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-\begin{algorithmus}[Divide-and-conquer] -\label{buch:crypto:algo:divide-and-conquer} -Sei $a=a_0 + a_12^1 + a_22^2 + \dots + a_k2^k$ die Binärdarstellung -der Zahl $a$. -\begin{enumerate} -\item setze $f=g$, $x=1$, $i=0$ -\label{divide-and-conquer-1} -\item solange $i\ge k$ ist, führe aus -\label{divide-and-conquer-2} -\begin{enumerate} -\item -\label{divide-and-conquer-3} -falls $a_i=1$ setze $x \coloneqq x \cdot f$ -\item -\label{divide-and-conquer-4} -$i \coloneqq i+1$ und $f\coloneqq f\cdot f$ -\end{enumerate} -\end{enumerate} -Die Potenz $x=g^a$ kann so in $O(\log_2a)$ Multiplikationen -berechnet werden. -\end{algorithmus} - -\begin{proof}[Beweis] -Die Initalisierung in Schritt~\ref{divide-and-conquer-1} stellt sicher, -dass $x$ den Wert $g^0$ hat. -Schritt~\ref{divide-and-conquer-4} stellt sicher, -dass die Variable $f$ immer den Wert $g^{2^i}$ hat. -Im Schritt~\ref{divide-and-conquer-3} wird zu $x$ die Potenz -$g^{a_i2^i}$ hinzumultipliziert. -Am Ende des Algorithmus hat daher $x$ den Wert -\[ -x = g^{a_02^0} \cdot g^{a_12^1} \cdot g^{a_22^2} \cdot\ldots\cdot 2^{a_k2^k} -= -g^{a_0+a_12+a_22^2+\dots+a_k2^k} -= -g^a. -\] -Die Schleife wird $\lfloor1+\log_2ab\rfloor$ mal durchlaufen. -In jedem Fall wird auf jeden Fall die Multiplikation in -Schritt~\ref{divide-and-conquer-4} durchgeführt -und im schlimmsten Fall auch noch die Multiplikation in -Schritt~\ref{divide-and-conquer-3}. -Es werden also nicht mehr als $2\lfloor 1+\log_2a\rfloor=O(\log_2a)$ -Multiplikationen durchgeführt. -\end{proof} - -\begin{beispiel} -Man berechne die Potenz $7^{2021}$ in $\mathbb{F}_p$. -Die Binärdarstellung von 2021 ist $2021_{10}=\texttt{11111100101}_2$. -Wir stellen die nötigen Operationen des -Algorithmus~\ref{buch:crypto:algo:divide-and-conquer} in der folgenden -Tabelle -\begin{center} -\begin{tabular}{|>{$}r<{$}|>{$}r<{$}|>{$}r<{$}|>{$}r<{$}|} -\hline - i& f& a_i& x\\ -\hline - 0& 7& 1& 7\\ - 1& 49& 0& 7\\ - 2&1110& 1& 24\\ - 3& 486& 0& 24\\ - 4&1234& 0& 24\\ - 5& 667& 1& 516\\ - 6& 785& 1& 977\\ - 7& 418& 1& 430\\ - 8& 439& 1& 284\\ - 9& 362& 1& 819\\ -10& 653& 1& 333\\ -\hline -\end{tabular} -\end{center} -Daraus liest man ab, dass $7^{2021}=333\in\mathbb{F}_{1291}$. -\end{beispiel} - -Die Tabelle suggeriert, dass die Potenzen von $g$ ``wild'', also -scheinbar ohne System in $\mathbb{F}_p$ herumspringen. -Dies deutet an, dass die Umkehrung der Exponentialfunktion in $\mathbb{F}_p$ -schwierig ist. -Die Umkehrfunktion der Exponentialfunktion, die Umkehrfunktion von -$x\mapsto g^x$ in $\mathbb{F}_p$ heisst der {\em diskrete Logarithmus}. -\index{diskreter Logarithmus}% -Tatsächlich ist der diskrete Logarithmus ähnlich schwierig zu bestimmen -wie das Faktorisieren von Zahlen, die das Produkt grosser -Primafaktoren ähnlicher Grössenordnung wie $p$ sind. -Die Funktion $x\mapsto g^x$ ist die gesuchte, schwierig zu invertierende -Funktion. - -Auf dern ersten Blick scheint der -Algorithmus~\ref{buch:crypto:algo:divide-and-conquer} -den Nachteil zu haben, dass erst die Binärdarstellung der Zahl $a$ -ermittelt werden muss. -In einem Computer ist dies aber normalerweise kein Problem, da $a$ -im Computer ohnehin binär dargestellt ist. -Die Binärziffern werden in der Reihenfolge vom niederwertigsten zum -höchstwertigen Bit benötigt. -Die folgende Modifikation des Algorithmus ermittelt laufend -auch die Binärstellen von $a$. -Die dazu notwendigen Operationen sind im Binärsystem besonders -effizient implementierbar, die Division durch 2 ist ein Bitshift, der -Rest ist einfach das niederwertigste Bit der Zahl. - -\begin{algorithmus} -\label{buch:crypto:algo:divide-and-conquer2} -\begin{enumerate} -\item -Setze $f=g$, $x=1$, $i=0$ -\item -Solange $a>0$ ist, führe aus -\begin{enumerate} -\item -Verwende den euklidischen Algorithmus um $r$ und $b$ zu bestimmen mit $a=2b+r$ -\item -Falls $r=1$ setze $x \coloneqq x \cdot f$ -\item -$i \coloneqq i+1$, $a = b$ und $f\coloneqq f\cdot f$ -\end{enumerate} -\end{enumerate} -Die Potenz $x=g^a$ kann so in $O(\log_2a)$ Multiplikationen -berechnet werden. -\end{algorithmus} - - -% -% Diffie-Hellman Schlüsseltausch -% -\subsection{Diffie-Hellman-Schlüsseltausch -\label{buch:subsection:diffie-hellman}} -Eine Grundaufgabe der Verschlüsselung im Internet ist, dass zwei -Kommunikationspartner einen gemeinsamen Schlüssel für die Verschlüsselung -der Daten aushandeln können müssen. -Es muss davon ausgegangen werden, dass die Kommunikation abgehört wird. -Trotzdem soll es für einen Lauscher nicht möglich sein, den -ausgehandelten Schlüssel zu ermitteln. - -% XXX Historisches zu Diffie und Hellman - -Die beiden Partner $A$ und $B$ einigen sich zunächst auf eine Zahl $g$, -die öffentlich bekannt sein darf. -Weiter erzeugen sie eine zufällige Zahl $a$ und $b$, die sie geheim -halten. -Das Verfahren soll aus diesen beiden Zahlen einen Schlüssel erzeugen, -den beide Partner berechnen können, ohne dass sie $a$ oder $b$ -übermitteln müssen. -Die beiden Zahlen werden daher auch die privaten Schlüssel genannt. - -Die Idee von Diffie und Hellman ist jetzt, die Werte $x=g^a$ und $y=g^b$ -zu übertragen. -In $\mathbb{R}$ würden dadurch natürlich dem Lauscher auch $a$ offenbart, -er könnte einfach $a=\log_g x$ berechnen. -Ebenso kann auch $b$ als $b=\log_g y$ erhalten werden, die beiden -privaten Schlüssel wären also nicht mehr privat. -Statt der Potenzfunktion in $\mathbb{R}$ muss also eine Funktion -verwendet werden, die nicht so leicht umgekehrt werden kann. -Die Potenzfunktion in $\mathbb{F}_p$ erfüllt genau diese