Khắc phục lỗi và nâng cao tính hiệu quả cho các lược đồ chữ ký số dựa trên hai bài toán khó

KHẮC PHỤC LỖI VÀ NÂNG CAO TÍNH
HIỆU QUẢ CHO CÁC LƯỢC ĐỒ CHỮ KÝ
SỐ DỰA TRÊN HAI BÀI TOÁN KHÓ
Lều Đức Tân1, Hồ Kim Giàu2
1Học viện Kỹ thuật Mật mã
2Học viện Kỹ thuật Quân sự;
2Trường Sĩ quan Thông tin
Tóm tắt—Các lược đồ chữ ký số dựa trên hai bài
toán khó sẽ tăng tính an toàn hơn lược đồ dựa trên
một bài toán khó trong trường hợp một trong hai bài
toán khó có thể giải được. Những năm qua có nhiều
nghiên cứu đề xuất lược đồ chữ ký số dựa trên hai
bài toán khó là bài toán logarit rời rạc và phân tích
số. Trong đó, có thể kể đến hai lược đồ đã công bố
là Rabin-Schnorr và RSA-Schnorr [1]. Trong bài báo
này, chúng tôi chỉ ra một số lỗi dẫn đến việc có thể
giả mạo chữ ký hoặc lược đồ chỉ phụ thuộc vào một
bài toán khó của hai lược đồ trên, đồng thời đưa ra
nhược điểm dẫn đến tính không hiệu quả của các lược
đồ này. Ngoài ra, bài báo cũng đề xuất một lược đồ
chữ ký số mới dựa trên hai bài toán khó mà thuật
toán ký hiệu quả hơn lược đồ Rabin-Schnorr.
Từ khóa—Chữ ký số, logarit rời rạc, phân tích số,
hai bài toán khó.
I. GIỚI THIỆU
Chữ ký số được dùng để xác thực về nguồn gốc
và tính toàn vẹn của thông tin. Các thuật toán chữ
ký số thường dựa trên hai hệ mật phổ biến là RSA
và Elgamal. Hệ mật RSA dựa trên độ khó của bài
toán phân tích thừa số nguyên tố. Elgamal dựa trên
độ khó của bài toán logarit rời rạc. Các lược đồ chữ
ký số có độ an toàn dựa trên tính khó của hai bài
toán khó được quan tâm từ năm 1994 do L. Harn đề
xuất [2] và liên tục sau đó các công bố vào năm 2008
của ba tác giả E. S. Ismail, N. M. F. Tahat và R. R.
Amad [3], của E. S. Dermova năm 2009 [4], của S.
Vishnoi và Shrivastava năm 2012 [5], của Binh V.
Do, Minh H. Nguyên, Nikolay A. Moldovyal, năm
2013 [1],... Cùng với chúng là những phân tích chỉ
ra thực chất về độ an toàn của chúng như phân tích
Tác giả liên hệ: Hồ Kim Giàu
Email: hkgiau@gmail.com
Đến tòa soạn: 2/2020, chỉnh sửa: 4/2020, chấp nhận đăng:
4/2020;
của N. Y. Lee và T. Hwang về lược đồ của Harn công
bố năm 1996 [6], phân tích của Shin-Yan Chiou và
Yi-Xuan He về giao thức của Vishnoi và Shrivastava
công bố năm 2013 [7]... Tóm lại chỉ còn hai lược đồ
đưa ra trong [1] là đúng nghĩa với việc có độ an toàn
dựa trên tính khó của hai bài toán khó đó là lược đồ
Rabin-Schnorr và RSA-Schnorr. Trong bài báo này
chúng tôi trình bày hai nội dung đó là:
• Chỉ ra một số lỗi dẫn đến việc dễ giả mạo hoặc
dẫn đến việc chỉ phụ thuộc vào một bài toán khó
của hai lược đồ Rabin-Schnorr và RSA-Schnorr.
Tiếp đến chỉ ra nhược điểm dẫn đến tính không
hiệu quả của các lược đồ này.
• Công bố một lược đồ Williams-Rabin-Schnorr
với thuật toán ký hiệu quả hơn hẳn thuật toán
ký của lược đồ Rabin-Schnorr.
