什么事RSA算法？原理是什么？
前言
RSA算法是最重要的算法之一，它是一种非对称加密，是目前最有影响力的加密方式之一。这篇文章我们通过实现一种简单的RSA加密来探究它的原理。
公钥和私钥
RSA中的公钥和私钥需要结合在一起工作。公钥用来对数据块加密，之后 ，只有对应的私钥才能用来解密。生成密钥时，需要遵循几个步骤以确保公钥和私钥的这种关系能够正常工作。这些步骤也确保没有实际方法能够从一个密钥推出另一个。
开始前，首先要选择两个大的素数，记为p和q。根据当今求解大数因子的技术水平，这两个数应该至少有200位，这们在实践中才可以认为是安全的。
然后，开始计算n:
n = pq
接下来，选择一个小的奇数e，它将成为公钥的一部分。选择e最需要考虑的重点是它与(p-1)(q-1)不能有相同的因子。换句话说，e与(p-1)(q-1)是互为素数关系的。比如，如果p=11而q=19，那么n=11 X 19=209。这里选择e=17，因为(p-1)(q-1)=10 X 18 =180，而17和180没有相同的因子。通常选择3、17、65、537作为e的值。使用这些值不会对RSA的安全性造成影响，因为解密数据还需要用到私钥。
一旦为e选择了一个值，接下来开始计算相对应的值d，d将成为私钥的一部分。d的值就是计算e的倒数对(p-1)(q-1)的取模结果，公式如下：
d = e-1 mod (p-1)(q-1)
这里d和e是模乘法逆元的关系。
思考一下这个问题：当d为多少时可以满足ed mod (p-1)(q-1) = 1 ?比如在等式 17d mod 180 = 1中，d的一个可能值是53。其他的可能值是233、413、593等。在实践中，可以利用欧几里德算法来计算模乘法逆元。这里就不再展开。
现在有了e和d的值，将(e,n)作为公钥P，将(d,n)作为私钥S并保持其不可见。
如何计算d？
上面p、q、e需要预设三个素数，n很容易求出来，但是d的计算就涉及到模的运算了
取模和模运算这里就不细说了，但是要注意取模和取余的区别
这里d = e-1 mod (p-1)(q-1)
简化为：
d = e-1 % m
这是乘法逆元的问题。我们对上面的进行处理
d * e = e-1 % m * e
(d * e) % m = (e-1 % m * e) %m
根据模运算的结合率 (a%p * b)%p=(a * b)%p
(d * e) % m = (e-1 % m * e) %m = (e-1 * e) % m = 1 % m
所以我们最后得到
(d * e) % m = 1 % m
这里由于n说我们自己定义的，一定是正数，所以1%n=1
所以最后变为计算
(d * e) % m = 1
并且e和d一定有一组解满足他们都小于m。我们只需求这组解即可。
根据费马小定理，如果a和b互质，则ab-1 % b = 1
那么已经要求e与m互质，所以
(e * em-2) % m = 1
所以d的一个解是em-2，但是这个很可能比m大，则可以表示为m + k，那么
(e * (m + k)) % m = 1
根据模的加法运算规则
(em % m + e*k % m) % m = 1
因为em % m一定是0，所以上面的可以转为
e*k % m = 1
如果k还大于m，则重复上面的步骤直到k小于m。这时k就是d。
因为e小于m，所以d一定有一个小于m的解使 (d * e) % m = 1成立
代码实现
简单的算法是遍历找到d，代码：
var q = 13;
var p = 17;
var n = q * p;
var e = 7;
var tmp = (q - 1) * (p - 1);
var d;
for (d = 1; ; d++) {
if (e * d % tmp === 1) {
break
}
}
这里还需要进行优化，因为一般n都是超大数，而e则比较小，所以d也会很大，这里就需要大量的循环，优化后如下：
var d;
for (var j = 1; j < e; j++) {
if ((tmp * j + 1) % e === 0) {
d = (tmp * j + 1) / e;
break;
}
}
因为 (d * e) % m = 1也就是
d * e = k * m + 1
而且d也需要小于m，所以k一定小于e，而e是比较小的值，所以我们将循环改成k即可减少大量的计算。
加密和解密
要使用RSA算法对数据进行加密和解密，首先要确定分组的大小。为了实现这一步，必须确保该分组可以保存的最大数值要小于n的位数。比如，如果p和q都是200位数字的素数，则n的结果将小于400位。因而，所选择的分组所能保存的最大值应该要以是接近于400。在实践中，通常选择的位数都是比n小的2的整数次幂。比如，如果n是209，要选择的分组大小就是7位，因为27 = 128比209小，但28 = 256又大于209。
