso ist 3 das modulare Inverse von 2 bzgl. des Moduls 5. Beispiel: [7*13]%30 = 1 Aufgabe: (a) Betrachte den Fall n = 5. Bestimme zu a = 1, 2, 3, 4 jeweils das modulare Inverse bzgl. n. (b) Betrachte den Fall n = 8. Bestimme zu a = 1, …, 7 jeweils das modulare Inverse bzgl. n. Klappt das immer? Für welche Zahlen gibt es ein modulares Inverses? (c) Betrachte den Fall n = 15. Hast du bereits eine Vermutung, für welche der Zahlen a = 1, 2, . . . , 14 man das modulare Inverse bzgl. n bestimmen kann? Bestimme diese Inversen.

40 Existenz des modularen Inversen Satz (über die Existenz des modularen Inversen): Gegeben sei eine natürliche Zahl n. Das modulare Inverse zu einer Zahl a ungleich Null existiert genau dann, wenn a und n keinen gemeinsamen Teiler größer als 1 haben - d. h. , wenn gg. T(a, n) = 1 gilt.

Verfahren und seine Korrektheit 41 Schlüsselerzeugung: A(lice) öffentl. Schlüssel von B(ob) (e, n) B(ob) Wähle n größer als die maximale Codezahl. privat. Schlüssel von B(ob) Wähle e mit e <n. (d, n) Bestimme d mit [e*d]%n = 1. "HALLO. . . " Codierung f(x, (e, n)) x 0, x 1, x 2, . . . = Klartext [x*e]%n f*(y, (d, n)) = y 0, y 1, y 2, . . . x 0, x 1, x 2, . . . [y*d]%n Geheimtext Verschlüsselungsfunktion Codierung Entschlüsselungsfunktion Korrektheit: Die Entschlüsselung macht die Verschlüsselung rückgängig: x → [x * e]%n → [[x * e]%n * d]%n = [x * [e * d]%n]%n = [x * 1]%n = x Es muss hierzu folgende Schlüsselbedingung erfüllt sein: [e * d]%n = 1 d. h. : d ist modulares Inverses zu e bzgl. n. Klartext

42 Durchführung mit Python Aufgabe: Eine Implementierung testen Erstelle die Datei chiffriersystem. Modulares. Multiplizieren. py oder lade sie herunter (siehe infschule). Teste das Chiffriersystem mit selbst gewählten Beispielen. Dokumentiere die Ergebnisse. from chiffriersystem. Modulare. Multiplikation import * # Vorgaben abc = ' ABCDEFGHIJKLMNOPQRSTUVWXYZ' block = 1 oeffentlicher. Schluessel = (7, 30) privater. Schluessel = (13, 30) # Verarbeitung quelltext = 'ASTERIX' quellcode = codierung(quelltext, block, abc) geheimcode = verschluesselung(quellcode, oeffentlicher. Schluessel) entschluesseltercode = verschluesselung(geheimcode, privater. Schluessel) entschluesseltertext = decodierung(entschluesseltercode, block, abc) # Ausgaben print('Quelltext: ') print(quelltext) print('Quellcode: ') print(quellcode) print('Geheimcode: ') print(geheimcode) print('entschlüsselter Code: ') print(entschluesseltercode) print('entschlüsselter Text: ') print(entschluesseltertext)

43 Geheimcodes knacken Codierung: Umwandlung von Zeichen in Zahlen ' ' → 00 'A' → 01. . . 'Z' → 26 … Verschlüsselung: öffentlicher Schlüssel (e, n) = (16, 33) Entschlüsselung: 24, 12, 15, 29, 23, 12, 13 privater Schlüssel (d, n) = (. . . , . . . ) Decodierung: Umwandlung von Zahlen in Zeichen ' ' → 00 'A' → 01. . . 'Z' → 26

44 Geheimcodes knacken Codierung: Umwandlung von Zeichen in Zahlen ' ' → 00 'A' → 01. . . 'Z' → 26 … Verschlüsselung: öffentlicher Schlüssel (e, n) = (781, 2828) 1893, 236, 1973, 1292, 1077, 2028, 2431 Entschlüsselung: privater Schlüssel (d, n) = (. . . , . . . ) Decodierung: Umwandlung von Zahlen in Zeichen ' ' → 00 'A' → 01. . . 'Z' → 26

45 Bestimmung des modularen Inversen Ein naiver Ansatz besteht darin, der Reihe nach alle Zahlen durchzuprobieren, bis man das gewünschte Ergebnis gefunden hat. Beispiel: e = 16; n = 33 [16*1]%33 = 16; [16*2]%33 = 32; . . . ; [16*31]%33 = 1 Diesen naiven Ansatz kann man auch leicht implementieren: def mod. Inv(e, n): gefunden = False d = 1 while d <= n and not gefunden: if (e * d) % n == 1: gefunden = True else: d = d + 1 if d > n: d = -1 return d Übung: Teste die Funktion mit selbst gewählten Beispielen. Nutze die Funktion mod. Inv, um das modulare Inverse von 781 bzg. 2828 zu bestimmen.

46 Bestimmung des modularen Inversen Aufgabe: (a) Teste den Baustein mit großen Zahlen. Bestimme hierzu das modulare Inverse von a = 775517959261225265313877628572204089387832653836742449 bzgl. des Moduls n = 100001000010000100001000010000. (b) Bestimme zunächst mit dem Resultat aus (a) das modulare Inverse von b = 49 bzgl. des Moduls n = 100001000010000100001000010000. Bestimme anschließend das gesuchte modulare Inverse mit dem vorgegebenen Baustein. Welches Problem tritt hier auf? Hast du eine Vermutung, warum das Problem auftritt.

47 Bestimmung des modularen Inversen def mod. Inv. Mit. Ausgaben(e, n): gefunden = False d = 1 while d <= n and not gefunden: if d % 10000000 == 0: print("Anzahl der Versuche: ", d) if (e * d) % n == 1: gefunden = True else: d = d + 1 if d > n: d = -1 return d >>> mod. Inv. Mit. Ausgaben(49, 100001000010000100001000010000) Anzahl der Versuche: 10000000 Anzahl der Versuche: 20000000 Anzahl der Versuche: 30000000 für 10 Millionen. . . Überprüfungen benötigt man mehr als 1 Sekunde!

48 Bestimmung des modularen Inversen Beispiel: d = 49 n = 100001000010000100001000010000 mod. Inv(d, n) Um 10 000 (= 107) Zahlen durchzuprobieren, benötigt ein Rechner derzeit mehr als 1 s. Da das erwartete Ergebnis 775517959261225265313877628572204089387832653836742449 eine 54 -stellige Zahl ist, wird der Rechner eine Zeit benötigen, die in der Größenordnung von 1047 s liegt. Dies sind mehr als 1039 Jahre. Bedenkt man, dass das Universum ein Alter von etwa 1010 Jahre hat, dann zeigt sich, wie ungeeignet das naive Vorgehen ist. Verwendbarkeit: Für größere Zahlen ist der naive Algorithmus zur Berechnung des modularen Inversen unbrauchbar. Für die gezeigten Zahlen benötigt ein Rechner länger, als das Universum alt ist.

