计算机安全密码学8道综合题

Posted 2022-11-30 托马斯大火车

一、形如F(M)=M^k mod N，其中K保密，N公开，M=2，3，4，5，6……
问：这个方案能生成一系列的子密钥用于一次一密吗？

不能生成，因为M较大时，F(M)可由M较小的F(M)推出。
比如F(2)=2^Kmod N，F(4)=4^kmod N=F(2)² mod N，F(4)可由F(2)推出，不安全，不适用于一次一密

---

二、一个公司内部使用的通讯协议原版为：
（1）A将(A,E(PU_b,[M,A]),B)发给B
（2）B发送应答(B,E(PU_a,[M,B]),A)给A

请问该协议可否简化为：
（1）A将(A,E(PU_b,M),B) 发给B
（2）B发送应答(B,E(PU_a,M),A)给A

不能简化。
若有公司员工C，
①C将A->B的消息截获，将(A,E(PU_b,M),B) 改成(C,E(PU_b,M),B)，然后发给B
②B解密C发来的消息，将 (C,E(PU_b,M),B)解密得到M，然后再给C发应答(B,E(PU_c,M),C)
③C得到了B->C即(B,E(PU_c,M),C)，可用C的私钥解密，C也能得到M
所以，不安全，协议不能简化。

---

三、
（1）Bob截获了一份发给Alice的密文C，该密文采用RSA算法，是用Alice的公钥e加密的。Bob想获得原始消息明文M=C^d mod n。Bob选择了一个小于n的随机数r，并计算：
Z=r^e mod n
X=ZC mod n
T=r^-1 mod n
接着，Bob让Alice用她的私钥d对X进行签名，收到Alice返回Y=X^d mod n。请说明Bob如何利用获得的信息去破解求出M。

Y=X^dmod n
Y=(ZC)^dmod n
Y=(Z^d * C^d)mod n
Y=(Z^d * M)mod n
Y=(r^ed * M)mod n
Y=(r * M)mod n
又因为T=r^-1 mod n
所以：
TY mod n=M mod n=M（因为M<n）
即M=TY mod n

（2）Bob对明文M加上盲因子Z后发给Alice，让Alice用她的私钥签名，收到Alice返回Y=X^d mod n，请说明Bob如何利用获得的信息求出去盲因子后 有签名的明文M。

Alice得到的信息是ZM
Alice签名将Y=(ZM)^dmod n发给Bob
Bob进行去盲
Y=(ZM)^dmod n
Y=(Z^dM^d)mod n
Y=(r^edM^d)mod n
Y=(r * M^d)mod n
又因为T=r ^-1 mod n
所以：
TY mod n=M^d mod n=M（因为M<n）
即M^d mod n=TY mod n

---

四、利用RSA加密算法构造单向散列函数，处理如下两个分组B1和B2，其中RSA加密使用公开的公钥。
已知：Hash(B₁,B₂)=RSA(RSA(B₁)$⨁$B₂)
请问在B₁,B₂,C₁已知和RSA用于加密的公钥均已知，能否快速找到C₂，使得：
Hash(B₁,B₂)=Hash(C₁,C₂) ？

ps：一个数m异或另一个数n两次，得到的还是m


能找到C₂
Hash(B₁,B₂)=Hash(C₁,C₂)
RSA(RSA(B₁)$⨁$B₂)=RSA(RSA(C₁)$⨁$C₂)
因为RSA明文密文一一映射，所以得到
RSA(B₁)$⨁$B₂=RSA(C₁)$⨁$C₂
再两边同时异或RSA(C₁)
即RSA(C₁)$⨁$RSA(B₁)$⨁$B₂=RSA(C₁)$⨁$RSA(C₁)$⨁$C₂
可得RSA(C₁)$⨁$RSA(B₁)$⨁$B₂=C₂
所以，C₂为RSA(C₁)$⨁$RSA(B₁)$⨁$B₂

---

ps：因为给定任一分组C1，可以选择C2使得Hash(C1，C2)=Hash(B1，B2).因此该散列函数不满足抗弱碰撞性。

---

五、H(m)是一个抗碰撞性函数。将任意长的消息映射为n位。请问是否对于所有的消息x₁和x₂，若它们不相等，则他们的散列结果也不相等？

不是。若他们不相等，他们的散列结果可能相等。
若m>n，则m与散列值H(m)不能一一映射，为多对一，所以x₁和x₂不相等时，散列结果可能相等

---

六、请借助RSA的相关方法，设计一个方案，使得：
（1）第一签名者形成文件，对文件签名，并发给第二签名者；
（2）第二签名者首先验证该文件确实是第一签名者签过名。然后，他将其签名也加入文件中。

如何使公众不能签证 第一签名者签了名但第二签名者未签名的中间结果。只有当两人均签名，公众才能验证到两人都已签名。

设第一签名者为A，第二签名者为B，公众为C。
A->B为RSA_PUB(RSA_PRA(M,A)) ，即A用私钥A签名后再用B的公钥加密发给B
B用私钥RSA_PRB解密得RSA_PRA(M,A)
B->C为RSA_PRB(RSA_PRA(M,A),B)
公众持有B公钥和A公钥，可解密得到A和B均签名的文件。但不能在A->B的中间结果RSA_PUB(RSA_PRA(M,A)) 时得到A签名的文件，因为公众没有B私钥。

---

七、运用对称密码实现数字签名的早期方案基于如下叙述的内容：为了对n位的消息签名，研究者设计了这个方案，事先随机产生2n个56位的密钥：
k₁，K₁，k₂，K₂……k_n，K_n
这些参数是保密的。发送者再相应地事先准备好两套64位的验证参数：
u₁，U₁，u₂，U₂……u_n，U_n 和v₁，V₁，v₂，V₂……v_n，V_n

这两套参数公开，其中v_i=E（k_i，u_i），V_i=E（K_i，U_i）
消息M按如下方式签名。对于消息的第i位，依赖该消息位的值为0或1，将k_i或K_i附在消息上，例如，如果消息的前三位为011，则签名的前三个密钥为k₁，K₂，K₃。.

（1）该方法如何验证签名？

根据消息第i位的0或者1，直接代入验证v_i=E（k_i，u_i）或者V_i=E（K_i，U_i）是否成立，即可验证签名。

（2）该方法安全吗？

在一定条件下安全，超过n位就不安全。
若n+1位，无法签名。
若大于n时重复签名密钥，不安全。

（3）一套保密密钥可以安全地为不同的消息签名多少次？

一次。因为一次签名后，对应n位的密钥都暴露了。

（4）该方案会带来何种实际问题？

公开参数的开放问题。只能一次一密。

---

八、仿射Caesar密码，具有如下定义：对于每一个明文p，用密文C代替。其中C=E([a,b],p)=(ap+b)mod26，对加密算法的一个基本要求是单射，也就是如果p不等于q，则E([a,b],p)也不等于E([a,b],q)。

（1）对b的取值有没有限制？

（2）判定a不能取哪些值？

（3）分析a可以取哪些值，不可以取哪些值？