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1975年,John M. Pollard提出了第二种因数分解的方法。Pollard rho因数分解方法基于下列几点:
(1) 假定有两个整数
和
使得p可以整除
-
,但是n不能整除
。
(2) 可以证明
。因为p可以整除
-
,可以写成
。但是,因为n不能整除
-
,很明显q不能整除n。这就表明
既可以是1也可以是n的一个因数。
下列算法重复选择
和
,直到求出一个合适的对。
(1) 选择
,一个小的随机整数称为种子。
(2) 运用函数算出
,使得n不能整除
。这里所用的一个函数也许就是
=
(a通常选作1)。
(3) 计算
。如果它不是1,结果是n的一个因数;如果它是1,返回到步骤1并用
重复这个过程。现在我们计算
。注意,在下一轮中,我们以
开始,如此这般。如果我们运用Pollard rho算法列出x的值,就会发现最终要重复的这个值,创建一个和希腊字母rho (
)一样的形状,如图9-3所示。
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图9-3 Pollard rho连续数 |
为了减少反复的次数,算法做了一些改进。该算法用数对(
,
)开始,并且用
,迭代计算
。在每一次迭代中,我们都应用上述函数式运算(从第二步)第一次计算数对中的第一个元素,第二次计算数对中的第二个元素(参看算法9.6)。
算法 9.6 Pollard rho方法的伪代码
复杂度 这种方法需要算术运算
。不过,因为我们希望p小于或等于
,我们希望做
算术运算。这就是说比特操作复杂度是
,它是指数增长的。
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大整数分解现在任然是个世界级的难题,但却依旧是个非常重要的研究方向,大整数在公共密钥的研究上有着重要的作用。
而对于大整数的分解有很多种算法,性能上各有优异,比如大整数分解的Fermat方法,Pollard rho方法,试除法,以及椭圆曲线法,连分数法,二次筛选法,数域分析法等等。这里,我主要讲解其中两种算法的原理和操作。
首先,对于任意的一个偶数,我们都可以提取出一个2的质因子,如果结果仍为偶数,则可继续该操作,直至将其化为一个奇数和2的多少次幂的乘积,那么我们可以假定这个奇数可以被表示成2*N+1,如果这个数是合数,那么一定可以写成N=c*d的形式,不难发现,式中的c和d都是奇数,不妨设c>d,我们可以令a=(c+d)/2,b=(c-d)/2,那么的可以得到N=a*a-b*b,而这正是Fermat整数分解的基础;由不等式的关系,我们又可以得到a>=sqrt(c*d)=sqrt(N),那么,我们就可以枚举大于N的完全平方数a*a,计算a*a-N的值,判断计算的结果是否为一个完全平方数,如果是,那么a,b都是N的因子,我们就可以将算法递归的进行下去,知道求出N的所有质因子。
容易看出,Fermat分解大数的效率其实并不高,但是比起试除法要好了很多;而且每次的计算都是计算出N的一个因子,更加降低了其效率。这就让我们想着去尝试新的算法,那就是Pollard rho算法。
Pollard rho算法的原理就是通过某种方法得到两个整数a和b,而待分解的大整数为n,计算p=gcd(a-b,n),直到p不为1,或者a,b出现循环为止。然后再判断p是否为n,如果p=n成立,那么返回n是一个质数,否则返回p是n的一个因子,那么我们又可以递归的计算Pollard(p)和Pollard(n/p),这样,我们就可以求出n的所有质因子。
具体操作中,我们通常使用函数x2=x1*x1+c来计算逐步迭代计算a和b的值,实践中,通常取c为1,即b=a*a+1,在下一次计算中,将b的值赋给a,再次使用上式来计算新的b的值,当a,b出现循环时,即可退出进行判断。
在实际计算中,a和b的值最终肯定一出现一个循环,而将这些值用光滑的曲线连接起来的话,可以近似的看成是一个ρ型的。
对于Pollard rho,它可以在O(sqrt(p))的时间复杂度内找到n的一个小因子p,可见效率还是可以的,但是对于一个因子很少、因子值很大的大整数n来说,Pollard rho算法的效率仍然不是很好,那么,我们还得寻找更加的方法了。