49 Vielfachsummensatz Ein besseres Verfahren zur Bestimmung des modularen Inversen basiert auf folgendem Zusammenhang ("Vielfachsummensatz", "Lemma von Bézout", "Lemma von Bachet"): Vielfachsummensatz: Für je zwei natürliche Zahlen a und b gibt es ganze Zahlen x und y mit gg. T(a, b)=x*a+y*b. Beispiele: a = 3; b = 4: gg. T(3, 4) = 1 = (-1)*3 + 1*4 a = 6; b = 9: gg. T(6, 9) = 3 = (-1)*6 + 1 * 9 a = 41; b = 192: gg. T(41, 192) = 1 = 89*41 + (-19)*192

50 Erweiterter euklidischer Algorithmus Gegeben: a = 884; b = 320 Gesucht: gg. T(a, b) = x*a + y*b (1) 884 = 2*320 + 244 → 244 = 884 - 2*320 = (1*884 + 0*320) - 2*(1*320 + 0*884) = 1*884 - 2*320 (2) 320 = 1*244 + 76 → 76 = 320 - 1*244 = (0*884 + 1*320) - 1*(1*884 - 2*320)) = 3*320 - 1*884 (3) 244 = 3*76 + 16 → 16 = 244 - 3*76 = (1*884 - 2*320) - 3*(3*320 - 1*884) = 4*884 - 11*320 (4) 76 = 4*16 + 12 → 12 = 76 - 4*16 = (3*320 - 1*884) - 4*(4*884 - 11*320) = 47*320 - 17*884 (5) 16 = 1*12 + 4 → 4 = 16 - 1*12 = (4*884 - 11*320) - 1*(47*320 - 17*884) = 21*884 - 58*320 (6) 12 = 3*4 + 0 Ergebnis: gg. T(884, 320) = 4 = 21*884 + (- 58)*320

51 Implementierung def erweiterter. Euklidischer. Algorithmus(a, b): aalt = a amitte = b xalt = 1 xmitte = 0 yalt = 0 ymitte = 1 while amitte != 0: q = aalt // amitte aneu = aalt - q * amitte xneu = xalt - xmitte * q yneu = yalt - ymitte * q xalt = xmitte = xneu yalt = ymitte = yneu aalt = amitte = aneu print(amitte, '=', xmitte, '*', a, '+', ymitte, '*', b) return (aalt, xalt, yalt) Aufgabe: Teste die Implementierung des erweiterten Euklidischen Algorithmus. .

52 Bestimmung des modularen Inversen Mit Hilfe der Ausgaben des erweiterten euklidischen Algorithmus lässt sich das modulare Inverse bestimmen: Beispiel 1: Gesucht wird das modulare Inverse von a = 41 bzgl. m = 192. Python liefert: >>> erweiterter. Euklidischer. Algorithmus(41, 192) (1, 89, -19) Umformungen: 1 = 89*41 + (-19)*192 1 - (-19)*192 = 89*41 [1 - (-19)*192]% 192 = [89*41]%192 [1 + 19*192]% 192 = [89*41]%192 1 = [89*41]%192 Ergebnis: b = 89

53 Bestimmung des modularen Inversen Mit Hilfe der Ausgaben des erweiterten euklidischen Algorithmus lässt sich das modulare Inverse bestimmen: Beispiel 2: Gesucht wird das modulare Inverse von a = 17 bzgl. m = 192. Python liefert: >>> erweiterter. Euklidischer. Algorithmus(17, 192) (1, -79, 7) Umformungen: 1 = (-79)*17 + 7*192 1 - 7*192 = (-79)*17 1 - 7*192 + 192*17 = (-79+192)*17 1 + 10*192 = 113*17 [1 + 10*192]%192 = [113*17]%192 1 = [113*17]%192 Ergebnis: b = 113 = -79 + 192

54 Aufgabe Beispiel 3: Gesucht wird das modulare Inverse von a = 7 bzgl. m = 30. Python liefert: >>> erweiterter. Euklidischer. Algorithmus( Umformungen: Ergebnis: b = , )

55 Bestimmung des modularen Inversen Mit Hilfe der Ausgaben des erweiterten euklidischen Algorithmus lässt sich das modulare Inverse bestimmen. def mod. Inv(a, m): (ggt, x, y) = erweiterter. Euklidischer. Algorithmus(a, m) if ggt > 1: return -1 else: if x < 0: x = x + m return x Teste die Implementierung insbesondere für große Zahlen: d = 49 m = 100001000010000100001000010000 mod. Inv(d, m) Welche Konsequenzen ergeben sich hieraus für die Sicherheit des Chiffrierverfahrens mit modularer Multiplikation?

Sicherheit 56 Schlüsselerzeugung: A(lice) öffentl. Schlüssel von B(ob) (e, n) Wähle n größer als die maximale Codezahl. Wähle e mit e <n. Bestimme d mit [e*d]%n = 1. B(ob) pivat. Schlüssel von B(ob) (? , n) ? ? ? Codierung ? ? ? Klartext f(x, (e, n)) = [x*e]%n f*(y, (d, n)) y 0, y 1, y 2, . . . Geheimtext Codierung = [y*d]%n ? ? ? Klartext Entschlüsselungsfunktion Verschlüsselungsfunktion Mr(s) X Sicherheit: Das "multiplikative" Chiffrierverfahren ist nicht sicher, da man aus dem öffentlichen Schlüssel mit Hilfe des erweiterten euklidischen Algorithmus den privaten Schlüssel recht schnell bestimmen kann. Die "Unsicherheit" basiert hier also darauf, dass man ein schnelles Verfahren gefunden hat, um das modulare Inverse zu einer Zahl zu bestimmen.

57 Teil 5 Verschlüsselung mit modularer Potenz

58 Verschlüsseln d. modulares Rechnen modulares Addieren Verschlüsselung mit öffentl. Schlüssel (e, n) x → [x + e]%n Entschlüsselung mit privat. Schlüssel (d, n) y → [y + d]%n modulares Multiplizieren Verschlüsselung mit öffentl. Schlüssel (e, n) x → [x * e]%n Entschlüsselung mit privat. Schlüssel (d, n) y → [y * d]%n modulares Potenzieren Verschlüsselung mit öffentl. Schlüssel (e, n) x → [x ** e]%n Entschlüsselung mit privat. Schlüssel (d, n) y → [z ** d]%n

59 Verschlüsseln d. modulares Potenzieren Codierung: Umwandlung von Zeichen in Zahlen Verschlüsselung: öffentlicher Schlüssel (e, n) = (13, 77) Entschlüsselung: privater Schlüssel (d, n) = (37, 77) Decodierung: Umwandlung von Zahlen in Zeichen ' ' → 00 'A' → 01. . . 'Z' → 26 A, S, T, E, R, I, X 01, 19, 20, 05, 18, 09, 24 (01 ** 13) % 77 = 01 (19 ** 13) % 77 = 61. . . (24 ** 13) % 77 = 52 01, 19, 20, 05, 18, 09, 24 (01 ** 37) % 77 = 01 (61 ** 37) % 77 = 19. . . (52 ** 37) % 77 = 24 01, 61, . . . , 52 ' ' → 00 'A' → 01. . . 'Z' → 26 01, 61, . . . , 52 01, 19, 20, 05, 18, 09, 24 A, S, T, E, R, I, X