Phần còn lại của bài báo được tổ chức như sau:
Trong phần 2, chúng tôi trình bày một số kết quả
làm cơ sở cho việc đánh giá tính hiệu quả của các
thuật toán chữ ký số. Phần 3 giới thiệu, phân tích các
lỗi của hai lược đồ Rabin-Schnorr và RSA-Schnorr,
và đưa ra các lược đồ sửa đổi tương ứng; phần 4 đề
xuất lược đồ WR-Schnorr bằng cách thay thế lược đồ
Rabin trong Rabin-Schnorr bằng lược đồ Williams-
Rabin (WR); cuối cùng là kết luận và tài liệu tham
khảo.
II. MỘT SỐ KẾT QUẢ LÀM CƠ SỞ CHO VIỆC ĐÁNH
GIÁ TÍNH HIỆU QUẢ
Các kết quả trình bày trong mục này bạn đọc có
thể tìm trong các tài liệu. [8], [9], [10].
A. Một số ký hiệu
• len(a) : Số bít tối thiểu để biểu diễn nhị phân
số nguyên dương a, còn gọi là độ dài của a.
• tM (N): Chi phí trung bình cho một phép nhân
hai số N-bít.
• tRed(N): Chi phí trung bình cho một phép rút
gọn một số 2N-bít theo modulo N-bít.
• tm(N): Chi phí trung bình cho một phép nhân
rút gọn theo modulo n với len(n) = N.
• texp(N,L): Chi phí trung bình cho một phép
tính ae mod n với len(e) = N và len(n) = L.
• tinv(N): Chi phí trung bình cho một phép tính
a−1 mod n với len(n) = N.
• tH : Chi phí trung bình cho một phép tính hàm
H: {0, 1}∞ → {0, 1}h.
• tgcd(N): Chi phí trung bình cho một phép tính
gcd(a, b) với len(a), len(b) ≤ N.
• tJacobi(N): Chi phí trung bình cho một phép
tính ( an ) với len(n) = N.
B. Một số kết quả
Theo phương pháp Karatsuba thì:
tM (N) = O(N
ln3/ln2) (phép toán bit).
Theo phương pháp Mongomegy hoặc Barrett thì:
tRed(N) = 2.tM (N).
tinv(N) = tgcd(N) = tJacobi(N) = O(N
2) (phép
toán bit).
C. Một số quy đổi
tm(N) = 3.tM (N).
tm(L) = 3
log2(L/N) × tm(N) (1)
Đặc biệt
tm(2N) ≈ 3× tm(N) (2)
Theo phương pháp bình phương-nhân thì
texp(N,L) = 1.5×N × tm(L) (3)
Theo phương pháp nhị phân thì
tinv(N) = tgcd(N) = tJacobi(N) ≈
√
N.tM (N)
(4)
Công thức Garner
Cho n = p.q là tích của hai số nguyên tố khác
nhau. Khi đó với mỗi a ∈ Zn, ký hiệu ap = a mod
p, aq = a mod q, thì:
a = (c(ap − aq) + aq)mod n (5)
với c = q.(q−1 mod p) (6)
giá trị a được xác định từ (ap, aq) được ký hiệu là
CRT (ap, aq).
D. Bảng kích thước tương đương về độ an toàn của
các tham số RSA và logarit rời rạc (DL)
Tham số L = len(p) đối với DL và L = len(n) đối
với RSA.
Tham số N = len(q) đối với DL.
Bảng I
KÍCH THƯỚC TƯƠNG ĐƯƠNG VỀ ĐỘ AN TOÀN CỦA CÁC THAM
SỐ RSA VÀ DL
N 160 224 256 384 512
L 1024 2048 3072 8192 15360
III. PHÂN TÍCH HAI LƯỢC ĐỒ RABIN-SCHNORR VÀ
RSA-SCHNORR
A. Lược đồ Rabin-Schnorr và RSA-Schnorr [1]
1) Các tham số: Hai lược đồ Rabin-Schnorr và
RSA-Schnorr có chung bộ tham số miền đó là:
• Kích thước modulo L.
• Tập các thông báo M = {0, 1}∞.
• Tập các chữ ký S = N× N.
• Hàm tóm lược H:{0, 1}∞ → {0, 1}h. Giá trị h
được gọi là độ dài tóm lược.
