使用DeepCover安全微控制器提高模块化求幂的速度

星星科技指导员 2023-06-16 738

描述

本应用笔记描述了当使用具有模块化算术加速器（MAA）的MAXQ微控制器时，如何将模运算速度提高50%以上。

介绍

模幂，a^和^模 M 是许多加密函数中的常见操作。MAXQ微处理器中的模块化算术加速器（MAA）可以执行高达2048位的模数。很容易加载带有a，e和m的内存区域，然后开始操作。

当模量是两个或多个素数的乘积时，我们可以使用中国余数定理（CRT）的结果，通过执行两个较小的模幂而不是一个大的模幂来减少执行时间。具体来说，我们使用 Garner 的算法进行此操作。

描述

在典型的 RSA 解密操作中，我们通过执行 pt = ct 从密文（ct）中恢复纯文本（pt）^d^mod n，其中 d 和 n 构成私钥。值 d 是我们的解密指数，n 是素数 p 和 q 的乘积。通常，p 和 q 的长度相同，n、pt 和 ct 将是该位数的两倍。例如，如果 p 和 q 的长度为 1024 位，则 n 在大约 2048% 的时间内将是 60 位的数字。

CRT 将我们的幂减少到以下等式：

Let c1 = ct^d^ mod p, c2 = ct^d^ mod q, and let m1 = p(p^-1^ mod q) and m2 = q(q^-1^ mod p).

ct = (c1 + m 1 (c2 - c 1 )) mod n

ct = (c2 + m 2 (c1 - c 2 )) mod n.

请注意，现在我们在 c 中的模幂1和 c2项的位数将是 CT 的一半^d^mod n 操作。

术语 m1和米2两者都可以预先计算。该 p^-1^mod q 是某个值，比如 y，使得 p × y mod q = 1。例如，如果 p = 11 且 q = 17，则 11^-1^mod 17 = 14，因为 11 乘以 14 mod 17 = 1。这些反值可以使用扩展的欧几里得算法找到，或者由于 p 和 q 是素数，因此执行函数 p^Q-2^模组问。这种求逆的模幂是基于费马小定理的。

该 c1和 c2项很有趣，因为 ct 和 d 都是它们的模量值 p 和 q 的两倍。MAA 不能做的一件事是对大于模量大小的值进行操作;我们需要先减小这两个值，然后才能使用 MAA 执行模幂。指数 d 相对于 p 和 q 的减少可以预先计算。这些新指数只是（d - 1） mod p 和（d - 1） mod q。指数的约简也是基于费马小定理。

降低两个 c 的 ct1和 c2在执行时通过模块化乘法完成。例如，如果 ct 长 64 位，p 和 q 都是 32 位长，那么我们可以执行以下乘法：ct × 2^32^模组（P × 2 ^32^ ).这将是一个 64 位模块化乘法。这实际上比等式看起来更简单。我们将 64 位、4 字 ct 放入 MAA 寄存器 a 中，并在 MAA 寄存器 b 中清除所有内容。然后，我们设置寄存器b的第32位，使寄存器等于2 ^32^ .在模中，我们将底部的两个单词写为零，然后将 p 的值复制到接下来的两个单词中。然后我们将 MAWS 设置为 64 并执行模块化乘法。我们正在寻找的减少值是结果的第 3 和第 4 字。

为了使其余的计算更容易，我们发现c之间的哪个项更大1和 c 2 ，然后选择我们从大数中减去较小以避免获得负数的等式。现在做一个模乘法，然后将其添加到 c 1 （如果我们乘以 m 1 ）或 c 2 （如果我们乘以 m 2 ).

代码说明

清单 1 显示了指向 MAA 中每个寄存器的无符号长字指针的初始化。给出了采用安全RISC架构的DeepCover安全微控制器（MAXQ1103）中MAA的硬编码地址。^®^

清单 1.指向 MAA 寄存器的指针

typedef unsigned long  int ulong;

// long word pointers to MAA memories in the MAXQ1103
ulong *maa_aw   = (ulong *) 0x8000;
ulong *maa_bw   = (ulong *) 0x8100;
ulong *maa_resw = (ulong *) 0x8200;
ulong *maa_expw = (ulong *) 0x8400;
ulong *maa_modw = (ulong *) 0x8500;