60 Verschlüsseln d. modulares Potenzieren Aufgabe: Führe die erforderlichen Berechnungen selbst durch. Verschlüsselung: öffentlicher Schlüssel (e, n) = (13, 77) Entschlüsselung: privater Schlüssel (d, n) = (37, 77) (01 ** 13) % 77 = 01 (19 ** 13) % 77 = 61. . . (24 ** 13) % 77 = 52 01, 19, 20, 05, 18, 09, 24 (01 ** 37) % 77 = 01 (61 ** 37) % 77 = 19. . . (52 ** 37) % 77 = 24 01, 61, . . . , 52 01, 19, 20, 05, 18, 09, 24 >>> 52 ** 37 3105444088679819357273546406651335246066988648897330641813635072 >>> 3105444088679819357273546406651335246066988648897330641813635072 % 77 24

61 Schwierigkeiten beim Potenzieren Aufgabe: Führe das Verfahren mit modularer Potenz auch mit folgenden Daten durch. Welche Schwierigkeit tritt dabei auf? (a) Quelltext: ASTERIX Codierung: wie oben Blocklänge: 3 öffentlicher Schlüssel: (2008675, 2548873) privater Schlüssel: (377911, 2548873) (b) Quelltext: ASTERIX Codierung: wie oben Blocklänge: 4 öffentlicher Schlüssel: (377911777, 1919016703) privater Schlüssel: (626738065, 1919016703)

62 Schwierigkeiten beim Potenzieren Beim Rechnen mit Potenzen erhält man große Zahlen: >>> 24 ** 13 876488338465357824 >>> 876488338465357824 % 77 52 >>> 52 ** 37 3105444088679819357273546406651335246066988648897330641813635072 >>> 3105444088679819357273546406651335246066988648897330641813635072 % 77 24 Wenn die Ausgangszahlen jetzt ebenfalls groß sind, dann muss das Ausführsystem riesige Zahlen verwalten. Python liefert bei solch großen Zahlen erst einmal keine Ergebnisse. >>> 11920 ** 2008675 ? ? ?

63 Modulares Potenzieren Bei modularen Potenzen kann man zuerst die Potenz berechnen und anschließend den modularen Rest. [3 * 3 * 3 * 3]% 5 = [729]%5 = 4 Günstiger ist es, die Modulbildung aber nach jedem Rechenschritt durchzuführen. [3 * 3 * 3 * [[[[[3 * 3]%5 [[[[ 4 * 3]%5 [[[ 2 [[ [ 4 3]% 5 = * 3]%5 * 1 * 3 3]%5 * * * 3]%5 3]%5 = = =

64 Modulares Potenzieren Teste die Funktion modpot. Überzeuge dich mit geeigneten Ausgaben, dass die zwischenzeitlich berechneten Zahlen „klein“ bleiben. def modpot(x, y, m): pot = 1 zaehler = 0 while zaehler < y: pot = (pot * x) % m zaehler = zaehler + 1 return pot Teste modpot auch mit großen Zahlen. >>> modpot(11920, 2008675, 341765323) … >>> modpot(119205765, 200867879653986264455665434555, 34176532378676755674563433454224333323) …

Schnelles Potenzieren 65 So … 3 · 3 · 3 · 3 · 3 9 · 3 · 3 · 3 · 3 · 3 · 3 · 3 27 · 3 · 3 · 3 81 · 3 · 3 · 3 243 … oder so? 3 · 3 · 3 · 3 · 3 9 · 81 9 · · 6561 9 · 81 9 · · · 43046721 9 · 81 9 · · 6561 9 · 81 9 43046721

Schnelles Potenzieren 66 3 · 3 · 3 · 3 9 · 81 9 · · 6561 9 · 81 9 · · · 1594323 Darstellung in Tabellenform: x y pot 3 13 1 3 12 1*3 = 3 9 6 81 3 81 2 6561 1 6561 0 3*81 = 243*6561 = 1594323 9 · 9 81 · 3 243

Schnelles modulares Potenzieren 67 3 · 3 · 3 · 3 %5 4 · 4 · 4 · 3 %5 1 · 1 · 3 %5 1 · %5 3 Darstellung in Tabellenform: x y pot 3 13 1 3 12 [1*3]%5 = 3 [3*3]%5 = 4 6 [4*4]%5 = 1 3 1 2 [1*1]%5 = 1 1 1 0 [3*1]%5 = 3 3

Schnelles modulares Potenzieren 68 x y pot 3 13 1 3 12 [1*3]%5 = 3 [3*3]%5 = 4 6 [4*4]%5 = 1 3 1 2 [1*1]%5 = 1 1 1 0 [3*1]%5 = 3

69 Schnelles modulares Potenzieren def modpot(x, y, m): pot = 1 while y > 0: if y % 2 == 1: pot = (pot * x) % m y = y - 1 else: x = (x * x) % m y = y // 2 return pot Aufgabe: >>> modpot(11920, 2008675, 2548873)

70 Durchführung mit Python Aufgabe: Lade die Datei chiffriersystem. Modulare. Potenz. py (siehe inf-schule) herunter. Diese Datei enthält eine ganze Reihe von Funktionen zur Implementierung des RSA-Verfahrens. Mit den Funktionen der Implementierung kannst du jetzt das RSA-Verfahren durchspielen. Probiere das mit selbst gewählten Daten aus. Dokumentiere die Ergebnisse. Zur Kontrolle: Vergleiche die erzielten Ergebnisse mit denen, die Cryp. Tool (mit passenden Einstellungen) liefert.

71 Erzeugung der Schlüssel Vorbereitung: Beispiel: Wähle zwei verschiedene Primzahlen p und q. p = 7; q = 11 öffentlicher Schlüssel: Berechne n = p*q. n = 77 Berechne φ(n) = (p-1)*(q-1). φ(n) = 60 Wähle eine Zahl e mit 1 < e < φ(n) , die teilerfremd zu φ(n) ist. z. B. e = 13 Der öffentliche Schlüssel ist (e, n). (13, 77) ("Vernichte p, q, φ(n). ") privater Schlüssel: Berechne d so, dass [e*d]%φ(n) = 1 ist. d = 37 Der private Schlüssel ist (d, n). (37, 77)

Korrektheit des RSA-Verfahren 72 RSA-Schlüsselerzeugung: Wähle zwei verschiedene Primzahlen p und q. A(lice) öffentl. Schlüssel von B(ob) (e, n) Berechne n = p q und (n) = (p-1) (q-1). Wähle e mit 1 < e < (n) und gg. T(e, (n)) = 1. B(ob) privat. Schlüssel von B(ob) (d, n) Bestimme d mit [c d]% (n) = 1. "HALLO. . . " Codierung "HALLO. . . " f(x, (e, n)) x 0, x 1, x 2, . . . = Klartext [xe]%n RSA-Verschlüsselungsfunktion f*(y, (d, n)) = y 0, y 1, y 2, . . . [yd]%n Geheimtext RSA- Entschlüsselungsfunktion Korrektheit: Die Entschlüsselung macht die Verschlüsselung rückgängig: x → [xe]%n → [([xe]%n)d]%n = [x(e*d)]%n = [x]%n = x Es muss hierzu folgende Schlüsseleigenschaft erfüllt sein: [x(e*d)]%n = x für alle x < n Codierung x 0, x 1, x 2, . . . Klartext

73 Korrektheit des RSA-Verfahren Beh. : [x(e * d)]%n = x für alle x < n Begr. : Schritt 1: Es gilt n = p*q mit zwei verschiedenen Primzahlen p und q. Wir zeigen: [x(e*d)]%p = [x]%p und [x(e*d)]%q = [x]%q für alle Zahlen x < n Es reicht, den Nachweise für eine der beiden Primzahlen p und q zu führen. Der Nachweis für die andere Primzahl verläuft dann völlig analog. Wir betrachten im Folgenden die Primzahl p. Fall 1: p und x sind nicht teilerfremd. Da p eine Primzahl ist, muss in diesem Fall p ein Teiler von x sein. Die Primzahl p muss dann auch ein Teiler der Potenz x(e*d) sein. Es folgt: Satz (Kleiner Fermatscher Satz): [x]%p = 0 und [x(e*d)]% p = 0 Sei p eine Primzahl und a eine natürliche Also: [x(e*d)]%p = [x]%p Fall 2: p und x sind teilerfremd. Zahl, die kein Vielfaches von p ist. Dann gilt: [a(p-1)]%p = 1 Nach dem kleinen Fermatschen Satz git dann: [x(p-1)]%p = 1 Nach der Konstruktion der Schlüssel gilt: [e*d]%φ(n) = 1 Da φ(n) = (p-1)*(q-1), gibt es also eine Zahl a mit e*d = a*(p-1)*(q-1)+1. .

