Introduzione alle curve ellittiche

Riassumendo... I principali problemi sui quali si basano i sistemi crittografici moderni sono: Il problema della fattorizzazione di interi grandi (Integer Factorization Problem – IFP ) Il problema del calcolo del logaritmo discreto su campi finiti (Discrete Logarithm Problem – DLP ) Il problema del calcolo del logaritmo discreto su curve ellittiche (Elliptic Curve Discrete Logarithm Problem – ECDLP )

Crittografia e curve ellittiche Negli ultimi tempi l’interesse degli appassionati di teoria dei numeri verso le curve ellittiche è andato crescendo, forse a causa del loro impiego per la famosa dimostrazione dell’ultimo teorema di Fermat da parte di Andrew Wiles I cifrari basati sulle curve ellittiche furono proposti in maniera indipendente da Victor Miller e Neal Koblitz verso la metà degli anni ottanta Le curve ellittiche possono interpretarsi come una “versione analogica” del concetto di gruppo moltiplicativo in un campo finito Per comprendere come questa particolare classe di cubiche possa essere impiegata per costruire una categoria di metodi crittografici, attualmente ritenuti i più sicuri, occorre introdurne le proprietà matematiche fondamentali

y2cy=x3axb curva supersingolare Le curve ellittiche Definizione 1 Sia K un campo di caratteristica p2,3 e sia x3+ax+b, con a,bK, un polinomio cubico privo di radici multiple; una curva ellittica su K è l’insieme costituito dalle coppie (x,y) con x,yK che soddisfano l’equazione y2=x3axb più un punto isolato O, detto punto all’infinito Se p=2, l’equazione delle curve ellittiche può assumere le due forme… y2cy=x3axb curva supersingolare y2xy=x3axb curva non supersingolare …e per p=3 y2=x3ax2bxc

Curve ellittiche reali

Le curve ellittiche Grafici delle curve ellittiche sul campo  di equazione (a) y2=x3x, (b) y2=x31, (c) y2=x35x6

Curva ellittica su numeri reali

Curva ellittica su numeri reali

Curve ellittiche su Zp

Curve ellittiche su Zp

Curve ellittiche su Zp

Le curve ellittiche Definizione 2 Sia E una curva ellittica su , e siano P e Q punti di E; si definiscono l’opposto di P e la somma PQ, in base alle seguenti regole Se P coincide con il punto all’infinito O, allora P=O e PQ=Q, cioè O è l’elemento neutro per l’addizione di punti Altrimenti, l’opposto P di P è il punto con ascissa x uguale a quella di P ed ordinata opposta, cioè P=(x,y) Se Q=P, PQ= O

Le curve ellittiche Se P e Q hanno ascisse distinte, allora r= PQ interseca la curva E esattamente in un ulteriore punto R (se r non è tangente ad E in P, nel qual caso R=P, o in Q, così che R=Q); se R è distinto da P e Q, PQ=R.

Le curve ellittiche Se P=Q, sia t la tangente alla curva in P e sia R (l’unico) ulteriore punto di intersezione di t con la curva, allora PQ=2P=R

Le curve ellittiche Come si calcolano le coordinate di PQ ? Se P=(x1,y1) e Q=(x2,y2) con x1x2, sia y=x l’equazione della retta r per P e Q (che non è verticale); in questo caso, =(y2y1)/(x2x1) e =y1x1; i punti di r, (x,x), giacciono anche sulla curva ellittica E se e solo se soddisfano l’uguaglianza x3(x)2axb=0

Curve ellittiche su Zp

Curve ellittiche su Zp

Curve ellittiche su Zp

Curve ellittiche

Curve ellittiche

Curve ellittiche

Curve ellittiche

Curve ellittiche

Curve ellittiche

Curve ellittiche

y3= y1[(y2y1)/(x2x1)](x1x3) Le curve ellittiche Due soluzioni dell’equazione cubica sono note e corrispondono ai punti P e Q; poiché in un polinomio monico di grado n, la somma delle radici coincide con il coefficiente del termine di grado n1, 2=x1x2x3, da cui… x3=[(y2y1)/(x2x1)]2x1x2 e y3= y1[(y2y1)/(x2x1)](x1x3) Un polinomio si dice monico se il coefficiente del termine di grado massimo è uguale ad 1.