Eigenschaft. -Die Kommunikationspartner einigen sich also auch noch auf die (grosse) -Primzahl $p$ und übermitteln $x=g^a\in\mathbb{F}_p$ und -$y=g^b\in\mathbb{F}_p$. - -\begin{figure} -\centering -\includegraphics{chapters/90-crypto/images/dh.pdf} -\caption{Schlüsselaustausch nach Diffie-Hellman. -Die Kommunikationspartner $A$ und $B$ einigen sich öffentlich auf -$p\in\mathbb{N}$ und $g\in\mathbb{F}_p$. -$A$ wählt dann einen privaten Schlüssel $a\in\mathbb{N}$ und -$B$ wählt $b\in\mathbb{N}$, sie tauschen dann $x=g^a$ und $y=g^b$ -aus. -$A$ erhält den gemeinsamen Schlüssel aus $y^a$, $B$ erhält ihn -aus $x^b$. -\label{buch:crypto:fig:dh}} -\end{figure} - -Aus $x$ und $y$ muss jetzt der gemeinsame Schlüssel abgeleitet werden. -$A$ kennt $y=g^b$ und $a$, $B$ kennt $x=g^a$ und $b$. -Beide können die Zahl $s=g^{ab}\in\mathbb{F}_p$ berechnen. -$A$ macht das, indem er $y^a=(g^b)^a = g^{ab}$ rechnet, -$B$ rechnet $x^b = (g^a)^b = g^{ab}$, beide natürlich in $\mathbb{F}_p$. -Der Lauscher kann aber $g^{ab}$ nicht ermitteln, dazu müsste er -$a$ oder $b$ ermitteln können. -Die Zahl $s=g^{ab}$ kann also als gemeinsamer Schlüssel verwendet -werden. - - - -\subsection{Elliptische Kurven -\label{buch:subsection:elliptische-kurven}} -Das Diffie-Hellman-Verfahren basiert auf der Schwierigkeit, in einem -Körper $\mathbb{F}_p$ die Gleichung $a^x=b$ nach $x$ aufzulösen. -Die Addition in $\mathbb{F}_p$ wird dazu nicht benötigt. -Es reicht, eine Menge mit einer Multiplikation zu haben, in der das -die Gleichung $a^x=b$ schwierig zu lösen ist. -Ein Gruppe wäre also durchaus ausreichend. - -Ein Kandidat für eine solche Gruppe könnte der Einheitskreis -$S^1=\{z\in\mathbb{C}\;|\; |z|=1\}$ in der komplexen Ebene sein. -Wählt man eine Zahl $g=e^{i\alpha}$, wobei $\alpha$ ein irrationales -Vielfaches von $\pi$ ist, dann sind alle Potenzen $g^n$ für natürliche -Exponenten voneinander verschieden. -Wäre nämlich $g^{n_1}=g^{n_2}$, dann wäre $e^{i\alpha(n_1-n_2)}=1$ und -somit müsste $\alpha=2k\pi/(n_1-n_2)$ sein. -Damit wäre aber $\alpha$ ein rationales Vielfaches von $\pi$, im Widerspruch -zur Voraussetzung. -Die Abbildung $n\mapsto g^n\in S^1$ ist auf den ersten Blick etwa ähnlich -undurchschaubar wie die Abbildung $n\mapsto g^n\in\mathbb{F}_p$. -Es gibt zwar die komplexe Logarithmusfunktion, mit der man $n$ bestimmen -kann, dazu muss man aber den Wert von $g^n$ mit beliebiger Genauigkeit -kennen, denn die Werte von $g^n$ können beliebig nahe beieinander liegen. - -Der Einheitskreis ist die Lösungsmenge der Gleichung $x^2+y^2=1$ für -reelle Koordinaten $x$ und $y$, -doch Rundungsunsicherheiten verunmöglichen den Einsatz in einem -Verfahren ähnlich dem Diffie-Hellman-Verfahren. -Dieses Problem kann gelöst werden, indem für die Variablen Werte -aus einem endlichen Körper verwendet werden. -Gesucht ist also eine Gleichung in zwei Variablen, deren Lösungsmenge -in einem endlichen Körper eine Gruppenstruktur trägt. -Die Lösungsmenge ist eine ``Kurve'' von Punkten mit -Koordinaten in einem endlichen Körper. - -In diesem Abschnitt wird gezeigt, dass sogenannte elliptische Kurven -über endlichen Körpern genau die verlangen Eigenschaften haben. - -\subsubsection{Elliptische Kurven} -Elliptische Kurven sind Lösungen einer Gleichung der Form -\begin{equation} -Y^2+XY=X^3+aX+b -\label{buch:crypto:eqn:ellipticcurve} -\end{equation} -mit Werten von $X$ und $Y$ in einem geeigneten Körper. -Die Koeffizienten $a$ und $b$ müssen so gewählt werden, dass die -Gleichung~\eqref{buch:crypto:eqn:ellipticcurve} genügend viele -Lösungen hat. -Über den komplexen Zahlen hat die Gleichung natürlich für jede Wahl von -$X$ drei Lösungen. -Für einen endlichen Körper können wir dies im allgemeinen nicht erwarten, -aber wenn wir genügend viele Wurzeln zu $\mathbb{F}$ hinzufügen können wir -mindestens erreichen, dass die Lösungsmenge so viele Elemente hat, -dass ein Versuch, die Gleichung $g^x=b$ mittels Durchprobierens zu -lösen, zum Scheitern verurteil ist. - -\begin{definition} -\label{buch:crypto:def:ellipticcurve} -Die {\em elliptische Kurve} $E_{a,b}(\Bbbk)$ über dem Körper $\Bbbk$ ist -die Menge -\[ -E_{a,b}(\Bbbk) -= -\{(X,Y)\in\Bbbk^2\;|\;Y^2+XY=X^3+aX+b\}, -\] -für $a,b\in\Bbbk$. -\end{definition} - -Um die Anschauung zu vereinfachen, werden wir elliptische Kurven über -dem Körper $\mathbb{R}$ visualisieren. -Die daraus gewonnenen geometrischen Einsichten werden wir anschliessend -algebraisch umsetzen. -In den reellen Zahlen kann man die -Gleichung~\eqref{buch:crypto:eqn:ellipticcurve} -noch etwas vereinfachen. -Indem man in \eqref{buch:crypto:eqn:ellipticcurve} -quadratisch ergänzt, bekommt man -\begin{align} -Y^2 + XY + \frac14X^2 &= X^3+\frac14 X^2 +aX+b -\notag -\\ -\Rightarrow\qquad -v^2&=X^3+\frac14X^2+aX+b, -\label{buch:crypto:eqn:ell2} -\end{align} -indem man $v=Y+\frac12X$ setzt. -Man beachte, dass man diese Substition nur machen kann, wenn $\frac12$ -definiert ist. -In $\mathbb{R}$ ist dies kein Problem, aber genau über den Körpern -mit Charakteristik $2$, die wir für die Computer-Implementation -bevorzugen, ist dies nicht möglich. -Es geht hier aber nur um die Visualisierung. - -Auch die Form \eqref{buch:crypto:eqn:ell2} lässt sich noch etwas -vereinfachen. -Setzt man $X=u-\frac1{12}$, dann verschwindet nach einiger Rechnung, -die wir hier nicht durchführen wollen, der quadratische Term -auf der rechten Seite. -Die interessierenden Punkte sind Lösungen der einfacheren Gleichung -\begin{equation} -v^2 -= -u^3+\biggl(a-\frac{1}{48}\biggr)u + b-\frac{a}{12}+\frac{1}{864} -= -u^3+Au+B. -\label{buch:crypto:ellvereinfacht} -\end{equation} -In