74 Korrektheit des RSA-Verfahren . . . Jetzt können wir folgende Umformungen vornehmen: [x(e*d)]%p = [x(a*(p-1)*(q-1)+1)]%p = [x(a*(p-1)*(q-1))*x]%p = [x(a*(p-1)*(q-1))]%p * [x]%p = [([x(p-1)]%p)(a*(q-1))]%p * [x]%p = [1(a*(q-1))]%p * [x]%p = 1 * [x]%p = [x]%p Damit ist die Behauptung von Schritt 1 gezeigt. Schritt 2: Aus [x(e*d)]%p = [x]%p und [x(e*d)]%q = [x]%q (für alle Zahlen x < n) können wir jetzt (mit dem Satz über modulare Gleichheit bzgl. Primzahlen) schließen: [x(e*d)]%(p*q) = [x]%(p*q) Wegen n = p*q und x < n gilt dann: [x(e*d)]%n = x

Sicherheit 75 RSA-Schlüsselerzeugung: Wähle zwei verschiedene Primzahlen p und q. A(lice) öffentl. Schlüssel von B(ob) (e, n) Berechne n = p q und (n) = (p-1) (q-1). Wähle e mit 1 < e < (n) und gg. T(e, (n)) = 1. B(ob) privat. Schlüssel von B(ob) (? , n) Bestimme d mit [c d]% (n) = 1. ? ? ? Codierung ? ? ? Klartext f(x, (e, n)) = [xe]%n ? ? ? f*(y, (d, n)) y 0, y 1, y 2, . . . Geheimtext Codierung = [yd]%n ? ? ? Klartext RSA- Entschlüsselungsfunktion RSA-Verschlüsselungsfunktion Mr(s) X Sicherheit: Die Sicherheit des RSA-Verfahrens hängt davon ab, ob man aus dem öffentlichen Schlüssel (e, n) den privaten Schlüssel (d, n) (effizient) bestimmen kann.

76 Geheimcodes knacken Codierung: Umwandlung von Zeichen in Zahlen ' ' → 00 'A' → 01. . . 'Z' → 26 Verschlüsselung: öffentlicher Schlüssel (e, n) = (19, 65) 48, 9, 60, 38, 60, 0, 58, 47, 31, 60, 59, 60, 0, 1, 31, 59, 0, 58, 1, 38, 9, 60, 14 Entschlüsselung: privater Schlüssel (d, n) = (. . . , . . . ) Decodierung: Umwandlung von Zahlen in Zeichen ' ' → 00 'A' → 01. . . 'Z' → 26

77 Geheimcodes knacken Codierung: Umwandlung von Zeichen in Zahlen ' ' → 00 'A' → 01. . . 'Z' → 26 Verschlüsselung: öffentlicher Schlüssel (e, n) = (113, 6887) 6613, 5456, 1378, 2773, 1646, 5581, 4072 Entschlüsselung: privater Schlüssel (d, n) = (. . . , . . . ) Decodierung: Umwandlung von Zahlen in Zeichen ' ' → 00 'A' → 01. . . 'Z' → 26

Geheimcodes knacken 78 öffentlicher Schlüssel (e, n) = (1432765433173537777777, 1914269284601333234385791628203) privater Schlüssel (d, n) = (. . . , . . . ) Codierung: Umwandlung von Zahlen in Zeichen ' ' → 00 'A' → 01. . . 'Z' → 26 0703995545688427802027825362902, 0076119838972138298619729763565

Angriff auf das RSA-Verfahren 79 RSA-Schlüsselerzeugung: Wähle zwei verschiedene Primzahlen p und q. A(lice) öffentl. Schlüssel von B(ob) (e, n) Berechne n = p q und (n) = (p-1) (q-1). Wähle e mit 1 < e < (n) und gg. T(e, (n)) = 1. B(ob) privat. Schlüssel von B(ob) (? , n) Bestimme d mit [c d]% (n) = 1. ? ? ? Codierung ? ? ? Klartext ? ? ? f(x, (e, n)) = [xe]%n f*(y, (d, n)) = y 0, y 1, y 2, . . . [yd]%n Geheimtext RSA-Verschlüsselungsfunktion Codierung ? ? ? Klartext RSA- Entschlüsselungsfunktion Beispiel (Aufgabe): n = 65 -> p = 5 und q = 13 Aus den beiden Primzahlen p und q kann Mr(s). X die Zahl φ(n) = (p-1) * (q-1) berechnen. Beispiel (Aufgabe 1): p = 5 und q = 13 -> φ(n) = 48 Mr(s). X weiß zudem, dass die Zahl d modulares Inverses von e bzgl. φ(n) ist. Mit dem erweiterten euklidischen Algorithmus kann Mr(s). X diese Zahl d bestimmen. Beispiel (Aufgabe 1): e = 19 und φ(n) = 48: [19*d]%48 = 1 -> d = 43 Mr(s). X kennt jetzt den privaten Schlüssel und kann den Geheimtext entschlüsseln.

Sicherheit des RSA-Verfahrens 80 RSA-Schlüsselerzeugung: Wähle zwei verschiedene Primzahlen p und q. A(lice) öffentl. Schlüssel von B(ob) (e, n) Berechne n = p q und (n) = (p-1) (q-1). Wähle e mit 1 < e < (n) und gg. T(e, (n)) = 1. B(ob) pivat. Schlüssel von B(ob) (? , n) Bestimme d mit [c d]% (n) = 1. ? ? ? Codierung ? ? ? Klartext f(x, (e, n)) = [xe]%n RSA-Verschlüsselungsfunktion ? ? ? f*(y, (d, n)) y 0, y 1, y 2, . . . Geheimtext Codierung = [yd]%n ? ? ? Klartext RSA- Entschlüsselungsfunktion Sicherheit: Die Sicherheit des RSA-Verfahrens hängt davon ab, ob man die Zahl n in vertretbarer Zeit in ihre Primfaktoren p und q zerlegen kann. Bis heute gibt es keine schnellen Algorithmen, um eine Zahl in ihre Primfaktoren zu zerlegen. Das RSA-Verfahren ist bei groß gewählten Primzahlen recht sicher, da man aus dem öffentlichen Schlüssel den privaten Schlüssel bisher nicht in angemessener Zeit bestimmen kann.

