Mật mã Hill

Chia sẻ: Nguyễn Gia Thế | Ngày: | Loại File: PPT | Số trang:22

Thêm vào BST

Báo xấu

1.505
lượt xem 103
download

Download Vui lòng tải xuống để xem tài liệu đầy đủ

Mật mã này được phát minh vào năm 1929 bởi Lester S. Hill. Cho một số nguyên dương m và định nghĩa P = C = (Z26)m. Ý tưởng của thuật toán là lấy m tổ hợp tuyến tính của m kí tự chữ cái trong một phần tử văn bản gốc , theo đó sản xuất m kí tự chữ cái trong một phần tử văn bản mã.

Chủ đề:

Bình luận(0) Đăng nhập để gửi bình luận!

Lưu

Nội dung Text: Mật mã Hill

1.1.5 Mật mã Hill  Mật mã này được phát minh vào năm 1929 bởi Lester S. Hill. Cho một số nguyên dương m và định nghĩa P = C = (Z26)m. Ý tưởng của thuật toán là lấy m tổ hợp tuyến tính của m kí tự chữ cái trong một phần tử văn bản gốc , theo đó sản xuất m kí tự chữ cái trong một phần tử văn bản mã.
Hình 1.6 Mật mã Hill Cho m là một số nguyên dương cho trước. Cho P = C = (Z26)m và cho K = {các ma trận m m có nghịch đảo trên Z26 } Cho một khóa K, chúng ta định nghĩa eK(x) = xK và dK(y) = yK-1 , với K là ma trận nghịch đảo của -1 K, ở đây tất cả các phép toán được thực hiện trong Z26
 Định nghĩa 1.5  Định thức của ma trận 2  2 A = (ai,j) là giá trị  det A = a1,1a2,2 – a1.2a2,1  Nhận xét: Định thức của một ma trận vuông m  m có thể được tính bởi các phép toán cơ bản, xem trong các sách đại số tuyến tính.  Hai đặc tính quan trọng của định thức là det Im = 1 và qui tắc nhân  det(AB) = det A  det B.
 Ví dụ 1.5 �11 8 �  Giả sử khóa là K= �3 7 � � �  Từ việc tính toán ta thu được �7 18 �  K = � -1 � �23 11 �  Giả sử chúng ta muốn mã hóa văn bản july. Chúng ta có 2 phần của văn bản mã là: (9,20) (tương ứng ju) và (11,24) (tương ứng ly). Chúng ta tính như 11 8 � sau: � � � � 3 7 �  (9,20) = (99 + 60, 72 + 140) = (3,4) �11 8 �  và � � �3 7 �  (11,24) = (121 + 72, 88 + 168) = (11,22).
 Ví dụ: nếu m = 2 chúng ta có thể viết một phần tử văn bản là x = (x1,x2) và một phần tử mật mã là y = (y1,y2), ở đây y1, y2 là một tổ hợp tuyến tính của x1 và x2. Chúng ta có thể có:  y1 = 11x1 + 3x2  y2 = 8x1 + 7x2  Tất nhiên ta cũng có thể viết dưới dạng ma trận 11 8 � � như sau: � � �3 7 �  (y1,y2) = (x1, x2)
 Trong trường hợp tổng quát, chúng ta sẽ lấy ma trận K m m là khóa. Nếu đầu vào ở hàng i và cột j của K là ki,j thì chúng ta viết K=(ki,j). Cho x = (x1,…xm) ∈ P và K ∈ K, chúng ta tính y = eK(x) = (y1, ….ym) như sau: �k1,1 k1,2 ... k1, m � � � k �2,1 k 2,2 ... k 2, m � �M M M M � � � � �  (y1,y2, …,.ym) = (x1,x2,….,xm) �k m ,1 k m ,2 ... k m , m �  Cách viết khác y = xK
 Chúng ta nói rằng văn bản mã thu được từ văn bản gốc bằng phép biến đổi tuyến tính. Chúng ta phải xem xét việc giải mã sẽ được thực hiện như thế nào, làm thế nào để tính x từ y. Những người đã học đại số tuyến tính sẽ nhận ra rằng chúng ta sử dụng ma trận nghịch đảo K-1 để giải mã. Văn bản mã được giải mã sử dụng công thức x = yK-1 trong mod 26.
 Do đó, mã hóa của july là DELW . Để giải mã, Bob sẽ tính toán như sau: �7 18 �  (3,4) � � = (9,20) �23 11 �  Và 7 18 �  (11,22) � � �= (11,24). �23 11 �  Do đó, văn bản thu được là đúng.
 Một ma trận số thực K có nghịch đảo nếu và chỉ nếu định thức của nó là khác không. Tuy nhiên, một điều quan trọng cần nhớ rằng chúng ta đang làm việc vượt quá Z26. Kết quả liên quan tới mục đích của chúng ta là một ma trận K có nghịch đảo moldulo 26 nếu và chỉ nếu gcd(det K, 26) =1.
1.1.6 Mật mã hoán vị  Tất cả hệ thống mật mã chúng ta thảo luận về sâu xa nó bao hàm sự thay thế: văn bản gốc được thay thế bởi văn bản mã khác. Ý tưởng của mật mã hoán vị là giữ nguyên văn bản gốc nhưng thay đổi vị trí của chúng bằng cách sắp xếp lại chúng. Mật mã hoán vị (còn được gọi là mật mã chuyển đổi vị trí) đã được sử dụng trong hàng trăm năm. Trong thực tế, sự khác biệt giữa mật mã hoán vị và mật mã thay thế đã được chú ý rất sớm từ năm 1563 bởi Giovanni Porta. Một định nghĩa hình thức được cho trong hình 1.7