Mỗi thành viên tương ứng với bộ các tham số sau:
• Số nguyên tố p có dạng p = 2.n+ 1 với len(p)
= L.
• Hợp số n có dạng n = q.q′ là hai số nguyên tố
lẻ khác nhau sao cho việc phân tích n ra thừa số
là khó (với lược đồ Rabin-Schnorr thì q, q′ ≡ 3
(mod 4)).
• Phần tử sinh g có cấp bằng n.
• Tham số mật x ∈ 〈g〉 (nhóm cyclic sinh bởi g
trong GF(p)) và tham số công khai y = gx mod
p (với lược đồ RSA-Schnorr thêm số mũ mật d,
số mũ công khai e thỏa mãn e.d mod φ(n) = 1
với φ là số Euler).
Khi này khóa ký và ... abin-Schnorr và theo chúng tôi cũng
cần sửa đổi bước 4 trong thuật toán ký của lược đồ
này giống như đã sửa đối với lược đồ Rabin-Schnorr.
Chú ý 1. Với n là tích của hai số nguyên tố khác
nhau q và q′ ta có:
(gcd(a, n) 6= 1)⇔ (a mod q = 0) hoặc (a mod q′
= 0).
2) Nâng cao tính hiệu quả cho lược đồ Rabin-
Schnorr và RSA-Schnorr: Xuất phát từ lược đồ
ElGamal, các lược đồ phát triển của nó như DSA,
GOST, Schnorr,... nhằm đạt được tính hiệu quả cao
đều có chung một giải pháp đó là đưa thêm vào tham
số miền N vừa đủ lớn sao cho bài toán tìm các logarit
trong nhóm 〈g〉 có kích thước N-bít là "khó". Khi này
các lược đồ cải biên đều có hai đặc điểm:
• Thứ nhất. Kích thước chữ ký chỉ là 2.N bít.
• Thứ hai. Các phép tính lũy thừa có số mũ N-bít.
Trong khi cả hai lược đồ được trình bày ở trên luôn
có kích thước nhóm đúng bằng L - 1. Nếu như các
phép lũy thừa trong các thuật toán kiểm tra thường
có số mũ là (L - 1)-bít thì phép lũy thừa trong thuật
toán ký có thể điểu khiển được.
Chúng tôi có một số khuyến nghị như sau:
• Thứ nhất. Đưa vào tham số miền N giống như
các cải biên nếu trên cụ thể nó được lấy tương
ứng với L theo bảng I, khi này bước 1 của các
thuật toán ký nên chỉ là k ∈R (2N−1, 2N ).
Tương tự tham số mật x cũng chỉ cần là x ∈R
(2N−1, 2N ).
Tham số h = N .
• Thứ hai. Số mũ công khai e nên có dạng 2t+1,
thậm chí lấy cố định là 216 +1 như khuyến cáo
đối với lược đồ RSA.
• Thứ ba. Đối với lược đồ Rabin-Schnorr, người
ký tính sẵn và lưu như một tham số mật giá trị
c = q.(q−1 mod p) mod n. Khi này chi phí cho
việc tính CRT (x, y) chỉ còn là tm(L).
C. Các lược đồ sau khi sửa đổi
1) Các tham số: Các tham số cho lược đồ Rabin-
Schnorr và RSA-Schnorr giống như nêu trong mục
III-A1 với một số bổ sung sau:
• Hàm tóm lược H:{0, 1}∞ → {0, 1}N .
• Tham số mật x ∈R (2N−1, 2N ).
• Số mũ công khai e = 216 + 1 dùng cho RSA-
Schnorr.
• Tham số mật của người ký c = q.(q−1 mod p)
dùng cho Rabin-Schnorr.
Khi này khóa ký và khóa kiểm tra chữ ký:
• Trong lược đồ Rabin-Schnorr lần lượt là:
(p, n, q, q′, x, c) và (p, n, y).
• Trong lược đồ RSA-Schnorr lần lượt là:
(p, n, q, q′, d, x) và (p, n, e, y).
2) Lược đồ Rabin-Schnorr sửa đổi: Thuật toán
5,6.