81 Teil 6 Primzahlalgorithmen

82 Primzahltest Zur Durchführung des RSA-Verfahrens benötigt man große Primzahlen. Man wählt heute Primzahlen, die mit mindestens 2048 Bit dargestellt werden. Das sind Zahlen in der Größenordnung 22048, also Zahlen mit mehr als 600 Dezimalstellen. >>> 2**2048 323170060713110073007148766886699519604441026697154840321303454275246 551388678908931972014115229134636887179609218980194941195591504909210 950881523864482831206308773673009960917501977503896521067960576383840 675682767922186426197561618380943384761704705816458520363050428875758 915410658086075523991239303855219143333896683424206849747865645694948 561760353263220580778056593310261927084603141502585928641771167259436 037184618573575983511523016459044036976132332872312271256847108202097 251571017269313234696785425806566979350459972683529986382155251663894 37335543602135433229604645318478604952148193555853611059596230656 >>> len(str(2**2048)) 617 Zur Bestimmung großer Primzahlen geht man wie folgt vor. Man erzeugt eine Zufallszahl im gewünschten Größenbereich und testet, ob es sich um eine Primzahl handelt. Hierzu benötigt man geeignete Primzahltests. Da es sehr viele Primzahlen im gewünschten Bereich gibt, muss man in der Regel nicht allzu viele Zahlen testen.

83 Primzahlen sind natürliche Zahlen, die nur durch 1 und sich selbst ohne Rest teilbar sind. Beispiele: 2, 3, 5, 7, 11, 13, 17, 19, 23, 29, 31, . . . Aufgabe: Aus der Primzahleigenschaft ergibt sich direkt einfacher Algorithmus, mit dem man bei einer natürlichen Zahl n überprüfen kann, ob es sich um eine Primzahl handelt. (a) Formuliere den Algorithmus in Struktogrammform. (b) Implementiere und teste den Algorithmus. (c) Entwickle Möglichkeiten zur Verbesserungen des einfachen Algorithmus.

84 Ein einfaches Testverfahren def primzahl(n): if n <= 2: if n < 2: prim = False else: prim = True else: if n % 2 == 0: faktorgefunden = True else: faktorgefunden = False t = 3 while t*t <= n and not faktorgefunden: if n % t == 0: faktorgefunden = True else: t = t + 2 prim = not faktorgefunden return prim

85 Ein einfaches Testverfahren primzahlen = [ 11, 1009, 10007, 100003, 10000019, 100000007, 10000000019, 1000000000039, 100000037, 100000031, 1000000037, 1000000061, 100000000000000003, 100000000051, 100000000039, 1000000000117, . . . ] def primzahl(n): . . . from time import * for p in primzahlen: t 1 = clock() ergebnis = primzahl(p) t 2 = clock() t = t 2 - t 1 print("Primzahl: ", p, "Rechenzeit: ", t)

86 >>> Primzahl: Primzahl: Primzahl: Primzahl: Primzahl: . . . Laufzeitverhalten 11 Rechenzeit: 5. 86666741164 e-06 101 Rechenzeit: 8. 3809534452 e-06 1009 Rechenzeit: 1. 50857162014 e-05 10007 Rechenzeit: 3. 54793695847 e-05 100003 Rechenzeit: 0. 000101968266917 1000003 Rechenzeit: 0. 000324342898329 10000019 Rechenzeit: 0. 00104817791088 100000007 Rechenzeit: 0. 00332500359683 100007 Rechenzeit: 0. 0105655886432 1000019 Rechenzeit: 0. 0407208178693 1000003 Rechenzeit: 0. 140259725747 10000039 Rechenzeit: 0. 447675891768 100000037 Rechenzeit: 1. 41919042783 100000031 Rechenzeit: 4. 55093566361 1000000037 Rechenzeit: 14. 3208156344 1000000061 Rechenzeit: 45. 2250185429 1000000003 Rechenzeit: 144. 197546336 Aufgabe: Schätze ab, wie lange eine Überprüfung einer 600 -stelligen Primzahl in etwa dauert.

87 Probabilistische Testverfahren In der Praxis benutzt man heute oft sogenannte probabilistische Testverfahren, da sie sehr effizient arbeiten. Probabilistischen Testverfahren funktionieren nach dem folgenden Prinzip: Bei Übergabe einer natürlichen Zahl n erhält man als Rückgabe entweder "n ist keine Primzahl" oder "n ist wahrscheinlich eine Primzahl". Diese Testverfahren liefern also keine absolute Gewissheit, wenn sie das Ergebnis "n ist wahrscheinlich eine Primzahl" produzieren. Die übergebene Zahl n kann mit einer bestimmten Wahrscheinlichkeit auch keine Primzahl sein. Allerdings ist diese Wahrscheinlichkeit sehr gering, so dass man die Unsicherheit oft in Kauf nimmt. Eines dieser probabilistischer Testverfahren ist das Miller-Rabin-Verfahren, das im Folgenden getestet werden soll. Beachte, dass die Wiederholungszahl 20 (s. u. ) die Fehlerwahrscheinlichkeit beeinflusst. Setzt man diese Wiederholungszahl auf einen größeren Wert, so nimmt die Fehlerwahrscheinlichkeit ab.

88 Miller-Rabin-Test import random def miller_rabin_pass(a, n): d = n - 1 s = 0 while d % 2 == 0: d = d >> 1 s = s + 1 a_to_power = pow(a, d, n) if a_to_power == 1: return True for i in range(s-1): if a_to_power == n - 1: return True a_to_power = (a_to_power * a_to_power) % n return a_to_power == n - 1 def miller_rabin_test(n): for repeat in range(20): a = 0 while a == 0: a = random. randrange(n) if not miller_rabin_pass(a, n): return False return True

89 >>> Primzahl: Primzahl: Primzahl: Primzahl: Primzahl: Primzahl: Primzahl: Primzahl: Laufzeitverhalten 11 Rechenzeit: 0. 000118730173807 101 Rechenzeit: 0. 000144990494602 1009 Rechenzeit: 0. 000217904789575 10007 Rechenzeit: 0. 000181866689761 100003 Rechenzeit: 0. 000280761940414 1000003 Rechenzeit: 0. 00031400638908 10000019 Rechenzeit: 0. 000371276237622 100000007 Rechenzeit: 0. 000415974655997 100007 Rechenzeit: 0. 000454527041845 1000019 Rechenzeit: 0. 000569346104044 1000003 Rechenzeit: 0. 000617117538682 10000039 Rechenzeit: 0. 000658184210563 100000037 Rechenzeit: 0. 000720482631172 100000031 Rechenzeit: 0. 000901511225589 1000000037 Rechenzeit: 0. 000982527108892 1000000061 Rechenzeit: 0. 00114316204993 1000000003 Rechenzeit: 0. 00111746045936 10000000003 Rechenzeit: 0. 0011973588822 100000000051 Rechenzeit: 0. 00138956208121 100000000039 Rechenzeit: 0. 00151862876427 1000000000117 Rechenzeit: 0. 00166445735422 1000000000009 Rechenzeit: 0. 00163987322411 10000000000117 Rechenzeit: 0. 0019804192991 10000000000007 Rechenzeit: 0. 0020670224847 100000000000013 Rechenzeit: 0. 00199578438042 100000000000067 Rechenzeit: 0. 00229358759284 1000000000000103 Rechenzeit: 0. 00245701618502 10000000000000331 Rechenzeit: 0. 00275649558813 10000000000000319 Rechenzeit: 0. 003038374989

90 Primfaktorzerlegung 260 2 * 5 * 13 Eine der wichtigsten Eigenschaften von Primzahlen ist, dass sie als Bausteine der natürlichen Zahlen angesehen werden können. Satz: Jede natürliche Zahl lässt sich als Produkt von Primzahlen schreiben. Diese Darstellung ist bis auf die Reihenfolge der Faktoren eindeutig. Beispiel: 260 = 2*2*5*13 = 22*5*13 Man nennt die Primzahlen, die in einer Produktdarstellung einer gegebenen Zahl vorkommen, auch Primfaktoren der Zahl. Das Faktorisierungsproblem besteht darin, eine vorgegebene Zahl in ein Produkt aus Primfaktoren zu zerlegen.