Le curve ellittiche Se P=Q, =dy/dx=[f(x,y)/x]/[f(x,y)/y]|P, con f(x,y)=y2(x3axb), cioè =(3x12  a)/2y1, da cui… x3=[(3x12  a)/2y1]2 2x1 e y3= y1[(3x12  a)/2y1](x1x3) I punti di una curva ellittica E formano un gruppo abeliano relativamente all’operazione di somma

Le curve ellittiche

Le curve ellittiche Come in ogni gruppo abeliano, si userà la notazione nP, per indicare l’operazione di somma del punto P con se stesso effettuata n volte, se n>0, ovvero la somma di P con se stesso effettuata n volte, per n negativo Per definizione, il punto all’infinito O rappresenta il “terzo punto di intersezione” delle rette verticali con la curva E

Curve ellittiche su campi finiti Sia K il campo finito Zn, costituito da n = pq elementi Sia E una curva ellittica definita su Zn E è composta da al più 2n1 punti, il punto all’infinito O e 2n coppie (x,y)ZnZn, ovvero per ciascuna delle n possibili ascisse xZn esistono al più 2n ordinate yZn che soddisfano l’equazione di E In realtà, vale il seguente… Teorema di Hasse Sia N il numero di punti in Zn appartenenti ad una curva ellittica E, definita su Zn; vale la disuguaglianza |N  (n1)| 2n

Da plaintext a punti su E  1 Supponiamo di codificare il plaintext x come un intero r Sia E una curva ellittica definita su Zn, con n=pq, numero intero “grande” e dispari Un metodo probabilistico (non esistono algoritmi deterministici per risolvere questo problema!) per codificare r mediante Pr può essere schematizzato come segue: Si sceglie k (≤50 è sufficiente); sia 0≤r<R, e n>Rk Gli interi compresi fra 1 ed Rk possono essere scritti nella forma rkj, con 1≤j<k  si stabilisce una corrispondenza biunivoca fra detti interi ed un sottoinsieme degli elementi di Zn Per esempio, ciascun numero 1≤i<Rk può essere scritto come un intero ad s cifre in base p, ciascuna cifra del quale rappresenta il relativo coefficiente di un polinomio di grado s1, corrispondente ad un elemento di Zn

Da plaintext a punti su E  2 Pertanto, dato r, per ogni 1≤j<k, si ottiene un elemento xcZn, coincidente con rkj Per tale xc, si calcola y2=xc3axcb, e si cerca di estrarre la radice quadrata per calcolare il corrispondente valore di yc Se si riesce a calcolare un yc, tale che yc2=f(xc), si ottiene Pr=(xc, yc) Se invece tale yc non esiste, allora si incrementa j di un’unità e si riprova a calcolare yc a partire xc=rkj1

Da plaintext a punti su E  3 Posto di riuscire a trovare un xc t.c. esiste yc calcolato come sopra, per j≤k, r può essere ricalcolato da Pr=(xc,yc) come r=[(x1)k)], con xcx (mod n) e x Zn Poiché f(x) è un quadrato in Zn approssimativamente nel 50% dei casi (tale probabilità vale esattamente N/2n, che è molto vicino ad ½), la probabilità che il metodo proposto fallisca nel calcolare il punto Pr la cui coordinata xc è compresa fra rk1 e rkk è  2k

Crittosistemi su curve ellittiche I vantaggi dei crittosistemi costruiti attraverso curve ellittiche rispetto ai codici su campi finiti sono: Gran numero di gruppi abeliani (costituiti dai punti di una curva) che si possono costruire su uno stesso campo finito Non esistenza di algoritmi subesponenziali per risolvere il problema del logaritmo discreto su curve non supersingolari Chiavi più corte per garantire lo stesso grado di sicurezza

Crittosistemi su curve ellittiche Le curve ellittiche permettono di formulare un problema analogo a quello del logaritmo discreto su un campo finito (DLP, Discrete Logarithm Problem) Problema Siano dati una curva ellittica E su Zn ed un punto BE; il problema del logaritmo discreto su E in base B (ECDLP, Elliptic Curve Discrete Logarithm Problem) è dato PE trovare, se esiste, xZ tale che xB=P

Crittosistemi su curve ellittiche  3 Osservazioni Per i campi finiti esiste un algoritmo, detto index calculus, che permette di calcolare il logaritmo discreto (ovvero di risolvere il DLP) con complessità subesponenziale Tale algoritmo si fonda sulla definizione delle operazioni di somma e prodotto, e quindi non è applicabile sulle curve ellittiche che possiedono esclusivamente una struttura additiva La sicurezza dei crittosistemi su curve ellittiche risiede nell’attuale non conoscenza di algoritmi subesponenziali per risolvere l’ECDLP Esistono tuttavia algoritmi subesponenziali per particolari classi di curve ellittiche (in particolare per le curve supersingolari)