清单 2 包含四个预先计算的常量：piqtp（读作 p 逆 q 乘以 p）、qiptq（读作 q 逆 p 乘以 q）、dphip（读作 p 的 d phi）和 dphiq（读作 q 的 d phi）。常量 diptp 和 piqtq 是 m1和米2上面的术语。常量 dphip 和 dphiq 是 c 的简化解密指数1和 c2上面的术语。两个载体 ptp 和 ptq 用于临时存储。其他变量 p、q、n、phi、e、d、pt 和 ct 描述了 RSA 所需的所有值。术语 phi 等于（p - 1） × （q - 1）。

术语 nwords 是 n 中的单词数，即键的模数。在此实现中，假设 p 和 q 将具有正好 16 位× n字，并且 n 将恰好具有 32 位× n字。

这些向量中的单词从最低有效单词保存到最有效单词。它们从低字到高字加载到 MAA 寄存器中。需要明确的是，下面是一个 p × q = n 的示例，使用清单 2 中的常量和粗体的交替长字。

0xF22F213FE34B717B × 0xC9446776B381BFB9 = 0xBE67B781405A57697217C6CFBB2AC6E3

清单 2.RSA 常量

int   nwords = 0x4;
ulong ptp[0x2];
ulong ptq[0x2];

// complete set of RSA constants
ulong p[0x2] =     { 0xE34B717B, 0xF22F213F };
ulong q[0x2] =     { 0xB381BFB9, 0xC9446776 };
ulong n[0x4] =     { 0xBB2AC6E3, 0x7217C6CF, 0x405A5769, 0xBE67B781 };
ulong phi[0x4] =   { 0x245D95B0, 0xB6A43E19, 0x405A5767, 0xBE67B781 };
// keys
ulong e[0x4] =     { 0x00000005, 0x00000000, 0x00000000, 0x00000000 };
ulong d[0x4] =     { 0xB6B1448D, 0xC55031AD, 0x337B791F, 0x9852F934 };
// sample plain text and corresponding cipher text
ulong pt[0x4] =    { 0x90ABCDEF, 0x12345678, 0x90ABCDEF, 0x12345678 };
ulong ct[0x4] =    { 0xDA3C591A, 0xC131AD9D, 0x40A51B30, 0x361958DF };

// the four pre-computed values used in crt computation.
ulong piqtp[0x4] = { 0x50995949, 0x4D355F7A, 0x907F8CC5, 0x1F0F60BF };
ulong qiptq[0x4] = { 0x6A916D9B, 0x24E26755, 0xAFDACAA4, 0x9F5856C1 };
ulong dphip[0x2] = { 0x5AEAFA31, 0x60DFA6E6 };
ulong dphiq[0x2] = { 0x6BB43FD5, 0x78C2A47A };

清单 3 具有 do_crt 函数，该函数使用 p 或 q 中的字数进行调用。例程从创建术语 c 开始1和 c2从上面并分别将这些值保存在 PTP 和 PTQ 中。然后我们确定 ptp 和 ptq 哪个更大，然后调用将执行模块化乘法和加法的例程。这会将 pt 留在maa_resw内存中。

清单 3.do_crt例程

void do_crt(int nwords)
{  // nwords is the number of 32 bit words in p or in q.
   int i;

   mod_reduction(ct, p, dphip, nwords, ptp);
   mod_reduction(ct, q, dphiq, nwords, ptq);
   
   for (i = nwords - 1; i >= 0; --i)
      if (ptp[i] > ptq[i])
      {
         sum_mul_sub(2*nwords, ptp, ptq, qiptq, n);
         break;
      }
      else
      {
         sum_mul_sub(2*nwords, ptq, ptp, piqtp, n);
         break;
      }
}

清单 4 包含初始化 MAA 的详细信息。在这里，我们清除MAA中的所有384个单词，初始化存储器选择寄存器MAMS，然后告诉MAA哪个是模数中最重要的位，MAWS。

清单 4.init_maa例程

void init_maa(int mod_size)
{
   int i;

   for (i = 0; i < 384; ++i)
      maa_aw[i] = 0;          // clear the entire MAA
   MAMS = 0x6420;             // memory select register
   MAWS = mod_size;           // position of the most significant bit of modulus.
}

清单 5 包含对 ptp = ct 形式的表达式进行模块化约简的详细信息^德菲普^莫德·此例程要做的第一件事是通过使用移位模数 p 进行模乘法，并让乘法成为移位值，将 ct 减小到其大小的一半。这些例程使用长单词的移动，而不是一次移动几个单词。（一个长字的距离移动就像移动32次。完成模乘法后，我们的简化答案在maa_resw寄存器中向左移动。