91 Aufgabe (a) Bei kleineren Zahlen kann man eine Primfaktorzerlegung oft direkt angeben. Bestimme eine Primfaktorzerlegung von n = 48 und n = 100. (b) Bei größeren Zahlen sollte man systematisch vorgehen, um die Primfaktoren zu bestimmen. Bestimme eine Primfaktorzerlegung von n = 221 und n = 585. (c) Entwickle zunächst einen Algorithmus zur Primfaktorzerlegung. Beschreibe in einem ersten Schritt in Worten das Verfahren, das du zur Primfaktorzerlegung von Zahlen benutzt. Beschreibe das Verfahren anschließend mit einem Struktogramm. Entwickle dann ein Programm zur Primfaktordarstellung. Hinweis: In Python bietet es sich an, eine Funktion primfaktoren(n) zu erstellen, die Liste der Primfaktoren zurückgibt.

92 Ein einfaches Faktorisierungsverfahren ALGORITHMUS primfaktoren(n): # Übergabe: n = 51 initialisiere die Liste faktoren: faktoren = [] # Initialisierung initialisiere die Hilfsvariable z: z = n faktoren = [] {faktoren -> []} SOLANGE z > 1: z=n {z -> 51} bestimme den kleinsten Primfaktor p von z mit Probedivisionen füge p in die Liste faktoren ein z = z // p Rückgabe: faktoren # Probedivisionen z % 2 -> 1 z % 3 -> 0 # Aktualisierung p=z {p -> 3} faktoren = faktoren + [p] {faktoren -> [3]} z = z // p {z -> 17} # Probedivisionen Aufgabe: Bestimme mit (einer geeigneten Implementierung) der Funktion primfaktoren(n) die Primfaktorzerlegung der beiden Zahlen 484639526894037745950720 und 565765434324543216797351. Was stellst du fest? Stelle eine Vermutung auf, warum es hier zu einem unterschiedlichen Laufzeitverhalten kommt. z % 2 -> 1 z % 3 -> 2 z % 4 -> 1 z % 5 -> 2 # Aktualisierung p=z {p -> 17} faktoren = faktoren + [p] {faktoren -> [3, 17]} z = z // p # Rückgabe: [3, 17] {z -> 1}

Laufzeitmessungen 93 from faktorisierung import primfaktoren testzahlen = [ from time import * 11, testzahlen = [. . . ] 101, for z in testzahlen: 1009, t 1 = clock() 10007, ergebnis = primfaktoren(z) 100003, t 2 = clock() 1000003, t = t 2 - t 1 10000019, print("Zahl: ", z) 100000007, print("Primfaktoren: ", ergebnis) 100007, print("Rechenzeit: ", t) 1000019, print() 1000003, Hinweis: Um Gesetzmäßigkeiten herauszufinden, sollte man systematisch vorgehen. Aufgabe: Führe die Messungen durch. Kannst du anhand der Zahlen erste Zusammenhänge erkennen? Kannst du Prognosen erstellen, wie lange man wohl bis zum nächsten Ergebnis warten muss? 10000039, 100000037, 100000031, 1000000037, 1000000061, 100000000000000003, 100000000051, 100000000039, . . . ]

94 Zusammenhänge und Prognosen Gesetzmäßigkeit: Wenn man die Anzahl der Stellen der Ausgangszahl um 2 erhöht, dann erhöht sich die Laufzeit um den Faktor 10. Jede zusätzliche Stelle bei der Ausgangszahl führt also dazu, dass die Laufzeit mit dem Faktor √ 10 multipliziert wird. . Es handelt sich hier um ein exponentielles Wachstumsverhalten, das man mathematisch mit einer Exponentialfunktion beschreiben kann: Wenn k die Anzahl der Stellen der Ausgangszahl angibt, dann erhält man eine Laufzeit vom Typ L(k) = c*(√ 10)k mit einer Konstanten c. Primfaktoren: [100000037] Prognose: Wenn die Zahl 100 Stellen haben soll, also 88 Stellen mehr als eine 12 -stellige Zahl, so benötigt man nach der gefundenen Gesetzmäßigkeit 1044 -mal so lange wie bei der 12 -stelligen Zahl - also etwa 1044 Sekunden. Zahl: 10000039 Primfaktoren: [10000039] Rechenzeit: 0. 906267137304 Zahl: 100000037 Rechenzeit: 2. 88270213114 Zahl: 100000031 Primfaktoren: [100000031] Rechenzeit: 9. 1279123464 1000000037 Primfaktoren: [1000000037] Rechenzeit: 28. 5701070946 Zahl: 1000000061 Primfaktoren: [1000000061] Rechenzeit: 91. 2736900919. . .

95 Fazit Algorithmen spielen bei der Entwicklung von Chiffriersystemen eine große Rolle. Im Fall des RSA-Verfahrens benötigt man einerseits gute Algorithmen, um das Verfahren überhaupt effizient durchführen zu können (z. B. schnell ein modulares Inverses bestimmen; schnell eine modulare Potenz bestimmen). Andererseits ist das Verfahren so angelegt, dass bestimmte Operation mit den bisher bekannten Algorithmen mit vertretbarem Rechenaufwand nicht durchgeführt werden können.

96 Lehrplan - Leistungsfach Ziel ist es, das RSAVerfahren als eines der klassischen asymmetrischen Verschlüsselungsverfahren genauer zu untersuchen, um die Funktionsweise dieses Verfahrens zu verstehen. Die Vorgehensweise folgt einem Vorschlag von Witten und Schulz, der in den folgenden Artikeln beschrieben wird: H. Witten, R. -H. Schulz: RSA & Co. in der Schule, Teil 1. LOG IN 140 S. 45 ff. H. Witten, R. -H. Schulz: RSA & Co. in der Schule, Teil 2. LOG IN 143 S. 50 ff. Lehrplan für das Leistungsfach

97 Teil 7 Exkurs: Gnu. PG-Schlüssel

98 Schlüsselerzeugung mit Gnu. PG C: >gpg --gen-key gpg (Gnu. PG) 1. 4. 10; Copyright (C) 2008 Free Software Foundation, Inc. This is free software: you are free to change and redistribute it. There is NO WARRANTY, to the extent permitted by law. Bitte wählen Sie, welche Art von Schlüssel Sie möchten: (1) RSA und RSA (voreingestellt) (2) DSA und Elgamal (3) DSA (nur unterschreiben/beglaubigen) (4) RSA (nur signieren/beglaubigen) Ihre Auswahl? 1 RSA Schlüssel können zwischen 1024 und 4096 Bits lang sein. Welche Schlüssellänge wünschen Sie? (2048) Die verlangte Schlüssellänge beträgt 2048 Bit …. +++++ gpg: Schlüssel 468 BA 4 E 2 ist als uneingeschränkt vertrauenswürdig gekennzeichnet Öffentlichen und geheimen Schlüssel erzeugt und signiert. …

