Paillier Şifrelemesi

Paillier şifrelemesi , 1999’da Pascal Paillier tarafından geliştirilen olasılıksal açık anahtarlı şifreleme yöntemidir. n’inci kök sınıflarını hesaplamanın zorluğunu kullanan Paillier şifreleme sistemi, kararsal bileşik kök sınıfı varsayımı (en:decisional composite residuosity assumption) üzerine kurulmuştur. Sistem, toplama işlemine göre homomorfik (homomorphic) özellik gösterir; yani sadece açık anahtarı, ${\displaystyle m_{1}}$ ve ${\displaystyle m_{2}}$’nin şifrelemesini kullanarak ${\displaystyle m_{1}+m_{2}}$’nin şifrelenmiş hâli hesaplanabilir.

Algoritma

Sistemin çalışma şekli aşağıda anlatılmıştır:

Anahtar Üretimi

1. ”p” ve “q”, rastgele seçilen, birbirinden bağımsız ve ${\displaystyle \operatorname {EBOB} (pq,(p-1)(q-1))=1}$ özelliğini sağlayan iki büyük asal sayı olsun. İki asal sayı da eşit uzunlukta seçilirse, yani güvenlik parametresi ${\displaystyle s}$ için ${\displaystyle p,q\in 1||\{0,1\}^{s-1}}$ ise bu koşul doğrudan sağlanır.[1]
2. ${\displaystyle n=pq}$ ve ${\displaystyle \lambda =\operatorname {EKOK} (p-1,q-1)}$ olarak hesaplanır.
3. ${\displaystyle g\in \mathbb {Z} _{n^{2}}^{*}}$ olmak üzere rastgele bir ${\displaystyle g}$ tam sayısı seçilir. Yani g sayısı, 1 ile (n² - 1) arasında rastgele bir değer almalı ve EBOB(g, n²) = 1 özelliğini sağlamalıdır.
4. ${\displaystyle L}$ fonksiyonu ${\displaystyle L(u)={\frac {u-1}{n}}}$ şeklinde tanımlanmak üzere; ${\displaystyle \mu =(L(g^{\lambda }\mod n^{2}))^{-1}\mod n}$’nın hesaplanabilirliği kontrol edilerek, ${\displaystyle n}$’nin ${\displaystyle g}$’nin mertebesini böldüğünden emin olunur.

${\displaystyle {\frac {a}{b}}}$ gösteriminin ${\displaystyle a}$ ile ${\displaystyle b}$’nin çarpmaya gore modüler tersinin çarpımına değil, ${\displaystyle a}$’nın b’ye bölümüne; yani ${\displaystyle v\geq 0}$ olmak üzere ${\displaystyle a\geq vb}$ eşitsizliğini sağlayan en büyük tam sayı ${\displaystyle v}$’ye eşit olduğuna dikkat ediniz.

• ${\displaystyle (n,g)}$ - Açık Anahtar (Şifreleme Anahtarı).
• ${\displaystyle (\lambda ,\mu ).}$ - Gizli Anahtar (Şifre Çözme Anahtarı)

Eğer eşit uzunlukta p,q kullanılırsa, yukarıda anlatılan anahtar üretim işlemi, ${\displaystyle \varphi (n)=(p-1)(q-1)}$ olmak üzere, ${\displaystyle g=n+1,\lambda =\varphi (n),}$ ve ${\displaystyle \mu =\varphi (n)^{-1}\mod n}$, şeklinde daha basit olarak yapılabilir. .[1]

Şifreleme

1. ${\displaystyle m}$, ${\displaystyle m\in \mathbb {Z} _{n}}$ koşulunu sağlayan, şifrelenecek mesaj olsun.
2. ${\displaystyle r\in \mathbb {Z} _{n}^{*}}$ koşulunu sağlayan rastgele bir ${\displaystyle r}$ seçilir. Yani r sayısı, 1 ile (n - 1) arasında rastgele bir değer almalı ve EBOB(r, n²) = 1 özelliğini sağlamalıdır.
3. Şifreli metin ${\displaystyle c=g^{m}\cdot r^{n}\mod n^{2}}$ şeklinde hesaplanır.

Şifre Çözme

1. Şifreli metin ${\displaystyle c\in \mathbb {Z} _{n^{2}}^{*}}$
2. Mesaj ${\displaystyle m=L(c^{\lambda }\mod n^{2})\cdot \mu \mod n}$ eşitliği kullanılarak hesaplanır.

Özgün makale 6 Nisan 2012 tarihinde Wayback Machine sitesinde arşivlendi. de belirtildiği gibi şifre çözme işlemi, temel olarak, mod ${\displaystyle n^{2}}$’de yapılan bir üs alma işleminden ibarettir.