dieser Form ist mit $(u,v)$ immer auch $(u,-v)$ eine Lösung, -die Kurve ist symmetrisch bezüglich der $u$-Achse. -Ebenso kann man ablesen, dass nur diejenigen $u$-Werte möglich sind, -für die das kubische Polynom $u^3+Au+B$ auf der rechten Seite von -\eqref{buch:crypto:ellvereinfacht} -nicht negativ ist. - -Sind $u_1$, $u_2$ und $u_3$ die Nullstellen des kubischen Polynoms -auf der rechten Seite von~\eqref{buch:crypto:ellvereinfacht}, folgt -\[ -v^2 -= -(u-u_1)(u-u_2)(u-u_3) -= -u^3 --(u_1+u_2+u_3)u^2 -+(u_1u_2+u_1u_3+u_2u_3)u -- -u_1u_2u_3. -\] -Durch Koeffizientenvergleich sieht man, dass $u_1+u_2+u_3=0$ sein muss. -\begin{figure} -\centering -\includegraphics{chapters/90-crypto/images/elliptic.pdf} -\caption{Elliptische Kurve in $\mathbb{R}$ in der Form -$v^2=u^3+Au+B$ mit Nullstellen $u_1$, $u_2$ und $u_3$ des -kubischen Polynoms auf der rechten Seite. -Die blauen Punkte und Geraden illustrieren die Definition der -Gruppenoperation in der elliptischen Kurve. -\label{buch:crypto:fig:elliptischekurve}} -\end{figure} -Abbildung~\ref{buch:crypto:fig:elliptischekurve} -zeigt eine elliptische Kurve in der Ebene. - -\subsubsection{Geometrische Definition der Gruppenoperation} -In der speziellen Form \ref{buch:crypto:ellvereinfacht} ist die -elliptische Kurve symmetrisch unter Spiegelung an der $u$-Achse. -Die Spiegelung ist eine Involution, zweimalige Ausführung führt auf -den ursprünglichen Punkt zurück. -Die Inverse in einer Gruppe hat diese Eigenschaft auch, es ist -daher naheliegend, den gespiegelten Punkt als die Inverse eines -Elementes zu nehmen. - -Eine Gerade durch zwei Punkte der -in Abbildung~\ref{buch:crypto:fig:elliptischekurve} -dargestellten Kurve schneidet die Kurve ein drittes Mal. -Die Gruppenoperation wird so definiert, dass drei Punkte der Kurve -auf einer Geraden das Gruppenprodukt $e$ haben. -Da aus $g_1g_2g_3=e$ folgt $g_3=(g_1g_2)^{-1}$ oder -$g_1g_2=g_3^{-1}$, erhält man das Gruppenprodukt zweier Elemente -auf der elliptischen Kurve indem erst den dritten Schnittpunkt -ermittelt und diesen dann an der $u$-Achse spiegelt. - -Die geometrische Konstruktion schlägt fehl, wenn $g_1=g_2$ ist. -In diesem Fall kann man die Tangente im Punkt $g_1$ an die Kurve -verwenden. -Dieser Fall tritt zum Beispiel auch in den drei Punkten -$(u_1,0)$, $(u_2,0)$ und $(u_3,0)$ ein. - -Um das neutrale Element der Gruppe zu finden, können wir -zwei Punkte $g$ und $g^{-1}$ miteinander verknüpfen. -Die Gerade durch $g$ und $g^{-1}$ schneidet aber die Kurve -kein drittes Mal. -Ausserdem sind alle Geraden durch $g$ und $g^{-1}$ für verschiedene -$g$ parallel. -Das neutrale Element entspricht also einem unendlich weit entfernten Punkt. -Das neutrale Element entsteht immer dann als Produkt, wenn zwei -Punkte die gleiche $u$-Koordinaten haben. - -\subsubsection{Gruppenoperation, algebraische Konstruktion} -Nach den geometrischen Vorarbeiten zur Definition der Gruppenoperation -kann können wir die Konstruktion jetzt algebraisch umsetzen. - -Zunächst überlegen wir uns wieder eine Involution, welche als Inverse -dienen kann. -Dazu beachten wir, dass die linke Seite der definierenden Gleichung -\begin{equation} -Y^2+XY=X^3-aX+b. -\label{buch:crypto:eqn:grupopgl} -\end{equation} -auch als $Y(Y+X)$ geschrieben werden kann. -Die Abbildung $Y\mapsto -X-Y$ macht daraus -\[ -(-X-Y)(-X-Y+X)=(X+Y)Y, -\] -dies ist also die gesuchte Involution. - -Seien also $g_1=(x_1,y_1)$ und $g_2=(x_2,y_2)$ zwei verschiedene Lösungen -der Gleichung \eqref{buch:crypto:eqn:grupopgl} -Als erstes brauchen wir eine Gleichung für die Gerade durch die beiden -Punkte. -Sei also $l(X,Y)$ eine Linearform derart, dass $l(g_1)=d$ und $l(g_2)=d$ -für ein geeignetes $d\in\Bbbk$. -Dann gilt auch für die Punkte -\[ -g(t) = tg_1 + (1-t)g_2 -\qquad\Rightarrow\qquad -l(g(t)) -= -tl(g_1) + (1-t)l(g_2) -= -tc+(1-t)c -= -(t+1-t)c -=c, -\] -jeder Punkt der Geraden durch $g_1$ und $g_2$ lässt sich in dieser Form -schreiben. - -Setzt man jetzt $g(t)$ in die Gleichung ein, erhält man eine kubische -Gleichung in $t$, von der wir bereits zwei Nullstellen kennen, nämlich -$0$ und $1$. -Die kubische Gleichung muss also durch $t$ und $(t-1)$ teilbar sein. -Diese Berechnung kann man einfach in einem Computeralgebrasystem -durchführen. -Das Polynom ist -\[ -p(t) -= -\] -Nach Division durch $t(t-1)$ erhält man als den Quotienten -\begin{align*} -q(t) -&= -(y_2-y_1)^2 -+ -(y_2-y_1) (x_2-x_1) -+ -t(x_2-x_1)^3 -- -2x_2^3+3x_1x_2^2-x_1^3 -\end{align*} -und den Rest -\[ -r(t) -= -t(y_1^2+x_1y_1-x_1^3-ax_1-b) -+ -(1-t)(y_2^2+x_2y_2-x_2^3-ax_2-b). -\] -Die Klammerausdrücke verschwinden, da die sie gleichbedeutend damit sind, -dass die Punkte Lösungen von \eqref{buch:crypto:eqn:grupopgl} sind. - -Für den dritten Punkt auf der Geraden muss $t$ so gewählt werden, dass -$q(t)=0$ ist. -Dies ist aber eine lineare Gleichung mit der Lösung -\begin{align*} -t -&= --\frac{ -(y_1-y_2)^2 -+ -(y_2-y_1)(x_2-x_1) --2x_2^3+3x_1x_2^2-x_1^3 -}{(x_2-x_1)^3} -. -\end{align*} -Setzt man dies $g(t)$ ein, erhält man für die Koordinaten des dritten -Punktes $g_3$ die Werte -\begin{align} -x_3 -&= -\frac{ -(y_2-y_1)^2(x_2-x_1) + (y_2-y_1)(x_2-x_1)^2 --(x_2^4+x_1^4) -}{ -(x_2-x_1)^3 -} -\label{buch:crypto:eqn:x3} -\\ -y_3 -&= -\frac{ -(y_2-y_1)^3 -+(x_2-x_1)(y_2-y_1)^2 --(x_{2}-x_{1})^3 ( y_{2} - y_{1}) --(x_{2}-x_{1})^2 ( x_{1} y_{2}- x_{2} y_{1}) -}{ -(x_2-x_1)^3 -} -\label{buch:crypto:eqn:y3} -\end{align} -Die Gleichungen -\eqref{buch:crypto:eqn:x3} -und -\eqref{buch:crypto:eqn:y3} -ermöglichen also, das Element $g_1g_2^{-1}$ zu berechnen. -Interessant daran ist, dass in den Formeln die Konstanten $a$ und $b$ -gar nicht vorkommen. - -Es bleibt noch der wichtige Fall des Quadrierens in der Gruppe zu -behandeln, also den Fall $g_1=g_2$. -In diese Fall sind die Formeln -\eqref{buch:crypto:eqn:x3} -und -\eqref{buch:crypto:eqn:y3} -ganz offensichtlich nicht anwendbar. -Die geometrische Anschauung hat nahegelegt, die Tangent an die Kurve -im Punkt $g_1$ zu nehmen. -In $\mathbb{R}$ würde man dafür einen Grenzübergang $g_2\to g_1$ machen, -aber in einem endlichen Körper ist dies natürlich nicht möglich. - -Wir schreiben die Gerade als Parameterdarstellung in der Form -\( -t\mapsto g(t)= (x_1+ut, y_1+vt) -\) -für beliebige Parameter in $\Bbbk$. -Die Werte $u_1$ und $u_2$ müssen so gewählt werden, dass $g(t)$ eine -Tangente wird. -Setzt man $g(t)$ in die Gleichung~\eqref{buch:crypto:eqn:grupopgl} ein, -entsteht ein kubische Gleichung, die genau dann eine doppelte Nullstelle -bei $0$ hat, wenn $u,v$ die Tangentenrichtung beschreiben. -Einsetzen von $g(t)$ in \eqref{buch:crypto:eqn:grupopgl} -ergibt die Gleichung -\begin{align} -0 -&= --u^3t^3 -+ -(-3u^2x_{1}+v^2+uv)t^2 -+ -(2vy_1+uy_1-3ux_1^2+vx_1-au)t -+ -(y_1^2+x_1y_1-x_1^3-ax_1-b) -\label{buch:crypto:eqn:tangente1} -\end{align} -Damit bei $t=0$ eine doppelte Nullstelle mussen die letzten beiden -Koeffizienten verschwinden, dies führt auf die Gleichungen -\begin{align} -y_1^2+x_1y_1&=x_1^3+ax_1+b -\label{buch:crypto:eqn:rest1} -\\ -(2y_1 -+x_1)v -+(y_1 --3x_1^2 --a)u -&=0 -\label{buch:crypto:eqn:rest2} -\end{align} -Die erste Gleichung \eqref{buch:crypto:eqn:rest1} drückt aus, -dass $g_1$ ein Punkt der Kurve ist, sie ist automatisch erfüllt. - -Die zweite Gleichung -\eqref{buch:crypto:eqn:rest2} -legt das Verhältnis von $u$ und $v$, also die -\label{buch:crypto:eqn:rest2} -Tangentenrichtung fest. -Eine mögliche Lösung ist -\begin{equation} -\begin{aligned} -u &= x_1+2y_1 -\\ -v &= -y_1+3x_1^2+a. -\end{aligned} -\label{buch:crypto:eqn:uv} -\end{equation} - -Der Quotient ist ein lineares Polynom in $t$, die Nullstelle parametrisiert -den Punkt, der $(g_1)^{-2}$ entspricht. -Der zugehörige Wert von $t$ ist -\begin{equation} -t=-\frac{3u^2x_1-v^2-uv}{u^3}. -\label{buch:crypto:eqn:t} -\end{equation} - - -Setzt man -\label{buch:crypto:eqn:t} -und -\eqref{buch:crypto:eqn:uv} -in $g(t)$ ein, erhält man sehr komplizierte Ausdrücke für den dritten Punkt. -Wir verzichten darauf, diese Ausdrücke hier aufzuschreiben. -In der Praxis wird man in einem Körper der Charakteristik 2 arbeiten. -In diesem Körper werden alle geraden Koeffizienten zu $0$, alle ungeraden -Koeffizienten werden unabhängig vom Vorzeichen zu $1$. -Damit bekommt man die folgenden, sehr viel übersichtlicheren Ausdrücke -für den dritten Punkt: -\begin{equation} -\begin{aligned} -x -&= --\frac{ -y_1^2+x_1y_1+x_1^4+x_1^3+ax_1-a^2 - }{ -x_1^2 -} -\\ -y -&= -\frac{ -y_1^3+(x_1^2+x_1+a)y_1^2+(x_1^4 +a^2)y_1+x_1^6+ax_1^4+ax_1^3+a^2x_1^2+a^2x_1+a^3 -}{ - x_1^3 -} -\end{aligned} -\label{buch:crypto:eqn:tangentechar2} -\end{equation} -Damit haben wir einen vollständigen Formelsatz für die Berechnung der -Gruppenoperation in der elliptischen Kurve mindestens für den praktisch -relevanten Fall einer Kurve über einem Körper der Charakteristik $2$. - -\begin{satz} -Die elliptische Kurve -\[ -E_{a,b}(\mathbb{F}_{p^l}) -= -\{ -(X,Y)\in\mathbb{F}_{p^l} -\;|\; -Y^2+XY = X^3-aX-b -\} -\] -trägt eine Gruppenstruktur, die wie folgt definiert ist: -\begin{enumerate} -\item Der Punkt $(0,0)$ entspricht dem neutralen Element. -\item Das inverse Element von $(x,y)$ ist $(-x,-y-x)$. -\item Für zwei verschiedene Punkte $g_1$ und $g_2$ kann $g_3=(g_1g_2)^{-1}$ -mit Hilfe der Formeln -\eqref{buch:crypto:eqn:x3} -und -\eqref{buch:crypto:eqn:y3} -gefunden werden. -\item Für einen Punkt $g_1$ kann $g_3=g_1^{-2}$ in Charakteristik $2$ mit -Hilfe der Formeln -\eqref{buch:crypto:eqn:tangentechar2} -gefunden werden. -\end{enumerate} -Diese Operationen machen $E_{a,b}(\mathbb{F}_{p^l})$ zu einer endlichen -abelschen Gruppe. -\end{satz} - -\subsubsection{Beispiele} -% XXX -TODO: elliptische Kurven in IPsec: Oakley Gruppen - -\subsubsection{Diffie-Hellman in einer elliptischen Kurve} -% XXX -TODO: $g^x$ in einer elliptischen Kurve - - - +%
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+\section{Kryptographie und endliche Körper
+\label{buch:section:kryptographie-und-endliche-koerper}}
+\rhead{Kryptographie und endliche Körper}
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+\subsection{Potenzen in $\mathbb{F}_p$ und diskreter Logarithmus
+\label{buch:subsection:potenzen-diskreter-logarithmus}}
+Für kryptographische Anwendungen wird eine einfach zu berechnende
+Funktion benötigt,
+die ohne zusätzliches Wissen, üblicherweise der Schlüssel genannt,
+nicht ohne weiteres umkehrbar ist.
+Die arithmetischen Operationen in einem endlichen Körper sind
+mit geringem Aufwand durchführbar.
+Für die ``schwierigste'' Operation, die Division, steht der
+euklidische Algorithmus zur Verfügung.
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+Die nächstschwierigere Operation ist die Potenzfunktion.
+Für $g\in \Bbbk$ und $a\in\mathbb{N}$ ist die Potenz $g^a\in\Bbbk$
+natürlich durch die wiederholte Multiplikation definiert.
+In der Praxis werden aber $g$ und $a$ Zahlen mit vielen Binärstellen
+sein, die die wiederholte Multiplikation ist daher sicher nicht
+effizient, das Kriterium der einfachen Berechenbarkeit scheint
+also nicht erfüllt.
+Der folgende Algorithmus berechnet die Potenz in $O(\log_2 a)$
+Multiplikationen.
