橢圓曲線密碼體制與智能卡研究

文章出處：http://m.luckydriving.com 作者：郭艾俠   人氣： 發(fā)表時間：2011年09月18日

引言 

人們根據(jù)密鑰的特點，將密碼系統(tǒng)分為私鑰和公鑰兩大密碼系統(tǒng)。在私鑰密碼系統(tǒng)中，解密密鑰和加密密鑰相同或者很容易從加密密鑰導出，這一特點致使加密系統(tǒng)變得不安全。1976年Diffie和Hellman發(fā)表了著名的“密碼學的新方向”一文［1］，提出公開密鑰密碼的思想，從此開始公鑰密碼的發(fā)展。在公鑰密碼體制中，解密密鑰和加密密鑰不同，從一個難于推出另一個，加密和解密是可分離的，通信雙方事先無須交換密鑰就可建立起保密通信。1978年由Rivest、Shamir和Adleman提出的RSA［2］方案及1984年提出的ELGamal［3］方案均屬于公鑰密碼體制。RSA的安全性依賴于大整數(shù)分解因子問題的困難性，ELGamal的安全性則是建立在有限域上離散對數(shù)問題困難性基礎(chǔ)上的。 

隨著計算機網(wǎng)絡(luò)的迅速發(fā)展，相互之間進行通信的用戶數(shù)量的增多，RSA與ELGamal公鑰密碼體制的公鑰位數(shù)較大（一般為512比特以上）的弱點逐漸暴露出來。1985年Koblitz［4］和Miller［5］分別獨立地提出利用橢圓曲線上離散對數(shù)代替有限域上離散對數(shù)，可以構(gòu)作公鑰位數(shù)較小的ELGamal類公鑰密碼。 

1  橢圓曲線 

定義1：設(shè)K=GF(q)（其中q=pd）為一有限域，K上橢圓曲線方程E為： 

y2=x3+ax+b       (p≥5，a,b∈K，4a3+27b2≠0) 

y2+xy=x3+ax+b    (p=2,a,b∈K) 

滿足橢圓曲線方程E的所有點及一個稱為無窮遠點O［6］的點所構(gòu)成的集合 

E(K)={(x,y)|(x,y)∈E,且x,y∈K}∪O 

為該曲線的K-有理點集合，它是一個有限集，元素個數(shù)稱為該橢圓曲線E的階，記#E(K).我們在該有限集上定義一個加法運算［6］,使得這些點對于該加法運算形成一個Abel群，群的單位元為無窮遠點O. 

定理1(Hasse不等式)：設(shè)K=GF(q), E/K為有限域上的橢圓曲線，有不等式 

|#E(K)-pd-1|≤2(pd)1/2成立。 

定義5：設(shè)E/K為橢圓曲線，點P為其上的點，最小的滿足條件rP=O，正整數(shù)r稱為點P的階。根據(jù)有限域的知識，我們知道這樣的r總是存在且整除橢圓曲線階#E(K).整數(shù)k,l，滿足條件kP=lP，當且僅當k=lmod(r). 

2  橢圓曲線上的密碼體制 

橢圓曲線上離散對數(shù)問題ECDLP定義如下：給定素數(shù)p和橢圓曲線E，對Q＝kP，在已知P，Q 的情況下求出小于p的正整數(shù)k.可以證明由k和P計算Q比較容易，而由Q和P計算k則比較困難。ECDLP是比整數(shù)因子分解問題IFP和離散對數(shù)問題DLP難得多的數(shù)學難題。基于該難題，Neal Koblitz和Victor Miller［4］［5］在1985年分別提出了橢圓曲線密碼系統(tǒng)（ECC）.ECC既可以用于數(shù)據(jù)加密，也可以用于數(shù)字簽名。 

將橢圓曲線中的加法運算與離散對數(shù)中的模乘運算相對應(yīng)，將橢圓曲線中的乘法運算與離散對數(shù)中的模冪運算相對應(yīng)，我們就可以建立基于橢圓曲線的對應(yīng)的密碼體制。 