Homomorfik Özellikler

Paillier şifrelemesinin en:homomorphic özelliği oldukça önemlidir. Şifreleme fonksiyonu toplama işlemine gore homomorfik olduğu için, aşağıdaki eşitlikler geçerlidir:

• Şifrelenmemiş metinlerin homomorfik olarak toplanması

${\displaystyle D(E(m_{1},r_{1})\cdot E(m_{2},r_{2})\mod n^{2})=m_{1}+m_{2}\mod n.\,}$

${\displaystyle D(E(m_{1},r_{1})\cdot g^{m_{2}}\mod n^{2})=m_{1}+m_{2}\mod n.\,}$

• Şifrelenmemiş metinlerin homomorfik olarak çarpılması

${\displaystyle D(E(m_{1},r_{1})^{m_{2}}\mod n^{2})=m_{1}m_{2}\mod n,\,}$

${\displaystyle D(E(m_{2},r_{2})^{m_{1}}\mod n^{2})=m_{1}m_{2}\mod n.\,}$

Daha genel olarak belirtmek gerekirse:

${\displaystyle D(E(m_{1},r_{1})^{k}\mod n^{2})=km_{1}\mod n.\,}$

Özellikle belirtmek gerekirse, Paillier şifrelenmiş hali verilen iki mesajın çarpımının şifrelenmiş hali, gizli anahtar olmadan hesaplanamaz.

Temel Bilgiler

Paillier şifrelemesi ile, bazı ayrık logaritmaların (Ayrık logaritma) kolay bir biçimde hesaplanabileceği gösterilebilir. Örneğin, binom açılımı kullanarak,

${\displaystyle (1+x)^{n}=\sum _{k=0}^{n}{n \choose k}x^{k}=1+nx+{n \choose 2}x^{2}+higher\ powers\ of\ x}$

Yukarıdaki eşitlikten

${\displaystyle (1+n)^{x}\equiv 1+nx{\pmod {n^{2}}}}$

elde edilir. Buradan, eğer

${\displaystyle y=(1+n)^{x}\mod n^{2}}$

ise

${\displaystyle x\equiv {\frac {y-1}{n}}{\pmod {n}}}$

yazılabilir. Yani;

${\displaystyle L}$ fonksiyonu ${\displaystyle L(u)={\frac {u-1}{n}}}$ (tam sayı bölme işleminin bölümü) şeklinde tanımlanmak üzere ve ${\displaystyle x\in \mathbb {Z} _{n}}$ iken

${\displaystyle L((1+n)^{x}\mod n^{2})\equiv x{\pmod {n}}}$,

yazılabilir.

Anlamsal Güvenlik

Yukarıda belirtilen orijinal kriptosistem yukarıda gösterildiği gibi seçilmiş açık metin saldırılarına karşı anlamsal güvenlik sağlar (Seçilmiş açık metin saldırısı).

Bu sayfa, en Paillier Şifrelemesi maddesinden çevrilirken çeşitli sebeplerden dolayı çeviri yarım kalmıştır. Yardım etmek istiyorsanız, çalışmaya katılan kişilerle iletişime geçip, sayfanın durumunu onlara sorabilirsiniz. Sayfanın geçmişine baktığınızda, sayfa üzerinde çalışma yapanları görebilirsiniz.

Bu sayfa, Türkçe Paillier cryptosystem maddesinden çevrilmektedir. Siz de yardım etmek istiyorsanız ya da çeviri yarıda kalmışsa, çalışmaya katılan kişilerle veya çeviri grubu ile iletişime geçip, sayfanın durumunu onlara sorabilirsiniz. Sayfanın geçmişine baktığınızda, sayfa üzerinde çalışma yapanları görebilirsiniz.

Ayrıca bakınız

• Paillier’in tarihsel öncüsü Okamoto-Uchiyama Kriptosistemi.
• Paillier’in genelleştirilmiş hâli en:Damgård–Jurik cryptosystem.
• Paillier’in etkileşimli simülatörü 18 Şubat 2012 tarihinde Wayback Machine sitesinde arşivlendi. oylama uygulamasının örneğidir.
• Paillier şifrelemesinin etkileşimli demosu 16 Şubat 2012 tarihinde Wayback Machine sitesinde arşivlendi..
• Kriptografik yöntemler kullanılarak nasıl oylama yapılabileceğini gösteren googletechtalk videosu 23 Aralık 2011 tarihinde Wayback Machine sitesinde arşivlendi..

Kaynakça

• Paillier, Pascal (1999). "Public-Key Cryptosystems Based on Composite Degree Residuosity Classes". EUROCRYPT. Springer. pp. 223–238. doi:10.1007/3-540-48910-X_16
• Paillier, Pascal; Pointcheval, David (1999). "Efficient Public-Key Cryptosystems Provably Secure Against Active Adversaries". ASIACRYPT. Springer. pp. 165–179. doi:10.1007/978-3-540-48000-6_14
• Paillier, Pascal (1999). Cryptosystems Based on Composite Residuosity (Ph.D. thesis). École Nationale Supérieure des Télécommunications.
• Paillier, Pascal (2002). "Composite-Residuosity Based Cryptography: An Overview" (PDF). CryptoBytes. 5 (1). 20 Ekim 2006 tarihinde kaynağından (PDF) arşivlendi. Erişim tarihi: 22 Mayıs 2012.

1. Jonathan Katz, Yehuda Lindell, "Introduction to Modern Cryptography: Principles and Protocols," Chapman & Hall/CRC, 2007

Dış bağlantılar

• Homomorfik Şifreleme Projesi 29 Haziran 2012 tarihinde Wayback Machine sitesinde arşivlendi., Paillier şifrelemesinin homomorfik özellikleriyle beraber geliştirilmiş hâlidir.
• Encounter : Paillier şifrelemesinin ve buna dayana kriptografik sayaçların geliştirilmiş hâlini içeren açık kaynak kütüphane.