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+\begin{algorithmus}[Divide-and-conquer]
+\label{buch:crypto:algo:divide-and-conquer}
+Sei $a=a_0 + a_12^1 + a_22^2 + \dots + a_k2^k$ die Binärdarstellung
+der Zahl $a$.
+\begin{enumerate}
+\item setze $f=g$, $x=1$, $i=0$
+\label{divide-and-conquer-1}
+\item solange $i\ge k$ ist, führe aus
+\label{divide-and-conquer-2}
+\begin{enumerate}
+\item
+\label{divide-and-conquer-3}
+falls $a_i=1$ setze $x \coloneqq x \cdot f$
+\item
+\label{divide-and-conquer-4}
+$i \coloneqq i+1$ und $f\coloneqq f\cdot f$
+\end{enumerate}
+\end{enumerate}
+Die Potenz $x=g^a$ kann so in $O(\log_2a)$ Multiplikationen
+berechnet werden.
+\end{algorithmus}
+
+\begin{proof}[Beweis]
+Die Initalisierung in Schritt~\ref{divide-and-conquer-1} stellt sicher,
+dass $x$ den Wert $g^0$ hat.
+Schritt~\ref{divide-and-conquer-4} stellt sicher,
+dass die Variable $f$ immer den Wert $g^{2^i}$ hat.
+Im Schritt~\ref{divide-and-conquer-3} wird zu $x$ die Potenz
+$g^{a_i2^i}$ hinzumultipliziert.
+Am Ende des Algorithmus hat daher $x$ den Wert
+\[
+x = g^{a_02^0} \cdot g^{a_12^1} \cdot g^{a_22^2} \cdot\ldots\cdot 2^{a_k2^k}
+=
+g^{a_0+a_12+a_22^2+\dots+a_k2^k}
+=
+g^a.
+\]
+Die Schleife wird $\lfloor1+\log_2ab\rfloor$ mal durchlaufen.
+In jedem Fall wird auf jeden Fall die Multiplikation in
+Schritt~\ref{divide-and-conquer-4} durchgeführt
+und im schlimmsten Fall auch noch die Multiplikation in
+Schritt~\ref{divide-and-conquer-3}.
+Es werden also nicht mehr als $2\lfloor 1+\log_2a\rfloor=O(\log_2a)$
+Multiplikationen durchgeführt.
+\end{proof}
+
+\begin{beispiel}
+Man berechne die Potenz $7^{2021}$ in $\mathbb{F}_p$.
+Die Binärdarstellung von 2021 ist $2021_{10}=\texttt{11111100101}_2$.
+Wir stellen die nötigen Operationen des
+Algorithmus~\ref{buch:crypto:algo:divide-and-conquer} in der folgenden
+Tabelle
+\begin{center}
+\begin{tabular}{|>{$}r<{$}|>{$}r<{$}|>{$}r<{$}|>{$}r<{$}|}
+\hline
+ i& f& a_i& x\\
+\hline
+ 0& 7& 1& 7\\
+ 1& 49& 0& 7\\
+ 2&1110& 1& 24\\
+ 3& 486& 0& 24\\
+ 4&1234& 0& 24\\
+ 5& 667& 1& 516\\
+ 6& 785& 1& 977\\
+ 7& 418& 1& 430\\
+ 8& 439& 1& 284\\
+ 9& 362& 1& 819\\
+10& 653& 1& 333\\
+\hline
+\end{tabular}
+\end{center}
+Daraus liest man ab, dass $7^{2021}=333\in\mathbb{F}_{1291}$.
+\end{beispiel}
+
+Die Tabelle suggeriert, dass die Potenzen von $g$ ``wild'', also
+scheinbar ohne System in $\mathbb{F}_p$ herumspringen.
+Dies deutet an, dass die Umkehrung der Exponentialfunktion in $\mathbb{F}_p$
+schwierig ist.
+Die Umkehrfunktion der Exponentialfunktion, die Umkehrfunktion von
+$x\mapsto g^x$ in $\mathbb{F}_p$ heisst der {\em diskrete Logarithmus}.
+\index{diskreter Logarithmus}%
+Tatsächlich ist der diskrete Logarithmus ähnlich schwierig zu bestimmen
+wie das Faktorisieren von Zahlen, die das Produkt grosser
+Primafaktoren ähnlicher Grössenordnung wie $p$ sind.
+Die Funktion $x\mapsto g^x$ ist die gesuchte, schwierig zu invertierende
+Funktion.
+
+Auf dern ersten Blick scheint der
+Algorithmus~\ref{buch:crypto:algo:divide-and-conquer}
+den Nachteil zu haben, dass erst die Binärdarstellung der Zahl $a$
+ermittelt werden muss.
+In einem Computer ist dies aber normalerweise kein Problem, da $a$
+im Computer ohnehin binär dargestellt ist.
+Die Binärziffern werden in der Reihenfolge vom niederwertigsten zum
+höchstwertigen Bit benötigt.
+Die folgende Modifikation des Algorithmus ermittelt laufend
+auch die Binärstellen von $a$.
+Die dazu notwendigen Operationen sind im Binärsystem besonders
+effizient implementierbar, die Division durch 2 ist ein Bitshift, der
+Rest ist einfach das niederwertigste Bit der Zahl.
+
+\begin{algorithmus}
+\label{buch:crypto:algo:divide-and-conquer2}
+\begin{enumerate}
+\item
+Setze $f=g$, $x=1$, $i=0$
+\item
+Solange $a>0$ ist, führe aus
+\begin{enumerate}
+\item
+Verwende den euklidischen Algorithmus um $r$ und $b$ zu bestimmen mit $a=2b+r$
+\item
+Falls $r=1$ setze $x \coloneqq x \cdot f$
+\item
+$i \coloneqq i+1$, $a = b$ und $f\coloneqq f\cdot f$
+\end{enumerate}
+\end{enumerate}
+Die Potenz $x=g^a$ kann so in $O(\log_2a)$ Multiplikationen
+berechnet werden.
+\end{algorithmus}
+
+
+%
+% Diffie-Hellman Schlüsseltausch
+%
+\subsection{Diffie-Hellman-Schlüsseltausch
+\label{buch:subsection:diffie-hellman}}
+Eine Grundaufgabe der Verschlüsselung im Internet ist, dass zwei
+Kommunikationspartner einen gemeinsamen Schlüssel für die Verschlüsselung
+der Daten aushandeln können müssen.
+Es muss davon ausgegangen werden, dass die Kommunikation abgehört wird.
+Trotzdem soll es für einen Lauscher nicht möglich sein, den
+ausgehandelten Schlüssel zu ermitteln.
+
+% XXX Historisches zu Diffie und Hellman
+
+Die beiden Partner $A$ und $B$ einigen sich zunächst auf eine Zahl $g$,
+die öffentlich bekannt sein darf.
+Weiter erzeugen sie eine zufällige Zahl $a$ und $b$, die sie geheim
+halten.
+Das Verfahren soll aus diesen beiden Zahlen einen Schlüssel erzeugen,
+den beide Partner berechnen können, ohne dass sie $a$ oder $b$
+übermitteln müssen.
+Die beiden Zahlen werden daher auch die privaten Schlüssel genannt.
+
+Die Idee von Diffie und Hellman ist jetzt, die Werte $x=g^a$ und $y=g^b$
+zu übertragen.
+In $\mathbb{R}$ würden dadurch natürlich dem Lauscher auch $a$ offenbart,
+er könnte einfach $a=\log_g x$ berechnen.
+Ebenso kann auch $b$ als $b=\log_g y$ erhalten werden, die beiden
+privaten Schlüssel wären also nicht mehr privat.