例如，對應(yīng)Diffie-Hellman公鑰系統(tǒng)，我們可以通過如下方式在橢圓曲線上予以實現(xiàn)：在E上選取生成元P，要求由P產(chǎn)生的群元素足夠多，通信雙方A和B分別選取a和b,a和b 予以保密，但將aP和bP公開，A和B間通信用的密鑰為abP,這是第三者無法得知的。 

對應(yīng)ELGamal密碼系統(tǒng)可以采用如下的方式在橢圓曲線上予以實現(xiàn)： 

將明文m嵌入到E上Pm點，選一點B∈E，每一用戶都選一整數(shù)a,0＜a＜N，N為階數(shù)已知，a 保密，aB公開。欲向A送m,可送去下面一對數(shù)偶：［kB,Pm+k(aAB)］,k是隨機產(chǎn)生的整數(shù)。A可以從kB求得k(aAB).通過：Pm+k(aAB)- k(aAB)=Pm恢復(fù)Pm.同樣對應(yīng)DSA我們可以在橢圓曲線上構(gòu)造ECDSA. 

3  橢圓曲線密碼與智能卡 

智能卡通常用在安全性要求比較高的場合，并與密碼學的應(yīng)用相結(jié)合。這首先是由于智能卡能夠保護并安全的處理敏感數(shù)據(jù)；而智能卡能保護密鑰也是相當重要的，因為“一切秘密寓于密鑰之中”，為了能達到密碼所提供的安全服務(wù)，密鑰絕對不能被泄密，但為安全原因所增加的成本卻不能太多。 

智能卡自身硬件的資源極為有限。用其實現(xiàn)安全系統(tǒng)面臨著存儲器容量和計算能力方面受到的限制。目前市場上的大多數(shù)智能卡有128到1024字節(jié)的RAM，1 k到16 k字節(jié)的EEPROM，6 k到16 k字節(jié)的ROM，CPU通常為8比特的，典型的時鐘頻率為3.57 MHz.任何存儲或者是處理能力的增強都意味著智能卡成本的大幅度提高。 

另外智能卡的數(shù)據(jù)傳送是相對慢的，為提高應(yīng)用的效率，基本的數(shù)據(jù)單元必須要小，這樣可以減少智能卡與卡終端之間的數(shù)據(jù)流量，其傳送時間的減少則意味著實用性的增強。 

將橢圓曲線密碼體制應(yīng)用于智能卡的優(yōu)點是：生成私鑰公鑰方便；節(jié)省內(nèi)存空間；節(jié)省帶寬，提高實用性；節(jié)省處理時間，而不需要增加硬件的處理等方面。ECC密鑰短所帶來的各優(yōu)點恰好彌補了智能卡硬件的各種局限，不僅能有效地降低智能卡的生產(chǎn)成本，也能提高智能卡的實用性。 

4  參數(shù)的選取 

橢圓曲線上的公鑰密碼體制的安全性是建立在橢圓曲線離散對數(shù)的基礎(chǔ)上，但并不是所有橢圓曲線都可以應(yīng)用到公鑰密碼體制中，為了保證其安全性，我們必須選取安全橢圓曲線，即階為大素數(shù)或含大素數(shù)因子的橢圓曲線為安全橢圓曲線。一般來說有四種尋找安全橢圓曲線的方法： 

1）有限域GF(q)上隨機生成一橢圓曲線，直接計算其階，判斷階是否為大素數(shù)或含大素數(shù)因子，若是即確定，否則繼續(xù)選取曲線，直至符合條件。 

2）取具有一定特殊性橢圓曲線的系數(shù)，計算該橢圓曲線的階，對該階進行判斷，直至找到所需要的安全曲線。 

3）如果q=2m，其中m能被一個比較小的整數(shù)d整除，我們首先在有限域GF(q1)(q1=2d)上選擇一橢圓曲線E‘并計算其階，根據(jù)此值，利用Weil定理［6］計算該曲線在其擴域GF(q)上的階，若此階符合安全標準，我們再找曲線E‘在域GF(q)上的嵌入E，則E即為所需的安全橢圓曲線。 

