WikiDer > Алгоритм Полига – Хеллмана

Этапы алгоритма Полига – Хеллмана.

В теория групп, то Алгоритм Полига – Хеллмана, иногда упоминается как Алгоритм Сильвера – Полига – Хеллмана,^[1] это специальный алгоритм для вычислений дискретные логарифмы в конечная абелева группа чей заказ гладкое целое число.

Алгоритм был представлен Роландом Сильвером, но впервые опубликован Стивен Полиг и Мартин Хеллман (независимо от серебра).^{[нужна цитата]}

Группы порядка простой степени

В качестве важного частного случая, который используется в качестве подпрограммы в общем алгоритме (см. Ниже), алгоритм Полига – Хеллмана применяется к группы чей заказ основная сила. Основная идея этого алгоритма состоит в итеративном вычислении ${ displaystyle p}$-адические цифры логарифма путем многократного «сдвига» всех, кроме одной неизвестной цифры в экспоненте, и вычисления этой цифры элементарными методами.

(Обратите внимание, что для удобства чтения алгоритм заявлен для циклических групп - в общем, ${ displaystyle G}$ необходимо заменить на подгруппу ${ displaystyle langle g rangle}$ создано ${ displaystyle g}$, который всегда цикличен.)

Вход. Циклическая группа ${ displaystyle G}$ порядка ${ displaystyle n = p ^ {e}}$ с генератором ${ displaystyle g}$ и элемент ${ displaystyle h in G}$.

Выход. Уникальное целое число ${ Displaystyle х в {0, точки, п-1 }}$ такой, что ${ displaystyle g ^ {x} = h}$.

1. Инициализировать ${ displaystyle x_ {0}: = 0.}$
2. Вычислить ${ displaystyle gamma: = g ^ {p ^ {e-1}}}$. К Теорема Лагранжа, этот элемент имеет порядок ${ displaystyle p}$.
3. Для всех ${ Displaystyle к в {0, точки, е-1 }}$, делать:
   1. Вычислить ${ displaystyle h_ {k}: = (g ^ {- x_ {k}} h) ^ {p ^ {e-1-k}}}$. По построению порядок этого элемента должен делить ${ displaystyle p}$, следовательно ${ displaystyle h_ {k} in langle gamma rangle}$.
   2. С использованием алгоритм шага младенца гигантский шаг, вычислить ${ displaystyle d_ {k} in {0, dots, p-1 }}$ такой, что ${ displaystyle gamma ^ {d_ {k}} = h_ {k}}$. Это требует времени ${ displaystyle O ({ sqrt {p}})}$.
   3. Набор ${ displaystyle x_ {k + 1}: = x_ {k} + p ^ {k} d_ {k}}$.
4. Возвращаться ${ displaystyle x_ {e}}$.

Предполагая ${ displaystyle e}$ намного меньше, чем ${ displaystyle p}$, алгоритм вычисляет дискретные логарифмы по временной сложности ${ Displaystyle О (е { sqrt {p}})}$, намного лучше, чем алгоритм шага младенца гигантский шаг ${ displaystyle O ({ sqrt {p ^ {e}}})}$.

Общий алгоритм

В этом разделе мы представляем общий случай алгоритма Полига – Хеллмана. Основные ингредиенты - это алгоритм из предыдущего раздела (для вычисления логарифма по модулю каждой степени простого числа в групповом порядке) и Китайская теорема об остатках (чтобы объединить их в логарифм в полной группе).

(Опять же, мы предполагаем, что группа является циклической, с пониманием того, что нециклическая группа должна быть заменена подгруппой, порожденной базовым элементом логарифма.)

Вход. Циклическая группа ${ displaystyle G}$ порядка ${ displaystyle n}$ с генератором ${ displaystyle g}$, элемент ${ displaystyle h in G}$, и разложение на простые множители ${ textstyle n = prod _ {я = 1} ^ {r} p_ {i} ^ {e_ {i}}}$.

Выход. Уникальное целое число ${ Displaystyle х в {0, точки, п-1 }}$ такой, что ${ displaystyle g ^ {x} = h}$.

1. Для каждого ${ Displaystyle я в {1, точки, г }}$, делать:
   1. Вычислить ${ displaystyle g_ {i}: = g ^ {n / p_ {i} ^ {e_ {i}}}}$. К Теорема Лагранжа, этот элемент имеет порядок ${ displaystyle p_ {i} ^ {e_ {i}}}$.
   2. Вычислить ${ displaystyle h_ {i}: = h ^ {n / p_ {i} ^ {e_ {i}}}}$. По конструкции, ${ displaystyle h_ {i} in langle g_ {i} rangle}$.
   3. Используя алгоритм выше в группе ${ Displaystyle langle g_ {я} rangle}$, вычислить ${ displaystyle x_ {i} in {0, dots, p_ {i} ^ {e_ {i}} - 1 }}$ такой, что ${ displaystyle g_ {i} ^ {x_ {i}} = h_ {i}}$.
2. Решите одновременное сравнение
   $${ displaystyle x Equiv x_ {i} { pmod {p_ {i} ^ {e_ {i}}}} quad forall i in {1, dots, r } { text {.} }}$$

   
   Китайская теорема об остатках гарантирует, что существует единственное решение. ${ Displaystyle х в {0, точки, п-1 }}$.
3. Возвращаться ${ displaystyle x}$.

Правильность этого алгоритма можно проверить с помощью классификация конечных абелевых групп: Повышение ${ displaystyle g}$ и ${ displaystyle h}$ к власти ${ displaystyle n / p_ {i} ^ {e_ {i}}}$ можно понимать как проекцию на факторную группу порядка ${ displaystyle p_ {i} ^ {e_ {i}}}$.

Сложность

Наихудшим входом для алгоритма Полига – Хеллмана является группа простого порядка: в этом случае он деградирует до алгоритм шага младенца гигантский шаг, следовательно, временная сложность наихудшего случая равна ${ displaystyle { mathcal {O}} ({ sqrt {n}})}$. Однако гораздо эффективнее, если порядок плавный: в частности, если ${ Displaystyle prod _ {я} п_ {я} ^ {е_ {я}}}$ разложение на простые множители ${ displaystyle n}$, то сложность алгоритма равна

$${ displaystyle { mathcal {O}} left ( sum _ {i} {e_ {i} ( log n + { sqrt {p_ {i}}})} right)}$$

Примечания

Рекомендации

• Моллин, Ричард (18 сентября 2006 г.). Введение в криптографию (2-е изд.). Чепмен и Холл / CRC. п.344. ISBN 978-1-58488-618-1.
• С. Полиг и М. Хеллман (1978). «Улучшенный алгоритм вычисления логарифмов по GF (p) и его криптографическая значимость» (PDF). IEEE Сделки по теории информации (24): 106–110.CS1 maint: использует параметр авторов (связь)
• Менезеш, Альфред Дж.; ван Оршот, Пол К.; Ванстон, Скотт А. (1997). "Теоретико-числовые справочные задачи" (PDF). Справочник по прикладной криптографии. CRC Press. стр.107–109. ISBN 0-8493-8523-7.