+Statt der Potenzfunktion in $\mathbb{R}$ muss also eine Funktion
+verwendet werden, die nicht so leicht umgekehrt werden kann.
+Die Potenzfunktion in $\mathbb{F}_p$ erfüllt genau diese Eigenschaft.
+Die Kommunikationspartner einigen sich also auch noch auf die (grosse)
+Primzahl $p$ und übermitteln $x=g^a\in\mathbb{F}_p$ und
+$y=g^b\in\mathbb{F}_p$.
+
+\begin{figure}
+\centering
+\includegraphics{chapters/90-crypto/images/dh.pdf}
+\caption{Schlüsselaustausch nach Diffie-Hellman.
+Die Kommunikationspartner $A$ und $B$ einigen sich öffentlich auf
+$p\in\mathbb{N}$ und $g\in\mathbb{F}_p$.
+$A$ wählt dann einen privaten Schlüssel $a\in\mathbb{N}$ und
+$B$ wählt $b\in\mathbb{N}$, sie tauschen dann $x=g^a$ und $y=g^b$
+aus.
+$A$ erhält den gemeinsamen Schlüssel aus $y^a$, $B$ erhält ihn
+aus $x^b$.
+\label{buch:crypto:fig:dh}}
+\end{figure}
+
+Aus $x$ und $y$ muss jetzt der gemeinsame Schlüssel abgeleitet werden.
+$A$ kennt $y=g^b$ und $a$, $B$ kennt $x=g^a$ und $b$.
+Beide können die Zahl $s=g^{ab}\in\mathbb{F}_p$ berechnen.
+$A$ macht das, indem er $y^a=(g^b)^a = g^{ab}$ rechnet,
+$B$ rechnet $x^b = (g^a)^b = g^{ab}$, beide natürlich in $\mathbb{F}_p$.
+Der Lauscher kann aber $g^{ab}$ nicht ermitteln, dazu müsste er
+$a$ oder $b$ ermitteln können.
+Die Zahl $s=g^{ab}$ kann also als gemeinsamer Schlüssel verwendet
+werden.
+
+
+
+\subsection{Elliptische Kurven
+\label{buch:subsection:elliptische-kurven}}
+Das Diffie-Hellman-Verfahren basiert auf der Schwierigkeit, in einem
+Körper $\mathbb{F}_p$ die Gleichung $a^x=b$ nach $x$ aufzulösen.
+Die Addition in $\mathbb{F}_p$ wird dazu nicht benötigt.
+Es reicht, eine Menge mit einer Multiplikation zu haben, in der das
+die Gleichung $a^x=b$ schwierig zu lösen ist.
+Ein Gruppe wäre also durchaus ausreichend.
+
+Ein Kandidat für eine solche Gruppe könnte der Einheitskreis
+$S^1=\{z\in\mathbb{C}\;|\; |z|=1\}$ in der komplexen Ebene sein.
+Wählt man eine Zahl $g=e^{i\alpha}$, wobei $\alpha$ ein irrationales
+Vielfaches von $\pi$ ist, dann sind alle Potenzen $g^n$ für natürliche
+Exponenten voneinander verschieden.
+Wäre nämlich $g^{n_1}=g^{n_2}$, dann wäre $e^{i\alpha(n_1-n_2)}=1$ und
+somit müsste $\alpha=2k\pi/(n_1-n_2)$ sein.
+Damit wäre aber $\alpha$ ein rationales Vielfaches von $\pi$, im Widerspruch
+zur Voraussetzung.
+Die Abbildung $n\mapsto g^n\in S^1$ ist auf den ersten Blick etwa ähnlich
+undurchschaubar wie die Abbildung $n\mapsto g^n\in\mathbb{F}_p$.
+Es gibt zwar die komplexe Logarithmusfunktion, mit der man $n$ bestimmen
+kann, dazu muss man aber den Wert von $g^n$ mit beliebiger Genauigkeit
+kennen, denn die Werte von $g^n$ können beliebig nahe beieinander liegen.
+
+Der Einheitskreis ist die Lösungsmenge der Gleichung $x^2+y^2=1$ für
+reelle Koordinaten $x$ und $y$,
+doch Rundungsunsicherheiten verunmöglichen den Einsatz in einem
+Verfahren ähnlich dem Diffie-Hellman-Verfahren.
+Dieses Problem kann gelöst werden, indem für die Variablen Werte
+aus einem endlichen Körper verwendet werden.
+Gesucht ist also eine Gleichung in zwei Variablen, deren Lösungsmenge
+in einem endlichen Körper eine Gruppenstruktur trägt.
+Die Lösungsmenge ist eine ``Kurve'' von Punkten mit
+Koordinaten in einem endlichen Körper.
+
+In diesem Abschnitt wird gezeigt, dass sogenannte elliptische Kurven
+über endlichen Körpern genau die verlangen Eigenschaften haben.
+
+\subsubsection{Elliptische Kurven}
+Elliptische Kurven sind Lösungen einer Gleichung der Form
+\begin{equation}
+Y^2+XY=X^3+aX+b
+\label{buch:crypto:eqn:ellipticcurve}
+\end{equation}
+mit Werten von $X$ und $Y$ in einem geeigneten Körper.
+Die Koeffizienten $a$ und $b$ müssen so gewählt werden, dass die
+Gleichung~\eqref{buch:crypto:eqn:ellipticcurve} genügend viele
+Lösungen hat.
+Über den komplexen Zahlen hat die Gleichung natürlich für jede Wahl von
+$X$ drei Lösungen.
+Für einen endlichen Körper können wir dies im allgemeinen nicht erwarten,
+aber wenn wir genügend viele Wurzeln zu $\mathbb{F}$ hinzufügen können wir
+mindestens erreichen, dass die Lösungsmenge so viele Elemente hat,
+dass ein Versuch, die Gleichung $g^x=b$ mittels Durchprobierens zu
+lösen, zum Scheitern verurteil ist.
+
+\begin{definition}
+\label{buch:crypto:def:ellipticcurve}
+Die {\em elliptische Kurve} $E_{a,b}(\Bbbk)$ über dem Körper $\Bbbk$ ist
+die Menge
+\[
+E_{a,b}(\Bbbk)
+=
+\{(X,Y)\in\Bbbk^2\;|\;Y^2+XY=X^3+aX+b\},
+\]
+für $a,b\in\Bbbk$.
+\end{definition}
+
+Um die Anschauung zu vereinfachen, werden wir elliptische Kurven über
+dem Körper $\mathbb{R}$ visualisieren.
+Die daraus gewonnenen geometrischen Einsichten werden wir anschliessend
+algebraisch umsetzen.
+In den reellen Zahlen kann man die
+Gleichung~\eqref{buch:crypto:eqn:ellipticcurve}
+noch etwas vereinfachen.
+Indem man in \eqref{buch:crypto:eqn:ellipticcurve}
+quadratisch ergänzt, bekommt man
+\begin{align}
+Y^2 + XY + \frac14X^2 &= X^3+\frac14 X^2 +aX+b
+\notag
+\\
+\Rightarrow\qquad
+v^2&=X^3+\frac14X^2+aX+b,
+\label{buch:crypto:eqn:ell2}
+\end{align}
+indem man $v=Y+\frac12X$ setzt.
+Man beachte, dass man diese Substition nur machen kann, wenn $\frac12$
+definiert ist.
+In $\mathbb{R}$ ist dies kein Problem, aber genau über den Körpern
+mit Charakteristik $2$, die wir für die Computer-Implementation
+bevorzugen, ist dies nicht möglich.
+Es geht hier aber nur um die Visualisierung.
+
+Auch die Form \eqref{buch:crypto:eqn:ell2} lässt sich noch etwas
+vereinfachen.