随着ct的减少，我们接下来进行模幂运算，以获得这个子程序应该得到的结果，ptp。

清单 5.mod_reduction例程

void mod_reduction(ulong *ct, ulong *p, ulong *dphip, int nwords, ulong *ptp)
{  
   int i;

   // nwords as passed is the length of p. (rather than n)
   // we are going to do a modmul, with a shifted p as the modulus
   // init_maa is initializing MAWS with the correct modulus size.
   init_maa(nwords*64);

   // reducing ct mod p by doing the modmul ct * 2^(nwords*32) mod (p * (2^(nword*32))
   // load a with ct
   for (i = 0; i < 2*nwords; ++i)
      maa_aw[i] = ct[i];
   // load b with 2^(nwords*32) which is simply a bit set
   maa_bw[nwords] = 1;
   // load modulus with p*2^(nwords*32) which is simply a load shifted by nwords.
   for (i = 0; i < nwords; ++i)
      maa_modw[i + nwords] = p[i];

   // this multiply gives us the reduction in ct and 
   // the answer in maa_resw shifted by nwords.
   MACT = 0x05;      // mod multiply and start
   while (MACT & 1)  // wait for the multiply to finish
      ;
   // load registers to do ct^dphip mod p
   // notice that we are coping the shifted result of maa_resw to maa_aw.
   for (i = 0; i < nwords; ++i)
   {
      maa_aw[i] = maa_resw[nwords + i];
      maa_bw[i] = 0;
      maa_expw[i] = dphip[i];
      maa_modw[i] = p[i];
   }
   maa_b[0] = 1;      // the b reg is always 1 for modexp
   MAWS = 32*nwords;  // the most important step is setting MAWS to the correct size

   MACT = 0x1;        // mod exp and start
   while (MACT & 1)
      ;
   // copy our result to the ptp argument.
   for (i = 0; i < nwords; ++i)
       ptp[i] = maa_resw[i];
}

清单 6 描述了将所有内容组合在一起的函数。我们将计算方程 ct = （c 1 + 米 1 （c 2 ， B 1 ）） mod n if c2大于 c1或 ct = （c 2 + 米 2 （c 1 ， B 2 ））否则。它从减法开始。请注意，我们使用 n 作为模数，我们将处于乘法和加法的完整键长度。减法后，我们将结果从 maa_resw 移动到 maa_aw，并复制我们的乘数 m1或米 2 ，我们的参数 c 成maa_bw，并开始模乘法。在最后一步中，我们将乘法的结果从 maa_resw 复制到 maa_aw，然后复制 c1或 c 2 ，我们的参数 b，进入maa_bw并进行模块化加法。完成后，我们的纯文本是maa_resw的。

清单 6.sum_mul_sub例程

void sum_mul_sub(int nwords, ulong *a, ulong *b, ulong *c, ulong *n)
{
   int i;

   // prepare to subtract b from a
   for (i = 0; i < nwords/2; ++i)
   {
       maa_aw[i]   = a[i];
       maa_bw[i]   = b[i];
       maa_modw[i] = n[i];
   }
   // clear the upper words of maa_a and maa_b and copy the rest of n
   for (i = nwords/2; i < nwords; ++i)
   {
       maa_aw[i]   = 0;
       maa_bw[i]   = 0;
       maa_modw[i] = n[i];
   }
   // this is a full size operation.
   // start the subtraction
   MAWS = 32*nwords;
   MACT = 0xB;    // subtract and start
   while (MACT & 1)
      ;
   // copy the result over to maa_aw and
   // put or multiplicand into maa_bw
   for (i = 0; i < nwords; ++i)
   {
       maa_aw[i] = maa_resw[i];
       maa_bw[i] = c[i];
   }
   MACT = 5;    // multiply and start
   while (MACT & 1)
      ;
   for (i = 0; i < nwords/2; ++i)
   {
      maa_aw[i] = maa_resw[i];
      maa_bw[i] = b[i];
   }
   for (i = nwords/2; i < nwords; ++i)
   {
      maa_aw[i] = maa_resw[i];
      maa_bw[i] = 0;
   }
   MACT = 0x9;    // add and start
   while (MACT & 1)
      ;
}

业绩和结论

表 1 和表 2 给出了使用上述算法可以实现的速度改进的指示。随着模量尺寸的增加，我们得到的时间减少更大。

这里介绍的 C 实现旨在证明使用此算法可以提高速度。该代码还显示了如何操作 MAA。可以做很多事情来提高算法的速度，包括循环展开、循环优化、使用编译器优化的数据移动例程以及使用汇编语言。