Thuật toán 5: Thuật toán tạo chữ ký của
người có khóa ký là (p, n, q, q′, x, c)
Input: m ∈M
Output: (r, s) ∈ S
1 k ∈R (2N−1, 2N )
2 u← gk mod p
3 r ← H(m||u)
4 a← (k − x.r) mod n
5 aq ← a mod q; a′q ← a mod q′
6 if ((aq = 0) or (aq′ = 0)) then goto 1. (thay
cho gcd(a, n) 6= 1)
7 if ((aq ) = −1) or (( aq′ ) = −1) then goto 1
8 sq ← (aq)(q+1)/4 mod q; s′q ← (aq′)(q
′+1)/4
mod q′
9 s← (c.(sq − sq′) + sq′) mod n
10 if (s ≥ n/2) then s← n− s
11 return (r, s)
Thuật toán 6: Thuật toán kiểm tra chữ ký
của người có khóa kiểm tra là (p, n, y)
Input: (m, (r, s)) ∈M × S
Output: "Accept" nếu chữ ký là hợp lệ và
"Reject" trong trường hợp ngược lại
1 if (s ≥ n/2) then return "Reject"
2 a← s2 mod n
3 u← ga.yr mod p
4 r′ ← H(m||u)
5 If (r = r′) then return "Accept"
6 Else return "Reject"
3) Lược đồ RSA-Schnorr sửa đổi: Thuật toán 7,8.
D. So sánh chi phí giữa những cặp lược đồ gốc và
sửa đổi
Do những sửa đổi nêu ra trong mục III-B2 nhằm
tăng tính hiệu quả chủ yếu trong các thuật toán tạo
chữ ký cho nên ở đây chúng tôi chỉ đánh giá trong
từng cặp thuật toán này. Trong phân tích của chúng
tôi luôn giả thiết các cặp thuật toán cùng sử dụng
việc lưu giá trị c để tính CRT và dùng chung số mũ
e.
Mệnh đề 1. Chi phí thuật toán ký của lược đồ Rabin-
Schnorr sửa đổi ít hơn của Rabin-Schnorr là:
4.(1, 5.(L−N)− 1).tm(L) (7)
Thuật toán 7: Thuật toán tạo chữ ký của
người có khóa ký là (p, n, q, q′, d, x)
Input: m ∈M
Output: (r, s) ∈ S
1 k ∈R (2N−1, 2N )
2 u← gk mod p
3 r ← H(m||u)
4 a← (k − x.r) mod n
5 aq ← a mod q; aq′ ← a mod q′
6 if ((aq = 0) or (aq′ = 0)) then goto 1. (thay
cho gcd(a, n) 6= 1)
7 sq ← (aq)d mod q mod q; sq′ ← (aq′)d mod q′
mod q′
8 s← (c.(sq − sq′) + sq′ mod n
9 return (r, s)
Thuật toán 8: Thuật toán kiểm tra chữ ký
của người có khóa kiểm tra là (p, n, e, y)
Input: (m, (r, s)) ∈M × S
Output: "Accept" nếu chữ ký là hợp lệ và
"Reject" trong trường hợp ngược lại
1 a← se mod n
2 u← ga.yr mod p
3 r′ ← H(m||u)
4 If (r = r′) then return "Accept"
5 Else return "Reject"
Chứng minh
Sự khác nhau giữa hai thuật toán là tham số k ở
thuật toán 1 là số L-bít, còn ở thuật toán 5 là N-
bít như vậy chi phí cho việc tính giá trị gk mod p
của hai thuật toán theo công thức (3) lần lượt sẽ là
1, 5.L.tm(L) và 1, 5.N.tm(L). Đối với thuật toán sửa
đổi có thêm việc kiểm tra ((aq = 0) or (aq′ = 0)) có
chi phí 2.tRed(L2 ) < tm(L).
Biết rằng xác suất để (aq ) = −1 (hoặc tương tự
( aq′ )=-1) bằng 0,5 nên để qua được bước 5 của thuật
toán 1 (tương tự bước 6 của thuật toán 5) trung bình
cần thực hiện 4 lần kiểm tra (aq ) = −1 or ( aq′ ) = −1.
Như vậy hiệu chi phí giữa thuật toán 1 và 5 sẽ là
4.(1, 5.L−(1, 5.N+1)).tm(L) = 4.(1, 5.(L−N)−
1).tm(L).
Và đây là điều cần chứng minh.
Lập luận hoàn toàn tương tự đối với cặp lược RSA-
Schnorr ta có.