+Setzt man $X=u-\frac1{12}$, dann verschwindet nach einiger Rechnung,
+die wir hier nicht durchführen wollen, der quadratische Term
+auf der rechten Seite.
+Die interessierenden Punkte sind Lösungen der einfacheren Gleichung
+\begin{equation}
+v^2
+=
+u^3+\biggl(a-\frac{1}{48}\biggr)u + b-\frac{a}{12}+\frac{1}{864}
+=
+u^3+Au+B.
+\label{buch:crypto:ellvereinfacht}
+\end{equation}
+In dieser Form ist mit $(u,v)$ immer auch $(u,-v)$ eine Lösung,
+die Kurve ist symmetrisch bezüglich der $u$-Achse.
+Ebenso kann man ablesen, dass nur diejenigen $u$-Werte möglich sind,
+für die das kubische Polynom $u^3+Au+B$ auf der rechten Seite von
+\eqref{buch:crypto:ellvereinfacht}
+nicht negativ ist.
+
+Sind $u_1$, $u_2$ und $u_3$ die Nullstellen des kubischen Polynoms
+auf der rechten Seite von~\eqref{buch:crypto:ellvereinfacht}, folgt
+\[
+v^2
+=
+(u-u_1)(u-u_2)(u-u_3)
+=
+u^3
+-(u_1+u_2+u_3)u^2
++(u_1u_2+u_1u_3+u_2u_3)u
+-
+u_1u_2u_3.
+\]
+Durch Koeffizientenvergleich sieht man, dass $u_1+u_2+u_3=0$ sein muss.
+\begin{figure}
+\centering
+\includegraphics{chapters/90-crypto/images/elliptic.pdf}
+\caption{Elliptische Kurve in $\mathbb{R}$ in der Form
+$v^2=u^3+Au+B$ mit Nullstellen $u_1$, $u_2$ und $u_3$ des
+kubischen Polynoms auf der rechten Seite.
+Die blauen Punkte und Geraden illustrieren die Definition der
+Gruppenoperation in der elliptischen Kurve.
+\label{buch:crypto:fig:elliptischekurve}}
+\end{figure}
+Abbildung~\ref{buch:crypto:fig:elliptischekurve}
+zeigt eine elliptische Kurve in der Ebene.
+
+\subsubsection{Geometrische Definition der Gruppenoperation}
+In der speziellen Form \ref{buch:crypto:ellvereinfacht} ist die
+elliptische Kurve symmetrisch unter Spiegelung an der $u$-Achse.
+Die Spiegelung ist eine Involution, zweimalige Ausführung führt auf
+den ursprünglichen Punkt zurück.
+Die Inverse in einer Gruppe hat diese Eigenschaft auch, es ist
+daher naheliegend, den gespiegelten Punkt als die Inverse eines
+Elementes zu nehmen.
+
+Eine Gerade durch zwei Punkte der
+in Abbildung~\ref{buch:crypto:fig:elliptischekurve}
+dargestellten Kurve schneidet die Kurve ein drittes Mal.
+Die Gruppenoperation wird so definiert, dass drei Punkte der Kurve
+auf einer Geraden das Gruppenprodukt $e$ haben.
+Da aus $g_1g_2g_3=e$ folgt $g_3=(g_1g_2)^{-1}$ oder
+$g_1g_2=g_3^{-1}$, erhält man das Gruppenprodukt zweier Elemente
+auf der elliptischen Kurve indem erst den dritten Schnittpunkt
+ermittelt und diesen dann an der $u$-Achse spiegelt.
+
+Die geometrische Konstruktion schlägt fehl, wenn $g_1=g_2$ ist.
+In diesem Fall kann man die Tangente im Punkt $g_1$ an die Kurve
+verwenden.
+Dieser Fall tritt zum Beispiel auch in den drei Punkten
+$(u_1,0)$, $(u_2,0)$ und $(u_3,0)$ ein.
+
+Um das neutrale Element der Gruppe zu finden, können wir
+zwei Punkte $g$ und $g^{-1}$ miteinander verknüpfen.
+Die Gerade durch $g$ und $g^{-1}$ schneidet aber die Kurve
+kein drittes Mal.
+Ausserdem sind alle Geraden durch $g$ und $g^{-1}$ für verschiedene
+$g$ parallel.
+Das neutrale Element entspricht also einem unendlich weit entfernten Punkt.
+Das neutrale Element entsteht immer dann als Produkt, wenn zwei
+Punkte die gleiche $u$-Koordinaten haben.
+
+\subsubsection{Gruppenoperation, algebraische Konstruktion}
+Nach den geometrischen Vorarbeiten zur Definition der Gruppenoperation
+kann können wir die Konstruktion jetzt algebraisch umsetzen.
+
+Zunächst überlegen wir uns wieder eine Involution, welche als Inverse
+dienen kann.
+Dazu beachten wir, dass die linke Seite der definierenden Gleichung
+\begin{equation}
+Y^2+XY=X^3-aX+b.
+\label{buch:crypto:eqn:grupopgl}
+\end{equation}
+auch als $Y(Y+X)$ geschrieben werden kann.
+Die Abbildung $Y\mapsto -X-Y$ macht daraus
+\[
+(-X-Y)(-X-Y+X)=(X+Y)Y,
+\]
+dies ist also die gesuchte Involution.
+
+Seien also $g_1=(x_1,y_1)$ und $g_2=(x_2,y_2)$ zwei verschiedene Lösungen
+der Gleichung \eqref{buch:crypto:eqn:grupopgl}
+Als erstes brauchen wir eine Gleichung für die Gerade durch die beiden
+Punkte.
+Sei also $l(X,Y)$ eine Linearform derart, dass $l(g_1)=d$ und $l(g_2)=d$
+für ein geeignetes $d\in\Bbbk$.
+Dann gilt auch für die Punkte
+\[
+g(t) = tg_1 + (1-t)g_2
+\qquad\Rightarrow\qquad
+l(g(t))
+=
+tl(g_1) + (1-t)l(g_2)
+=
+tc+(1-t)c
+=
+(t+1-t)c
+=c,
+\]
+jeder Punkt der Geraden durch $g_1$ und $g_2$ lässt sich in dieser Form
+schreiben.
+
+Setzt man jetzt $g(t)$ in die Gleichung ein, erhält man eine kubische
+Gleichung in $t$, von der wir bereits zwei Nullstellen kennen, nämlich
+$0$ und $1$.
+Die kubische Gleichung muss also durch $t$ und $(t-1)$ teilbar sein.
+Diese Berechnung kann man einfach in einem Computeralgebrasystem
+durchführen.
+Das Polynom ist
+\[
+p(t)
+=
+\]
+Nach Division durch $t(t-1)$ erhält man als den Quotienten
+\begin{align*}
+q(t)
+&=
+(y_2-y_1)^2
++
+(y_2-y_1) (x_2-x_1)
++
+t(x_2-x_1)^3
+-
+2x_2^3+3x_1x_2^2-x_1^3
+\end{align*}
+und den Rest
+\[
+r(t)
+=
+t(y_1^2+x_1y_1-x_1^3-ax_1-b)
++
+(1-t)(y_2^2+x_2y_2-x_2^3-ax_2-b).
+\]
+Die Klammerausdrücke verschwinden, da die sie gleichbedeutend damit sind,
+dass die Punkte Lösungen von \eqref{buch:crypto:eqn:grupopgl} sind.
+
+Für den dritten Punkt auf der Geraden muss $t$ so gewählt werden, dass
+$q(t)=0$ ist.
+Dies ist aber eine lineare Gleichung mit der Lösung
+\begin{align*}
+t
+&=
+-\frac{
+(y_1-y_2)^2
++
+(y_2-y_1)(x_2-x_1)
+-2x_2^3+3x_1x_2^2-x_1^3
+}{(x_2-x_1)^3}
+.