 Hình 1.7 Mật mã hoán vị Cho m là một số nguyên dương cho trước. Cho P = C = (Z26)m và cho K gồm tất cả các hoán vị của {1,…,m}. Cho một khóa (nghĩa là một hoán vị) chúng ta định nghĩa eπ ( x1 ,..., xm ) = ( xπ (1) ,..., x π ( m ) Và dπ ( y1 ,..., ym ) = ( yπ −1 (1) ,..., y π −1 ( m ) ở đây π −1 là hoán vị nghịch đảo từ π.
 Ví dụ 1.6  Cho m = 6 và khóa là hoán vị π được cho như sau: 1 2 3 4 5 6 3 5 1 6 4 2  Khi đó ta có hoán vị nghịch đảo π -1 là 1 2 3 4 5 6 3 6 1 5 2 4
Giả sử chúng ta có văn bản Shesellsseashellsbytheseashore trước tiên chúng ta nhóm văn bản đã cho thành các nhóm, mỗi nhóm 6 chữ cái Shesel | lsseas | hellsb | ythese | ashore 1 2 3 4 5 6 3 5 1 6 π4 2 Bây giờ mỗi nhóm gồm 6 chữ cái là sắp xếp tùy ý hoán vị kết quả như sau: ELSEHS | SSLASE | LBHSEL | HEYSTE | HEARSO Vì thế văn bản đã mã hóa là: ELSEHS | SSLASE | LBHSEL | HEYSTE | HEARSO
 Văn bản đã mã hóa có thể được giải mã tương tự như cách đã mã hóa, sử dụng hoán vị nghịchπđảo -1  Trên thực tế, mật mã hoán vị là trường hợp đặc biệt của mật mã Hill. Cho một hoán vị của πcủa tập hợp {1,…,m}, chúng ta có thể định nghĩa ma trận hoán vị (kết hợp) m m, K π= (ki,j) với π 1 neu j=π (i)  k j,i = 0 truonghopkhac  (một ma trận hoán vị là một ma trận mà mọi hàng và cột đều chứa chính xác một giá trị “1” và các vị trí khác đều chứa giá trị “0”. Một ma trận hoán vị có thể thu được từ một ma trận đồng nhất bằng cách hoán vị các hàng và cột.)
1.1.7 Mật mã dòng  Trong hệ thống mật mã chúng ta đã tìm hiểu vấn đề này, văn bản với các phần tử kế tiếp là mật mã sử dụng khóa K. văn bản mã xâu y thu được như sau:  y = y1y2…=eK(x1)eK(x2)…  Hệ thống mật mã kiểu này thường được gọi là mật mã khối  Một cách tiếp cận khác là sử dụng cái được gọi là mật mã dòng. Ý tưởng cơ bản là sản sinh một khóa dòng z = z1z2…., và sử dụng nó để mã hóa xâu gốc x = x1x2…tùy ý theo qui tắc
 hoạt động của mật mã dòng là như sau: cho K K là khóa và x1x2… là xâu gốc. Hàm fi được sử dụng để sản sinh zi (phần tử thứ i của khóa dòng), ở đây fi là hàm của khóa K và i-1 kí tự đầu của xâu gốc:  zi = fi (K, x1,…,xi-1).  phần tử khóa dòng zi đã sử dụng để mã hóa xi, kết quả yi = ezi(xi). vì thế để mã hóa xâu gốc x1x2.....chúng ta sẽ tính  z1, y1, z2, y2…  Giải mã xâu đã mã hóa y1y2… có thể được hoàn thành bởi việc tính  z1, x1, z2, x2….
 Ví dụ: π 1 2 3 4 5 6 3 5 1 6 4 2 0 0 1 0 0 0   0 0 0 0 0 1 1 0 0 0 0 0 K =  0 0 0 0 1 0 0 1 0 0 0 0   0 0 0 1 0 0  
Định nghĩa 1.6 ε Mật mã dòng là một bộ (P,C,K,L,F, , D) thỏa mãn các điều kiện sau: 1. P là tập hợp hữu hạn của các văn bản gốc 2. C là tập hợp hữu hạn của các văn bản mã 3. K là tập hợp hữu hạn của các khóa 4. L là tập hợp hữu hạn gọi là bảng chữ cái khóa 5. F = ( f1, f2…..) là hàm tạo khóa. Với i 1 fi:K P i-1  L 6. Với mỗi z L, có một qui tắc mã hóa e z và tương ứng có một qui tắc gi ải mã d z L z e z : P  C và d z : C  P là các hàm sao cho d z (e z (x)) = x với mọi văn b ản gốc x P.
 Chúng ta có thể coi mật mã dịch chuyển là trường hợp đặc biệt của mật mã dòng khi khóa dòng là hằng zi = k với mọi i 1.
 Một ví dụ của mật mã dòng không đồng bộ được biết đến là mật mã khóa tự động được cho trong hình 1.9. nhìn bề ngoài giống với mật mã Vegenère.  Lí do dùng thuật ngữ “khóa tự động” là văn bản gốc được sử dụng khóa (ngoại trừ khóa ban đầu K). Cho P = C = K = L = Z26, cho z1 = K và zi = xi-1 (i 2).  Hình 1.9 Mật mã khóa tự động Cho 0 z 25, định nghĩa ez(x) = x + z mod 26 và dz(y) = y –z mod 26