99 Export des öffentlichen Schlüssels C: >gpg --armor --output bob_public_key. asc --export "Bob Happy" -----BEGIN PGP PUBLIC KEY BLOCK----Version: Gnu. PG v 2. 0. 22 (Ming. W 32) m. QENBFn 6 w. Oc. BCADHS 0 uk. FSGLtyp. Nx 3 m 6 Fu. Wi 179 EYnco. Emb. OKM 17 i 1 Yw. Jb. Va 4 RFk i. Hypz. LGj/Qwlwi. TWkt. T 4 atiroiie. FNm 6 c 0 FLDM 7 Ns. Yy. JZA+7 K 3 ik. GEKc. SKj. UINh. Q Ns 5 Uvaje. Yld/n. I 1/q. OJKy. E 78 UEI/E 9 l. GV 7 o. FP 4 D 1 vpy. Zgkhe. V 7 v. KUq 7 p. Ylb. BPVUr UPOy. DF 5 UWs 3 z 5 ZQiiasoqij 6+8 wt 6 Lj+BS 9 Ioy. Ctd. Qx. GDLE 5 X+Fx. N 7 gz 2 Fbin. ZSl y. C 6 Bwfzp. KMY++d. Ky 28 vs+E 0 Ym. Ct. Asp. MSj. NLGH 8 mome. IKfqnde. Ui. I 6 t. B 4 FRx. Zl 8 i. W AFx 8 Rxyz. STfl 27 k. V 653 d. Er. Tind. Zae 86 PAt 2 DABEBAAG 0 Hk. Jv. Yi. BIYXBwe. SAo. Li 4 u KSA 8 Ym 9 i. QGhhc. HB 5 Lm. Rl. Pok. BPw. QTAQIAKQUCWfr. A 5 w. Ib. Aw. UJACe. NAAc. LCQg. HAw. IB Bh. UIAgk. KCw. QWAg. MBAh 4 BAhe. AAAo. JEKUZ 1 x 9 Gi 6 Tiai 0 IAMKGhu. X 9 wi 3 an 5 qwf. Cmt Kwaybw 60 o. VKm. ZF 5 rg. FRJfn. Qgb 2 b. Cc 3 Np. SI 45 i/Cc 36 pn. FR/Tt. Ibm. Pgm 6 zhj. Sd. C 92 Qwqq. BBy. J/6 f/p. Xj. WU 2 F 6 k 2 Y 6 m. Eq. FXkk. Ps. T 5 Se. THHiqq. Kq. Pa 67 KCh. Os. RRQq. Bqw 5 u. N 7/8 Tvs. CKp. Mj+Hz. Ta. ULg. QG 7+2 w. F 4 mgy. Zv. Je. SOKa. Xxa. UCPEJ/KLVs. Tn. Kjpbq. DBm 4 g 5 I 3 I 2 m. CR+RT+r 8 o. Rb. SYv 45+wmti. Uy 6 Na 4 VJJe. NWpf. QNone. XP+nk. Zb. YURPb. Hk. HFFv. B Kw/O 7 XARium 8 qajr. Qr. Pntr. Jd 7 Tni. Iv 3 Cy. TS 4 v. JIi. Sn. Sjulp. Ovdzxg. I 6 Qs 1 Hly. VDS T 3 i 5 AQ 0 EWfr. A 5 w. EIAMx. Gr. QYMcy. Ju. N 0 Sz+2 Jul. Pcuq. Xb 9 Gd 7 DVkxoj. UIMBJN 5 Iv. OQ vy. T 30 f. Kymx 8 CIJxn 58 dl. XQh. L 1 y. Law. DV 9 t 88 wb. Fp. UWRSAYP 6 GTu. Db 7 Gk. Iq. G 3 xt 00 n n 4 k. Lxj. Fip. Un 8 Rq. Mtrnoj. Gg. ELXSp. Inkt+g. P 9 lf. QBlr. KGKr 4 p. TMJ 0 qam. KIl/LOj. Ey. Z u. Cj 7 T 4 S 2 Xi. CCWBu 8 NDl. Xwj. Hk 1 c. TWd. Q/f 8 Zm 2 ZZVv. Qls. BIKszg 9 GSY+a 4 px. POAKWM JHTQno. ZDjzz. QC 3 i. Fsr. Bkzcw. FS 3 Dbn 1 Tf. No. Y 9 n. Fh. Ke. I 3 Fb. Bum 4 Vb. TKws. HArtsfe 8 B Hp. B 7 y 1 w. Ori 3 Qhsqo. XNv 4 ER 9 q. Np. Rbu. SZN 5/b. Lb. Sk. AEQEAAYk. BJQQYAQIADw. UCWfr. A 5 w. Ib. DAUJACe. NAAAKCRCl. Gdcf. Rouk 4 t 2 c. CACASRW 5 Vn 8 aa 3 NDy. G 4 r. Ei. TBFr 98 bt. E 6 IYUw. Ei 30 k. POEo+r. Vwjrjfh 0 t. H 7 uk 0 o 1 u. Wm. MQWg. V 2 J 2 ai 18 QS 1/juc. Fka 8 y. U 75 vp. R b. Rg. WD 6 JBj 7 o 5 g. LNrvx. A 8/c. Qq/ZHRT/do. Dneevw. JDv. Ob. CZBl. PBx. ZCvei. Sx. WJa 4 G+a KPjt+CFJ/g. Wl. Iw. VLsldp. Ew. EV/XX 5 a 7 DN+wuxv. NVa. Fn. CU 2 w 33 g. VPLZF 6 YX 4 j. K 4 i. Oh Qb/9 w. UQYrgp. NDUOYWb 1 ZBB 5 FUIelt. AQRc/VRYt. P 48 PJbat 6 SBEg 59 Zb/OSKf 2 m. SJ 1 x 09 W 4 RPVj. O 5 FPSGEUr. Aeipk 3 QUd 3 p. IKy. Ej/8 tjr. GJ 52 h 3 YV 10 T 4 At. GG =d. F 2 J -----END PGP PUBLIC KEY BLOCK-----