+\end{align*}
+Setzt man dies $g(t)$ ein, erhält man für die Koordinaten des dritten
+Punktes $g_3$ die Werte
+\begin{align}
+x_3
+&=
+\frac{
+(y_2-y_1)^2(x_2-x_1) + (y_2-y_1)(x_2-x_1)^2
+-(x_2^4+x_1^4)
+}{
+(x_2-x_1)^3
+}
+\label{buch:crypto:eqn:x3}
+\\
+y_3
+&=
+\frac{
+(y_2-y_1)^3
++(x_2-x_1)(y_2-y_1)^2
+-(x_{2}-x_{1})^3 ( y_{2} - y_{1})
+-(x_{2}-x_{1})^2 ( x_{1} y_{2}- x_{2} y_{1})
+}{
+(x_2-x_1)^3
+}
+\label{buch:crypto:eqn:y3}
+\end{align}
+Die Gleichungen
+\eqref{buch:crypto:eqn:x3}
+und
+\eqref{buch:crypto:eqn:y3}
+ermöglichen also, das Element $g_1g_2^{-1}$ zu berechnen.
+Interessant daran ist, dass in den Formeln die Konstanten $a$ und $b$
+gar nicht vorkommen.
+
+Es bleibt noch der wichtige Fall des Quadrierens in der Gruppe zu
+behandeln, also den Fall $g_1=g_2$.
+In diese Fall sind die Formeln
+\eqref{buch:crypto:eqn:x3}
+und
+\eqref{buch:crypto:eqn:y3}
+ganz offensichtlich nicht anwendbar.
+Die geometrische Anschauung hat nahegelegt, die Tangent an die Kurve
+im Punkt $g_1$ zu nehmen.
+In $\mathbb{R}$ würde man dafür einen Grenzübergang $g_2\to g_1$ machen,
+aber in einem endlichen Körper ist dies natürlich nicht möglich.
+
+Wir schreiben die Gerade als Parameterdarstellung in der Form
+\(
+t\mapsto g(t)= (x_1+ut, y_1+vt)
+\)
+für beliebige Parameter in $\Bbbk$.
+Die Werte $u_1$ und $u_2$ müssen so gewählt werden, dass $g(t)$ eine
+Tangente wird.
+Setzt man $g(t)$ in die Gleichung~\eqref{buch:crypto:eqn:grupopgl} ein,
+entsteht ein kubische Gleichung, die genau dann eine doppelte Nullstelle
+bei $0$ hat, wenn $u,v$ die Tangentenrichtung beschreiben.
+Einsetzen von $g(t)$ in \eqref{buch:crypto:eqn:grupopgl}
+ergibt die Gleichung
+\begin{align}
+0
+&=
+-u^3t^3
++
+(-3u^2x_{1}+v^2+uv)t^2
++
+(2vy_1+uy_1-3ux_1^2+vx_1-au)t
++
+(y_1^2+x_1y_1-x_1^3-ax_1-b)
+\label{buch:crypto:eqn:tangente1}
+\end{align}
+Damit bei $t=0$ eine doppelte Nullstelle mussen die letzten beiden
+Koeffizienten verschwinden, dies führt auf die Gleichungen
+\begin{align}
+y_1^2+x_1y_1&=x_1^3+ax_1+b
+\label{buch:crypto:eqn:rest1}
+\\
+(2y_1
++x_1)v
++(y_1
+-3x_1^2
+-a)u
+&=0
+\label{buch:crypto:eqn:rest2}
+\end{align}
+Die erste Gleichung \eqref{buch:crypto:eqn:rest1} drückt aus,
+dass $g_1$ ein Punkt der Kurve ist, sie ist automatisch erfüllt.
+
+Die zweite Gleichung
+\eqref{buch:crypto:eqn:rest2}
+legt das Verhältnis von $u$ und $v$, also die
+\label{buch:crypto:eqn:rest2}
+Tangentenrichtung fest.
+Eine mögliche Lösung ist
+\begin{equation}
+\begin{aligned}
+u &= x_1+2y_1
+\\
+v &= -y_1+3x_1^2+a.
+\end{aligned}
+\label{buch:crypto:eqn:uv}
+\end{equation}
+
+Der Quotient ist ein lineares Polynom in $t$, die Nullstelle parametrisiert
+den Punkt, der $(g_1)^{-2}$ entspricht.
+Der zugehörige Wert von $t$ ist
+\begin{equation}
+t=-\frac{3u^2x_1-v^2-uv}{u^3}.
+\label{buch:crypto:eqn:t}
+\end{equation}
+
+
+Setzt man
+\label{buch:crypto:eqn:t}
+und
+\eqref{buch:crypto:eqn:uv}
+in $g(t)$ ein, erhält man sehr komplizierte Ausdrücke für den dritten Punkt.
+Wir verzichten darauf, diese Ausdrücke hier aufzuschreiben.
+In der Praxis wird man in einem Körper der Charakteristik 2 arbeiten.
+In diesem Körper werden alle geraden Koeffizienten zu $0$, alle ungeraden
+Koeffizienten werden unabhängig vom Vorzeichen zu $1$.
+Damit bekommt man die folgenden, sehr viel übersichtlicheren Ausdrücke
+für den dritten Punkt:
+\begin{equation}
+\begin{aligned}
+x
+&=
+-\frac{
+y_1^2+x_1y_1+x_1^4+x_1^3+ax_1-a^2
+ }{
+x_1^2
+}
+\\
+y
+&=
+\frac{
+y_1^3+(x_1^2+x_1+a)y_1^2+(x_1^4 +a^2)y_1+x_1^6+ax_1^4+ax_1^3+a^2x_1^2+a^2x_1+a^3
+}{
+ x_1^3
+}
+\end{aligned}
+\label{buch:crypto:eqn:tangentechar2}
+\end{equation}
+Damit haben wir einen vollständigen Formelsatz für die Berechnung der
+Gruppenoperation in der elliptischen Kurve mindestens für den praktisch
+relevanten Fall einer Kurve über einem Körper der Charakteristik $2$.
+
+\begin{satz}
+Die elliptische Kurve
+\[
+E_{a,b}(\mathbb{F}_{p^l})
+=
+\{
+(X,Y)\in\mathbb{F}_{p^l}
+\;|\;
+Y^2+XY = X^3-aX-b
+\}
+\]
+trägt eine Gruppenstruktur, die wie folgt definiert ist:
+\begin{enumerate}
+\item Der Punkt $(0,0)$ entspricht dem neutralen Element.
+\item Das inverse Element von $(x,y)$ ist $(-x,-y-x)$.
+\item Für zwei verschiedene Punkte $g_1$ und $g_2$ kann $g_3=(g_1g_2)^{-1}$
+mit Hilfe der Formeln
+\eqref{buch:crypto:eqn:x3}
+und
+\eqref{buch:crypto:eqn:y3}
+gefunden werden.
+\item Für einen Punkt $g_1$ kann $g_3=g_1^{-2}$ in Charakteristik $2$ mit
+Hilfe der Formeln
+\eqref{buch:crypto:eqn:tangentechar2}
+gefunden werden.
+\end{enumerate}
+Diese Operationen machen $E_{a,b}(\mathbb{F}_{p^l})$ zu einer endlichen
+abelschen Gruppe.
+\end{satz}
+
+\subsubsection{Beispiele}
+% XXX
+TODO: elliptische Kurven in IPsec: Oakley Gruppen
+
+\subsubsection{Diffie-Hellman in einer elliptischen Kurve}
+% XXX
+TODO: $g^x$ in einer elliptischen Kurve
+
+
+
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