DiffieHellman su curve ellittiche Supponiamo che Alice e Bob vogliano accordarsi su una chiave segreta da utilizzare per un crittosistema classico Alice e Bob devono fissare un campo finito Zn, dove n=pr, ed una curva ellittica E definita su questo campo Il passo successivo consiste nel rendere pubblico un punto BE, detto base (che avrà un ruolo analogo al generatore g nel caso del DiffieHellman classico); non è necessario che B sia un generatore di E, ma si suppone che abbia ordine o “sufficientemente” grande Alice sceglie un numero a costituito dallo stesso numero di cifre (o), che terrà segreto, ed invia pubblicamente a Bob la quantità aB Allo stesso modo, Bob sceglie b dello stesso ordine di grandezza ed invia ad Alice la quantità bB Entrambi possono calcolare abB che servirà da chiave segreta

Esempio Sia data la curva ellittica y2=x3x1 e il suo punto B(1;1) Alice sceglie a=2, calcola aB e lo pubblica  aB=(2;3) Bob sceglie b=3, calcola bB e lo pubblica  bB= (13;47) La chiave segreta è abB, cioè il punto di coordinate 7082/2209 e 615609/103823

ElGamal su curve ellittiche Viene fissata una curva ellittica E su un campo Zn ed un punto BE Ogni utente sceglie un intero casuale a, che rappresenterà la sua chiave segreta, e pubblica aB Se Alice vuole spedire a Bob il messaggio ME, si attua il protocollo seguente Alice sceglie un intero casuale k ed invia a Bob la coppia (kB, Mk(bB)), dove (bB) e la chiave pubblica di Bob Bob può decodificare il messaggio originale calcolando M=Mk(bB)b(kB) utilizzando la propria chiave segreta b È evidente che un intruso che sapesse risolvere il problema ECDLP potrebbe ricavare b e da questo risalire al paintext

PGP  1 “What one man can invent another can discover.” [Sherlock Holmes] The Adventure of the Solitary Cyclist, Sir Arthur Conan Doyle Il programma PGP (Pretty Good Privacy, Philip R. Zimmerman, 1991) è a chiave pubblica e utilizza il seguente protocollo di comunicazione: Un utente invia la propria chiave pubblica ad un corrispondente; l’eventuale intercettazione è irrilevante; chiunque vi abbia accesso, infatti, può spedire posta cifrata al proprietario della chiave privata, ma una volta effettuata la cifratura di un messaggio, nemmeno l’autore è in grado di rileggerlo Il corrispondente codifica il messaggio con la chiave pubblica ricevuta e lo invia al proprietario della chiave; se anche il messaggio venisse intercettato, solo il legittimo destinatario, in possesso della chiave privata, è in grado di decifrarlo

PGP  2 Chiave di sessione Poiché la cifratura asimmetrica è molto più lenta della crittografia simmetrica, la tecnologia PGP utilizza un approccio ibrido al problema della sicurezza: Il messaggio viene inizialmente cifrato con un algoritmo di cifratura a chiave segreta (IDEA o CAST): viene automaticamente creata una chiave casuale temporanea, detta chiave di sessione, che viene utilizzata per cifrare soltanto quel documento La chiave di sessione viene a sua volta cifrata mediante la chiave pubblica del ricevente (RSA o DiffieHellman) Quando il messaggio giunge a destinazione, il ricevente utilizza la propria chiave privata per decifrare la chiave di sessione, che poi impiega per decifrare il messaggio

PGP  3 Firma digitale Per essere certo della provenienza di un messaggio, il destinatario può richiedere al mittente di apporre al messaggio la propria firma digitale, utilizzando la propria chiave privata: viene così creato un file cifrato che non può essere duplicato in alcun modo Chiunque sia in possesso della chiave pubblica del mittente può leggere la firma ed identificare la provenienza del messaggio Un documento, cui sia stata apposta una firma digitale, non può essere falsificato, né disconosciuto La possibilità di autenticare la provenienza e la sicurezza dei messaggi digitali hanno aperto la strada all’ecommerce: la cifratura e le firme digitali, infatti, hanno reso “sicuri” i pagamenti via Internet tramite carta di credito