4）首先給出具有安全條件的曲線階，然后構(gòu)造一具有此階的橢圓曲線。 

目前國內(nèi)外比較流行的計算橢圓曲線階的算法有complex multiplication算法、SEA算法、Satoh算法［7］,［8］均屬于上述幾種方法之一種。應(yīng)用廣泛的橢圓曲線公鑰密碼體制中大多是基于特征2的有限域上，因此尋找特征2的有限域上的安全橢圓曲線必須先予以解決，Satoh算法正是為此提出的。 

5  有關(guān)Satoh算法的實現(xiàn)問題 

作者使用Mathematica語言實現(xiàn)了特征2時Satoh算法。在算法實現(xiàn)的驗證部分用到了上述方法，為了在有限域F2160上尋求安全橢圓曲線，首先在有限基域F216上隨機生成一條橢圓曲線E，利用Satoh算法計算其Frobenius同態(tài)跡C，根據(jù)橢圓曲線階的計算方法可知該曲線的階為216+1-C.設(shè)方程x2-Cx+216=0的兩個根為α，β，根據(jù)Weil共軛［6］可知該條橢圓曲線在擴域上的階為：(216)10+1-(α10+β10)，如果這個階為大素數(shù)或含大素數(shù)因子，我們將E嵌入到F2160上就找到了一條符合密碼體制要求的安全曲線。 

Satoh算法的C語言實現(xiàn)所涉及的運算領(lǐng)域有：有限域Fq，2-adic環(huán)Zq和2-adic整數(shù)環(huán)Z2，各個領(lǐng)域的元素之間的運算是大整數(shù)的基本運算，這里q=2160.2-adic整數(shù)環(huán)Z2中元素α的形式如同α=a1+a22+a322+a423+...an2n-1+...冪級形式，ai的值或為0或為1.由于算法只需要精度precision為83=［160+62］，2-adic整數(shù)環(huán)Z2中元素級數(shù)不能超出83.2-adic整數(shù)環(huán)中元素的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)定義為： 

Typedef unsigned long BIGword； 

Typedef  struct{ 

int  length 

BIGword  value［3］ 

}Z2word； 

兩個元素的相加減運算為模283意義下的大整數(shù)的加減運算，相乘為模283意義下的乘法運算。求元素a的逆元運算采用牛頓迭代算法，迭代的初始值為1（該元素為奇數(shù)，否則無逆元），迭代公式為x←x-x(ax-1)，迭代一次精度翻倍，達到所需83的精度要迭代7次。 

有限域Fq上的元素α=a1+a2t+a3t2+a4t3+...a160t159，其形式為一次數(shù)不高于159次的多項式，多項式的系數(shù)或為0或為1，兩個多項式相加為對應(yīng)次數(shù)的系數(shù)模2加，減法與加法是一個運算。相乘為模一多項式f(t)=t160+t5+t3+t2+1意義下的乘法，在實際的運算過程中采用邊乘邊模的方法，也即次數(shù)出現(xiàn)160，就用低次多項式t5+t3+t2+1代替。求逆運算采用擴展歐幾里德算法。Fq元素的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)定義如下： 

typedef  struct { 

int  length 

BIGword  coef［5］ 

}Fqword 

環(huán)Zq為2-adic整環(huán)Z2上的多項式Z2［t］，模去多項式f(t)生成的理想［f(t)］所形成的商環(huán)，即Zq：=Z2［t］/［f(t)］，f(t)同上。從環(huán)Zq的構(gòu)造可知，Zq中元素的形式為一次數(shù)不高于159的多項式，系數(shù)為2-adic整環(huán)Z2上的元素，這樣，我們可以定義Zq的元素數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)。 

typedef  struct { 

int  length 

Z2word  coef［159］ 

}Zqword 

元素的加、減法運算同一般多項式運算類似，只是對應(yīng)次數(shù)的系數(shù)進行加、減運算是2-adic環(huán)Z2上元素的加、減。乘法運算的處理方式如同有限域中元素乘法的運算處理。求元素a的逆運算采用牛頓迭代方法。迭代初始值求法為：首先將元素a系數(shù)模2，得到有限域上的一元素a‘，利用有限域上元素求逆方法計算出a‘的逆，a‘的逆即為迭代初始值。迭代多項式與2-adic整數(shù)環(huán)中元素的求逆迭代多項式相同。 