Mệnh đề 2. Chi phí thuật toán ký của lược đồ RSA-
Schnorr sửa đổi ít hơn của RSA-Schnorr là
(1, 5.(L−N)− 1).tm(L) (8)
Từ (7) và (8) ta tính được chi phí (theo đơn vị
tm(L)) tiết kiệm được khi sử dụng các lược đồ sửa
đổi so với lược đồ ban đầu cho trong bảng 2 dưới
đây.
Bảng II
CHI PHÍ TIẾT KIỆM ĐƯỢC KHI LƯỢC ĐỒ SỬA ĐỔI ỨNG VỚI CẶP
(L, N) CHO TRONG BẢNG I
N 160 224 256 384 512
L 1024 2048 3072 8192 15360
Rabin-Schnorr 5180 10940 16892 46844 89084
RSA-Schnorr 1295 2735 4223 11711 22271
IV. LƯỢC ĐỒ WR-SCHNORR
Lược đồ WR-Schnorr mà chúng tôi đưa ra trong
phần này là sự thay thế lược đồ Rabin trong Rabin-
Schnorr bằng lược đồ Williams-Rabin (WR) do
Williams công bố vào năm 1980 [11]. Cơ sở để lược
đồ WR ưu việt hơn hẳn Rabin trong thuật toán tạo
chữ ký cho trong bổ đề 1 trình bày trong mục IV-A
dưới đây.
A. Kết quả bổ trợ
Bổ đề 1. Cho n = p.q với p ≡ 3 (mod 8), q ≡ 7
(mod 8) là hai số nguyên tố. Khi đó với mọi a ∈ Z∗n
thì giá trị b xác định theo công thức sau:
b =

a ∈ QR(n) khi (a
p
) = 1, (
a
q
) = 1
−2a ∈ QR(n) khi (a
p
) = 1, (
a
q
) = −1
2a ∈ QR(n) khi (a
p
) = −1, (a
q
) = 1
−a ∈ QR(n) khi (a
p
) = −1, (a
q
) = −1
(9)
Sẽ thoả mãn:
1)
(
b
p
) = (
b
q
) = 1.
2) Hơn nữa nếu ký hiệu:
rp = b
(p+1)/4, rq = b
(q+1)/4
và c = q.(q−1 mod p) (10)
thì giá trị:
r = (c.(rp − rq) + rq) mod n (11)
Thỏa mãn r2 ≡ b (mod n). (12)
B. Lược đồ WR-Schnorr
Tham số miền. Tham số miền giống như của
Rabin-Schnorr sửa đổi nhưng thêm:
• q ≡ 3 (mod 8) và q′ ≡ 7 (mod 8).
• Tập chữ ký S = {±1} × {±1} × N× N.
Lược đồ WR-Schnorr được trình bày trong thuật toán
9, 10.
Thuật toán 9: Thuật toán tạo chữ ký của
người có khóa ký là (p, n, q, q′, c, x)
Input: m ∈ {0, 1}∞
Output: (u, v, r, s) ∈ {±1} × {±1} × N× N
1 k ∈R (2N−1, 2N )
2 w ← gk mod p
3 r ← H(m||w)
4 a← (k − x.r) mod n
5 aq ← a mod q; aq′ ← a mod q′
6 if ((aq = 0) or (aq′ = 0)) then goto 1. (thay
cho gcd(a, n) 6= 1)
7 u← (aqq ); v ← (
aq′
q′ )
8 if (u 6= v) then a← 2.a mod n
9 if (v = −1) then a← n− a
10 sq ← a(q+1)/4 mod q; s′q ← a(q
′+1)/4 mod q′
11 s← (c.(sq − s′q) + s′q) mod n
12 if (s ≥ n/2) then s← n− s
13 return (u, v, r, s)
Thuật toán 10: Thuật toán kiểm tra chữ ký
của người có khóa kiểm tra là (p, n, q, q′, x)
Input: (m, (u, v, r, s)) ∈M × S
Output: "Accept" nếu chữ ký là hợp lệ và
"Reject" trong trường hợp ngược lại
1 if (s ≥ n/2) return "Reject"
2 b← s2 mod n
3 if (u 6= v) then b← b/2 mod n
4 if (v = −1) then b← n− b
5 w ← gb.yr mod p
6 r′ ← H(m||w)
7 If (r = r′) then return "Accept"
8 Else return "Reject"
C. Tính đúng đắn của lược đồ WR-Schnorr
Tính đúng đắn của lược đồ WR-Schnorr được cho
trong kết quả sau.