最快和最简单的速度改进是操作MAA的MAMS寄存器，这将消除一些数据移动。MAMS 寄存器允许我们重命名内存段。为简单起见，此应用程序中未完成此操作。

从理论上讲，通过使用这种算法，应该可以在提高速度的情况下接近 4 比 1 的时序比。

始终使用加密环作为您的加密时钟源。这是通过清除电源管理寄存器（PMR）中的主加密源选择（MCSS、PMR.7）来实现的。解密时，建议将模块化算术加速器控制寄存器（MACT）的优化计算控制（OCALC，MACT.4）清除为零，禁用该功能。

| ------------------------------------------- | --------------- | ---------------- | ---- |

| 2048 | 549 | 166 | 3.3 |

| 1024 | 82.0 | 29.6 | 2.8 |

| 512 | 14.2 | 7.25 | 2.0 |

| 256 | 3.37 | 3.08 | 1.1 |

| -------------------------------------- | ------------- | ---------- | ------- |

| 2048 | 1760 | 492 | 3.6 |

| 1024 | 244 | 75.7 | 3.2 |

| 512 | 37.1 | 14.3 | 2.6 |

| 256 | 6.80 | 4.49 | 1.5 |

Numerical Example of RSA Using the CRT to Recover the Plain Text

This example goes through the steps of constructing the public and private keys for RSA, then taking a sample message, encrypting it, and decrypting it. Then we show how the same encrypted message can be decrypted using the CRT.

我们首先找到几个质数。设 p = 0xE747 和 q = 0xC7A5。两者都是 16 位质数。

这给了我们 n = p × q = 0xB45D41C3 和 phi = （p - 1）（q - 1） = 0xB45B92D8。两者都是 32 位。

我们可以选择 e = 0x10001，因为 gcd（e， phi） = 1。这给了我们公钥。我们的私钥被选中，因此 e × d mod phi = 1。使用扩展的欧几里得算法，我们计算d = 0x9B111CC9。

我们任意选择我们的纯文本，pt = 0xABCDEF12。我们的密文，ct = pt^和^mod n = 0x87CCFE27。要恢复纯文本，请执行 ct^d^莫德·这是一个 32 位模幂。这原则上是 RSA 加密/解密过程。

现在我们将使用中文余数定理恢复纯文本。

离线时，我们预先计算四个常量。第一个是 piqtp = 0x9E1D261C，即（p^-1^Mod Q） × p.第二个是 qiptq = 0x16401BA8，即（q^-1^mod p） times q.它们都是 32 位长。您可以使用扩展的欧几里得算法或执行 p^Q-2^模组 q 和 q^P-2^mod p 找到逆数。我们还需要 dphip = d mod phi（p） = 0x9B111CC9 mod （0xE747 - 1） = 0x4AAB 和 dphiq = d mod phi（q） = 0x9B111CC9 mod （0xC7A5 - 1） = 0x9A0D。这些数字都是 16 位，大小是 n 的一半。

在线计算从通过 mod p 减少密文开始。密文长 32 位，模长 16 位。为了使用 MAA 进行归约，我们将模数 p 向左移动 16 位并将密文乘以 216。这看起来像0x87CCFE27 × 0x10000 mod 0xE7470000 = 0x36B00000。现在我们将答案向右移动 16 位，或者只抓住单词的上部 16 位。我们需要这个值来执行 16 位模幂0x36B0^德菲普^mod p，看起来像0x36B0^0x4AAB^模组 0xE747 = 0x6425 = PTP。

使用密文 mod q 的第二个模块化约简随着 mod 0xC87A27 = 0x10000D0 7x50000CCFE0 × 543x0000而扩展。将答案向右移动 16 位，或者只是抓住上面的单词，得到减少，0x543D。使用此结果并执行模幂0x543D^德菲克^mod q，看起来像0x543D^0x9A0D^模组0xC7A5 = 0x1671 = ptq.

如果 ptp 大于 ptq，我们计算（ptq + （ptp - ptq） × qiptq） mod n，否则我们计算（ptp + （ptq - ptp） × piqtp） mod n。请记住，piqtp 和 qiptq 是预先计算的，长度为 32 位。

我们看到 ptp 大于 ptq。差值，ptp - ptq = 0x4DB4。（（ptp - ptq）和 qiptq） mod n 和（0x4DB4 × 0x16401BA8） mod 0xB45D41C3 的乘积是0xABCDD8A1。添加 ptq，0x1671会给我们返回纯文本，0xABCDEF12，我们就完成了。

审核编辑：郭婷

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