要从缓冲区M中加密第（i）组明文Mi ，使用公钥(e,n)来获取M的数值，对其求e次幂，然后再对n取模。这将产生一组密文Ci。对n的取模操作确保了Ci将和明文的分组大小保持一致。因而，要加密明文分组有：
Ci = Mie mod n
之前提到过，欧拉函数是采用幂模运算来加密数据的基础，根据欧拉函数及其推导式，能够将密文解密回原文。
要对缓冲区中C中的第（i）组密文进行解密，使用私钥(d,n)来获取Ci的数值部分，对其求d次幂，然后再对n取模。这将产生一组明文Mi。因此，要解密密文分组有：
Mi = Cid mod n
计算优化
这里加密解密的算法一样，只不过key值不同而已，涉及的是模的幂运算
以加密为例
Ci = Mie mod n
因为需要考虑大数的问题，所以模的幂运算不能直接运算，比如如果我先直接计算Mie，由于Mi有可能是很大的数，这样它的e次幂就会是一个超级数字，计算机无法计算和存储
所以这里我们就需要对模幂运算进行优化，就涉及到了蒙哥马利算法，这里有两篇文章可以参考https://blog.csdn.net/zgzczzw/article/details/52712980和https://blog.csdn.net/linraise/article/details/17490769
蒙哥马利算法比较复杂，包含三个算法进行优化。
我们先设计一个简单的算法，先将模幂运算转化为模乘运算
关于模运算，有如下几个公式：
结合律
(a%p*b)%p=(a*b)%p
同理((a*b) % p * c)% p = (a*b*c) % p
四则运算
(a * b) % p = (a % p * b % p) % p
(a^b) % p = ((a % p)^b) % p
我们先利用上面两个结合律，所以：
a2%n = (a * a) %n = (a%n * a) %n
因为a%n取模一定比a小，所以a%n*a就要比a2小很多，类推
a3%n = (a2 * a) %n = ((a2%n)*a)%n
得出
an%n = ((an-1%n)*a)%n
这是一个简单递归算法，通过这个算法，每次乘完都会做一个取模运算，运算的数据就会小很多。
代码：
function encode(x, e, n) {
var result = x % n;
for (var i = 1; i < e ; i++) {
result = (result * x) % n;
}
return result
}
function decode(x, d, n) {
var result = x % n;
for (var i = 1; i < d ; i++) {
result = (result * x) % n;
}
return result
}
当然，上面仅仅是简单例子，因为如果幂数较大比如d就会是一个超大数，这样循环次数就会很多，计算时间很长。
根据模的运算法则：
(a % p * b) % p = (a * b) % p
(a * b) % p = (a % p * b % p) % p
我们可以得出，当指数（假设为e）是偶数时
se % n = ((se/2 % n) * (se/2 % n)) % n
当为奇数时则可以先转成偶数
se % n = ((se - 1 % n) * e) % n
这样就可以用二分法和位运算来优化算法。如下：
function modpow(x, p, m) {
if(p === 1){
return mod(x, m)
}
var mid;
if((p & 1) === 0){
mid = (p >> 1);
var tmp1 = modpow(x, mid, m);
return mod(tmp1 * tmp1, m);
}
else{
return mod(modpow(x, p - 1, m) * x, m)
}
}
1、利用递归二分。因为开方所以每个节点的两个子节点都相等，所以计算其中一个就可以，这样我们只需计算二叉树的一条路径就可以了，整体复杂度只有O(log2n)。比如2n只需要计算n + x次（最多坏情况每次都是奇数则是2n），比2n次计算节省大量的时间，而且数据越大节省时间越多。
2、位运算。在判断奇偶数时，没有使用除法，因为除法运算复杂度很大，耗时比其他运算长很多。这里使用位运算，只需判断最低位是否为0即可，而除2运算则可以用右移一位代替。因为计算机中位运算最快，所以这样会节省大量的时间。
正确性验证
加密我们可以理解，因为运算中有模参与，所以不可逆。但是加密后为什么通过私钥就可以解密，解密一定正确么？
首先加密
k = se % n
然后对k解密
r = ((se % n)d) %n
根据(a^b) % p = ((a % p)^b) % p可得
r = (se)d % n = se*d % n
通过之前的计算可知 (d * e) % m = 1，而m是(q-1)(p-1)，所以