100 Blick hinter die Kulissen C: >gpg --with-key-data --list-keys 0 x 468 BA 4 E 2 tru: : 1: 1509605607: 1512197298: 3: 1: 5 pub: u: 2048: 1: A 519 D 71 F 468 BA 4 E 2: 1509605607: 1512197607: : u: : : sc. ESC: pkd: 0: 2048: 00 C 74 B 4 BA 415218 BB 72 A 4 DC 779 BA 16 E 5 A 2 D 7 BF 446277281266 CE 28 CD 7 B 8 B 563025 B 55 AE 11164887 C A 9 CCB 1 A 3 FD 0 C 25 C 224 D 692 D 4 F 86 AD 8 ABA 2289 E 14 D 9 BA 73414 B 0 CCECDB 18 C 89640 FBB 2 B 78 A 418429 C 48 A 8 D 420 D 85 036 CE 54 BDA 8 DE 62577 F 9 C 8 D 7 FA 8 E 24 AC 84 EFC 50423 F 13 D 94657 BA 053 F 80 F 5 BE 9 C 9982485 E 57 BBCA 52 AEE 96256 C 1 3 D 552 B 50 F 3 B 20 C 5 E 545 ACDF 3 E 5942289 AB 28 AA 28 FAFBCC 2 DE 8 B 8 FE 052 F 48 A 320 AD 750 C 460 CB 1395 FE 17137 B 833 D 856 E 29 D 94 A 5 C 82 E 81 C 1 FCE 928 C 63 EF 9 D 2 B 2 DBCBECF 84 D 18982 B 40 B 293128 CD 2 C 61 FC 9 A 899 E 20 A 7 EA 9 DD 794888 EA D 078151 C 5997 C 896005 C 7 C 471 CB 34937 E 5 DBB 915 EB 9 DDD 12 B 4 E 29 DD 65 A 7 BCE 8 F 02 DD 83 : pkd: 1: 17: 010001: uid: u: : 1509605607: : AE 597 EF 00 F 11 C 73 ABF 897 B 7 E 94 E 60 C 7 A 8470 A 6 DC: : Bob Happy (. . . ) <bob@happy. de>: sub: u: 2048: 1: 4 D 3 A 6 B 2 FC 3 D 4614 A: 1509605607: 1512197607: : : e: pkd: 0: 2048: 00 CC 46 AD 060 C 73226 E 3744 B 3 FB 626 E 94 F 72 EA 976 FD 19 DEC 3564 C 688 D 420 C 04937922 F 390 BF 24 F 7 D 1 F 2 B 29 B 1 F 02209 C 67 E 7 C 7655 D 084 BD 722 DAC 0357 DB 7 CF 306 C 5 A 5459148060 FE 864 EE 0 DBEC 6908 A 86 DF 1 B 74 D 279 F 8 90 BC 63162 A 549 FC 46 A 32 DAE 7 A 231 A 010 B 5 D 2 A 489 E 4 B 7 E 80 FF 657 D 0065 ACA 18 AAF 8 A 53309 D 2 A 6 A 628897 F 2 CE 8 C 4 C 99 B 828 FB 4 F 84 B 65 E 2082581 BBC 343957 C 231 E 4 D 5 C 4 D 6750 FDFF 199 B 665956 F 425 B 0120 AB 3383 D 19263 E 6 B 8 A 713 C E 00 A 58 C 2474 D 09 E 86438 F 3 CD 00 B 7885 B 2 B 064 CDCC 054 B 70 DB 9 F 54 DF 36863 D 9 C 584 A 788 DC 56 C 1 BA 6 E 156 D 32 B 0 B 07 02 BB 6 C 7 DEF 011 E 907 BCB 5 C 0 EAE 2 DD 086 CAA 85 CDBF 8111 F 6 A 36945 BB 9264 DE 7 F 6 CB 6 D 29: pkd: 1: 17: 010001:

101 Blick hinter die Kulissen n_hex = '0 x 00 C 74 B 4 BA 415218 BB 72 A 4 DC 779 BA 16 E 5 A 2 D 7 BF 446277281266 CE 28 CD 7 B 8 B 563025 B 55 AE 11164887 CA 9 CCB 1 A 3 FD 0 C 25 C 224 D 692 D 4 F 86 AD 8 ABA 2289 E 14 D 9 BA 73414 B 0 CCECDB 18 C 89640 FBB 2 B 78 A 418429 C 48 A 8 D 420 D 85036 CE 54 B DA 8 DE 62577 F 9 C 8 D 7 FA 8 E 24 AC 84 EFC 50423 F 13 D 94657 BA 053 F 80 F 5 BE 9 C 9982485 E 57 BBCA 52 AEE 96256 C 13 D 552 B 50 F 3 B 20 C 5 E 545 ACDF 3 E 5942289 AB 28 AA 28 FAFBCC 2 DE 8 B 8 FE 052 F 48 A 320 AD 750 C 460 CB 1395 FE 17137 B 833 D 856 E 29 D 9 4 A 5 C 82 E 81 C 1 FCE 928 C 63 EF 9 D 2 B 2 DBCBECF 84 D 18982 B 40 B 293128 CD 2 C 61 FC 9 A 899 E 20 A 7 EA 9 DD 794888 EAD 078151 C 5997 C 896005 C 7 C 471 CB 34937 E 5 DBB 915 EB 9 DDD 12 B 4 E 29 DD 65 A 7 BCE 8 F 02 DD 83' e_hex = '0 x 010001' print('Anzahl der Bits von n: ', 4*len(str('C 74 B 4 BA 415218 BB 72 A 4 DC 779 BA 16 E 5 A 2 D 7 BF 446277281266 CE 28 CD 7 B 8 B 563025 B 55 AE 11164887 CA 9 CCB 1 A 3 FD 0 C 25 C 224 D 692 D 4 F 86 AD 8 ABA 2289 E 14 D 9 BA 73414 B 0 CCECDB 18 C 89640 FBB 2 B 78 A 418429 C 48 A 8 D 420 D 8503 6 CE 54 BDA 8 DE 62577 F 9 C 8 D 7 FA 8 E 24 AC 84 EFC 50423 F 13 D 94657 BA 053 F 80 F 5 BE 9 C 9982485 E 57 BBCA 52 AEE 96256 C 13 D 552 B 50 F 3 B 20 C 5 E 545 ACDF 3 E 5942289 AB 28 AA 28 FAFBCC 2 DE 8 B 8 FE 052 F 48 A 320 AD 750 C 460 CB 1395 FE 17137 B 833 D 85 6 E 29 D 94 A 5 C 82 E 81 C 1 FCE 928 C 63 EF 9 D 2 B 2 DBCBECF 84 D 18982 B 40 B 293128 CD 2 C 61 FC 9 A 899 E 20 A 7 EA 9 DD 794888 EAD 0 78151 C 5997 C 896005 C 7 C 471 CB 34937 E 5 DBB 915 EB 9 DDD 12 B 4 E 29 DD 65 A 7 BCE 8 F 02 DD 83'))) print('Anzahl der Bits von e: ', 4*len(str('0001'))+1) n = int(n_hex, 16) e = int(e_hex, 16) print('n: ', n) print('e: ', e) print('Anzahl der Stellen von n: ', len(str(n)))

102 Blick hinter die Kulissen >>> Anzahl der Bits von n: 2048 Anzahl der Bits von e: 17 n: 2515855226954965794597878025356967748391531928305235011937946216105655521338710968009355297 3517951003992450235775256277677325373225273258837036734087690231446261059410694231115444988 6951913762151849830612002470121318453597222472913671870222513172807394018108700997672384142 2282906841891045008805590773984676073475588010130404082468440024047634790862974535685690272 4574985350165811219496576352940501866716900384634264482720191911039401802924421065287498462 8640463034769393438599413949513408365763029116070955055893971409353052295672134466100277622 21767309667205564203315723005132500605798740467427093071316384013802883 e: 65537 Anzahl der Stellen von n: 617

103 Literaturhinweise Folgende Materialien wurden hier benutzt: H. Witten, R. -H. Schulz: RSA & Co. in der Schule, Teil 1. LOG IN 140 S. 45 ff H. Witten, R. -H. Schulz: RSA & Co. in der Schule, Teil 2. LOG IN 143 S. 50 ff K. Merkert: http: //www. hsg-kl. de/faecher/inf/krypto/rsa/index. php http: //www. cryptool. org/download/RSA-Flash-de/player. html