在上述基本運算得到解決后，我們著手于橢圓曲線階的計算。隨機選取橢圓曲線y2+xy=x3+α（α為有限域中元素），利用Satoh算法可求出該曲線的階。每給出一個α值（實際上給出了一條曲線E），就會算出該曲線的階。 

a的選取 
 對應(yīng)曲線的點的個數(shù) 
  
0x40582590ac00873494fc02b180ba640130acb252 
 0x1000000000000000000014c3ec7372a968d0b1138 
  
0xd80c00e8008e2021384a0243012d600554e10200 
 0xfffffffffffffffffffed059c32e5457a83e0314 
  
0x8992b8ca2b70624440f6003100411646002d102c 
 0xffffffffffffffffffff203b8ad8bf63e2891eac 
  


作者在攻讀碩士學位期間實現(xiàn)了素域上安全橢圓曲線構(gòu)造的SEA算法，在后期學習和工作中，分別用Mathematica和C兩種語言實現(xiàn)Satoh算法。這兩個算法的實現(xiàn)解決了有限域上安全曲線的構(gòu)造問題，對今后的研究——橢圓曲線密碼體制在移動通信領(lǐng)域中的應(yīng)用做了充分的準備工作。 

6  結(jié)束語 

1.分析了將安全橢圓曲線引進公鑰密碼體制的優(yōu)點是，與目前應(yīng)用較普遍的ＲＳＡ算法相比，在同等安全的情況下，其所需的密鑰長度遠比ＲＳＡ低，因而ＥＣＣ的特性更適合當今電子商務(wù)需要快速反應(yīng)的發(fā)展潮流，在快速加密、密鑰交換、身份認證、數(shù)字簽名、移動通信、智能卡的安全保密等領(lǐng)域，具有廣闊的市場前景。 

2.橢圓曲線公鑰密碼體制實現(xiàn)的關(guān)鍵是安全曲線的構(gòu)造問題，對此本文給出了實現(xiàn)Satoh算法驗證部分的技巧：首先計算小基域上一橢圓曲線階，通過Weil定理可知該曲線在其有限擴域上的階，若該階符合橢圓曲線公鑰密碼體制的要求，則將曲線嵌入到其擴域上即可求得一條安全曲線。 

參考文獻： 

［1］ W Diffie,M E Hellman.NEW Directions in Cryptography［J］.IEEE Trans Informat Theory,1976,IT-22:644-654. 

［2］ Rivest R L,Shamir A,Adleman L.A Method for obtaining Digital Signatures and Public-key Cryptosystem［J］.Comm ACM，1978,21(2):120-126. 

［3］ L ElGamal.A Public Key Cryptosystem and Signature Scheme Base on Discrete Logarithm［J］.IEEE Transactions of  information Theory,1985,31:469-472. 

［4］ V Miller.Use of Elliptic Curves in Cryptography［A］.A M Odlyzko.Advances in Cryptology-Proceedings of CRYPTO 1986,volume 263 of Lecture Notes in Computer Science［C］.New york:Springer,1986.417-426. 

［5］ N Koblitz.Elliptic Curve Cryptosystems［J］.Mathematics of Compution,1987,48:203-309. 

［6］ Joseph H Silberman.The Arithmetic of Elliptic Curves［M］.New York:Springer-Verlag,1986.46-61,130-136. 

［7］ T Satoh.The canonical lift of an ordinary elliptic curve over a finite field and its point counting［J］.Ramanujan Mathematical Society,2000,15:247-270. 

［8］ M Fouquet,P Gaudry,R Harley.An extention Satoh‘ algorithm and its implementation［J］.Ramanujan Mathematical Society,2000,15:281-318. 

本文作者：華南農(nóng)業(yè)大學理學院計算機系 郭艾俠