Mệnh đề 3. Lược đồ WR-Schnorr là đúng đắn.
Chứng minh
Giả sử (u, v, r, s) là chữ ký được tạo từ thuật toán 9
của người giữ tham số mật (p, n, q, q′, c, x) lên thông
báo m. Nếu ký hiệu a = (k − x.r) mod n (giá trị
tính được ở bước 4 và qua được bước 6), còn b là giá
trị a tính được sau bước 9. Với tác động của bước 8
và bước 9 ta có:
b = a ⇔ u = v = 1.
b = −2.a ⇔ u = 1 và v = −1.
b = 2.a ⇔ u = −1 và v = 1.
b = −a ⇔ u = −1 và v = −1.
Theo bổ đề 1 thì giá trị s tính được ở bước 11 sẽ
thỏa mãn:
s2 mod n = b.
Bây giờ ký hiệu ngược lại b là giá trị tính được ở
bước 2 thuật toán 10 còn a là giá trị b tính được sau
bước 4 của thuật toán này ta có:
a = b ⇔ u = v = 1.
a = −b/2 ⇔ u = 1 và v = −1.
a = b/2 ⇔ u = −1 và v = 1.
a = −b ⇔ u = −1 và v = −1.
Từ hai kết quả trên thì giá trị b tính được sau bước 4
của thuật toán 10 chính là giá trị a tính được ở bước
4 trong thuật toán 9 hay
b = (k − x.r) mod n.
Như vậy giá trị w tính được tại bước 5 trong thuật
toán 10 là
w ≡ gb.yr ≡ g(k−x.r).yr ≡ gk (mod p)
đúng bằng giá trị w tính được ở bước 2 thuật toán
9. Điều này dẫn đến hai giá trị r tính ở bước 3 thuật
toán 9 và r′ tính ở bước 6 thuật toán 10 là trùng nhau,
hay đầu ra của thuật toán 10 là "Accept". Mệnh đề
đã được chứng minh.
D. Tính hiệu quả của lược đồ Williams-Rabin
Biết rằng trong hai lược đồ chữ ký dựa trên hai bài
toán khó Rabin-Schnorr sửa đổi và RSA-Schnorr sửa
đổi thì thuật toán ký của lược đồ thứ hai hiệu quả
hơn nhưng thuật toán kiểm tra chữ ký thì ngược lại.
Để có những kết luận về tính hiệu quả của lược đồ
mới thành lập chúng tôi sẽ thực hiện so sánh thuật
toán ký của nó với lược đồ thứ hai và so sánh thuật
toán kiểm tra với lược đồ thứ nhất. Kết quả chop
trong mệnh đề sau.
Mệnh đề 4. Chi phí cho thuật toán thứ j, ký hiệu là
Tj(j = 5, 6, 7, 8, 9 và 10). Ta có:
T9 − T7 = 2.tJacobi(L/2). (13)
T10 = T6. (14)
Chú ý, do
b/2 mod n =
[
(b+ n) 1 khi b lẻ
b 1 khi b chẵn
nên phép toán này được bỏ qua trong công thức.
E. Tính an toàn của lược đồ WR-Schnorr
Lặp lại việc chứng minh tính an toàn của lược đồ
Rabin-Schnorr trong [1] ta có kết quả sau.
Mệnh đề 5. Lược đồ WR-Schnorr có độ an toàn dựa
vào tính khó giải của đồng thời hai bài toán phân
tích số và bài toán logarit rời rạc.
V. KẾT LUẬN
Trong bài báo này, chúng tôi đã phân tích một
số lỗi có thể xảy ra đối với hai lược đồ chữ ký số
Rabin-Schnorr và RSA-Schnorr, đồng thời đưa ra các
khuyến nghị và sửa đổi cho hai lược đồ này để hạn
chế lỗi. Ngoài ra, chúng tôi còn đề xuất một thuật
toán chữ ký số mới bằng cách thay thế lược đồ Rabin
trong Rabin-Schnorr bằng lược đồ Williams-Rabin.