d * e = k(q-1)(p-1) + 1 (k未知)
而且n=pq，所以
r = sk(q-1)(p-1) + 1 % (pq)
根据费马小定理，如果a和b互质，则
ab-1 = 1 mod b
所以考虑两种情况：
s与n（即pq）互质
因为p和q是两个大质数，所以s与n互质就相当于s分别于p和q互质
所以根据费马小定理
sp-1 = 1 mod p
即
sp-1 % p = 1
所以根据幂模的运算法则(a^b) % p = ((a % p)^b) % p
sk(q-1)(p-1) % p = (sp-1 % p)k(q-1) % p
因为sp-1 % p = 1，所以
sk(q-1)(p-1) % p = 1k(q-1) % p = 1
同理可以得出
sk(q-1)(p-1) % q = 1
所以sk(q-1)(p-1) - 1可以被p和q都整除，得出
sk(q-1)(p-1) % (pq) = 1
回到之前
r = sk(q-1)(p-1) + 1 % (pq) = (sk(q-1)(p-1) * s) % (pq)
根据模的结合率(a%p * b)%p=(a * b)%p
r = ( (sk(q-1)(p-1) % (pq)) * s ) % (pq)
上面推出sk(q-1)(p-1) % (pq) = 1，所以
r = s % (pq)
因为pq = n所以最终
r = s % n
根据上面RSA算法要求，可知s一定是小于n的数，所以s对n取模结果也是s
所以 r = s 验证了RSA的正确性。
s于n不互质
由于RSA算法要求，s一定小于n，且n是p和q这两个大质数的乘积，所以s一定是c * p或c * q
两种情况是一样的，我们验证一种即可，s = c * p
则
r = sk(q-1)(p-1) + 1 % (pq) = (c * p)k(q-1)(p-1) + 1 % (pq)
因为s小于n即pq，所以c小于q，又因为q是大质数，所以c与q一定互质
先抛开上面的等式，我们先看
(c * p)k(q-1)(p-1) + 1 % q
= ((c * p) * (c * p)k(q-1)(p-1)) % q
= ( ((c * p)k(q-1)(p-1) % q) * cp ) % q (根据模运算结合率)
到这一步，我们知道c和p都与q互质，那么cp也与q互质，再根据费马小定理和之前的推论可知
(c * p)k(q-1)(p-1) % q = 1
所以
(c * p)k(q-1)(p-1) + 1 % q = (c * p) % q
可得
(c * p)k(q-1)(p-1) + 1 = c * p + t * q
为什么？假设
(c * p)k(q-1)(p-1) + 1 % q = b
(c * p) % q = b
那么
(c * p)k(q-1)(p-1) + 1 = x * q + b
(c * p) = y * q + b
所以
(c * p)k(q-1)(p-1) + 1 - x * q = (c * p) - y * q
(c * p)k(q-1)(p-1) + 1
= (c * p) + (x - y) * q = c * p + t * q
然后
(c * p)k(q-1)(p-1) + 1 % p
= (c * p + t * q) % p
= ( (c * p) % p + (t * q) % p ) % p (模的四则运算)
(c * p) % p一定为0。而且等式前面是0，因为(c * p)k(q-1)(p-1) + 1一定是p的倍数，所以
((t * q) % p ) % p = 0
即
(t * q) % p = 0 （因为(t * q) % p一定小于p）
因为p和q互质，所以t = r * p才能保证上面等式成立
所以
(c * p)k(q-1)(p-1) + 1 = c * p + t * q = c * p + r * p * q
那么回到开始
r = (c * p)k(q-1)(p-1) + 1 % (pq)
= (c * p + r * p * q) % (pq)
= ( (c * p) % (pq) + (r * p * q) % (pq) ) % (pq)
因为(r * p * q) % (pq) 一定等于 0，所以
r = ( (c * p) % (pq) ) % (pq) = ( (c * p) % n ) % n
因为c * p就是s，所以
r = (s % n) % n = s % n
这样就与上一种情况一样了，可以推出r = s，所以验证正确。
总结
从上面的分析可以看出，在RSA算法中模运算占据着重要的位置，整个过程中包含了模乘法逆元、费马小定理、蒙哥马利算法、欧拉函数等等数学知识，可以说非常复杂繁琐。好在目前都有现成的工具可以使用，大家不必了解其中原理就可以轻松生成密钥进行加解密，不过简单学习一下相关知识还是很有启发的。