Lược đồ đề xuất có thuật toán tạo chữ ký hiệu quả
hơn lược đồ Rabin-Schnorr mà vẫn đảm bảo được độ
an toàn do vẫn dựa trên hai bài toán khó.
TÀI LIỆU THAM KHẢO
[1] B. V. Do, M. H. Nguyen, and N. A. Moldovyan, “Digital
signature schemes from two hard problems,” in Multimedia
and Ubiquitous Engineering. Springer, 2013, pp. 817–825.
[2] L. Harn, “Public-key cryptosystem design based on factor-
ing and discrete logarithms,” IEE Proceedings-Computers
and Digital Techniques, vol. 141, no. 3, pp. 193–195, 1994.
[3] E. S. Ismail, N. Tahat, and R. R. Ahmad, “A new digital sig-
nature scheme based on factoring and discrete logarithms,”
Journal of mathematics and statistics, vol. 4, no. 4, pp.
222–225, 2008.
[4] E. S. Dermova, “Information authentication protocols on
two hard problems. ph. d. dissertation,” Ph.D. dissertation,
St. Petersburg State Electrotechnical University St. Peters-
burg, Russia, 2009.
[5] S. Vishnoi and V. Shrivastava, “A new digitalsignature
algorithm based on factorization and discrete logarithm
problem,” 2012.
[6] N.-Y. Lee and T. Hwang, “Modified harn signature
scheme based on factorising and discrete logarithms,” IEE
Proceedings-Computers and Digital Techniques, vol. 143,
no. 3, pp. 196–198, 1996.
[7] S. Chiou and Y. He, “Remarks on new digital signature
algorithm based on factorization and discrete logarithm
problem,” International Journal of Computer Trends and
Technology (IJCTT), vol. 4, pp. 3322–3324, 2013.
[8] J. Katz, A. J. Menezes, P. C. Van Oorschot, and S. A.
Vanstone, Handbook of applied cryptography. CRC press,
1996.
[9] R. Crandall and C. B. Pomerance, Prime numbers: a
computational perspective. Springer Science & Business
Media, 2006, vol. 182.
[10] D. Hankerson, A. J. Menezes, and S. Vanstone, Guide to
elliptic curve cryptography. Springer Science & Business
Media, 2006.
[11] H. Williams, “A modification of the rsa public-key encryp-
tion procedure (corresp.),” IEEE Transactions on Informa-
tion Theory, vol. 26, no. 6, pp. 726–729, 1980.
FIX BUGS AND ENHANCE EFFICIENCY
FOR THE DIGITAL SIGNATURE SCHEME
BASED ON TWO HARD PROBLEMS
Abstract: Digital signature schemes based on two
hard problems will be higher security than the
scheme based on a single hard problem in case one
of the two hard problems was solved. In recent years,
many researchers have proposed the digital signature
scheme based on the discrete logarithm problem and
integer factorization problem. In particular, two pub-
lished schemes are Rabin-Schnorr and RSA-Schnorr
[1]. In this paper, we point out some bugs that lead
to the possibility of forging signatures or schemes
depending only on a single hard problem of the two
proposed schemes, and the disadvantages leading to
inefficiency of these schemes. In addition, this paper
proposes a new digital signature scheme based on
two hard problems that it is more efficient than the
Rabin-Schnorr scheme in the signing algorithm.
Keywords: Digital signature, discrete logarithm
problem, integer factorization problem, two hard
problems.
Lều Đức Tân là Tiến sĩ toán học, từng công tác tại Học viện Kỹ
thuật Mật mã, hiện nay đã nghỉ hưu. Hướng nghiên cứu chính:
toán học và mật mã.
Hồ Kim Giàu Tốt nghiệp Đại học Khoa
học - Tự nhiên, TP. Hồ Chí Minh năm
2005. Nhận bằng Thạc sỹ tại Học viện
Bưu chính Viễn thông TP. Hồ Chí Minh
năm 2011. Đơn vị công tác: Trường Đại
học Thông tin liên lạc, Khánh Hoà. Hiện
đang làm nghiên cứu sinh tại Học viện Kỹ
thuật Quân sự. Email: hkgiau@gmail.com.
Hướng nghiên cứu hiện nay: An toàn và
bảo mật thông tin.