1
00:00:00,000 --> 00:00:02,951
Перш ніж ми почнемо з технічним матеріалом, я хочу дати вам

2
00:00:02,951 --> 00:00:06,487
короткий огляд того, що криптографія і про різних областях криптографії. Таким

3
00:00:06,487 --> 00:00:10,487
чином, основою криптографії, звичайно, є безпека зв'язку, яка по суті

4
00:00:10,487 --> 00:00:14,539
складається з двох частин. Перший ключ безпеки створенний і те, як

5
00:00:14,539 --> 00:00:18,697
ми спілкуємося безпечно тільки у нас є ключ. Ми вже говорили, що ключ

6
00:00:18,697 --> 00:00:22,854
безпеки створення по суті зводиться до Аліси і Боба відправки повідомлень один

7
00:00:22,854 --> 00:00:26,906
з одним так, що в кінці цього протоколу, є ключ, що обидва

8
00:00:26,906 --> 00:00:30,906
вони домовляться, загальний ключ К, а крім того, за рамки просто ключ , насправді

9
00:00:30,906 --> 00:00:35,274
Аліса буде знати, що вона говорить Боб і Боб буде знати, що він розмовляє з

10
00:00:35,274 --> 00:00:39,964
Еліс. Але бідний зловмисник, який слухає цю розмову не знає, що

11
00:00:39,964 --> 00:00:44,011
ключ є. І ми побачимо, як це зробити пізніше в курсі. Тепер, як тільки вони

12
00:00:44,011 --> 00:00:47,657
Тепер, як тільки у них є спільний ключ, вони хочуть безпечно обмінюватися повідомленнями за допомогою цього ключа, і

13
00:00:47,657 --> 00:00:51,698
ми поговоримо про схеми шифрування, які дозволяють їм зробити це таким чином, що

14
00:00:51,698 --> 00:00:55,491
зловмисник не може з'ясувати, які повідомлення були відправлені туди і назад. І

15
00:00:55,491 --> 00:00:59,630
Крім того зловмисник не може навіть спотворювати цього руху без виявлення.

16
00:00:59,630 --> 00:01:03,227
Іншими словами, ці схеми шифрування забезпечують обох конфіденційність і

17
00:01:03,227 --> 00:01:06,774
цілісність. Але криптографії робить багато, багато, набагато більше, ніж просто цих двох

18
00:01:06,774 --> 00:01:10,519
речі. І я хочу дати вам декілька прикладів. Таким чином перший приклад я

19
00:01:10,519 --> 00:01:14,468
щоб дати вам є те, що називається цифровим підписом. Так цифрового підпису

20
00:01:14,468 --> 00:01:18,892
в основному, це аналогові підпис у фізичному світі. У фізичному

21
00:01:18,892 --> 00:01:23,372
світ, пам'ятаєте, коли ви підписуєте документ, по суті, ви пишете ваш підпис на

22
00:01:23,372 --> 00:01:27,740
документа а підпис є завжди те ж саме. Ви завжди писати те ж

23
00:01:27,740 --> 00:01:32,164
підпис на всі документи, який потрібно підписати. У цифровому світі це не можу

24
00:01:32,164 --> 00:01:36,812
Можливо, робота, тому що якщо зловмисник просто отримали один підписаного документа з мене, він

25
00:01:36,812 --> 00:01:41,180
можна вирізати і вставити мій підпис до інших документів, які я не могла

26
00:01:41,180 --> 00:01:45,247
хотіли підписування. І так, це просто не можливо в цифровий світ який мій

27
00:01:45,247 --> 00:01:49,590
підпис є однаковими для всіх документів, які я хочу, щоб підписати. Так що ми будемо говорити

28
00:01:49,590 --> 00:01:53,830
про те, як побудувати цифрових підписів у другій половині курсу. Він має

29
00:01:53,830 --> 00:01:58,123
дійсно дуже цікавим примітивно і ми побачимо, як саме це зробити. Просто до

30
00:01:58,123 --> 00:02:02,098
дати вам підказку, як цифрові підписи працюємо в основному за рахунок на

31
00:02:02,098 --> 00:02:06,232
цифровий підпис за допомогою функції вмісту, який підписується. Так що зловмисник хто

32
00:02:06,232 --> 00:02:10,313
намагається копіювати мій підпис з одного документа до іншого не буде досягти успіху

33
00:02:10,313 --> 00:02:14,541
тому що підпис. На новий документ не буде належної функції на

34
00:02:14,541 --> 00:02:18,526
дані в новий документ і, як результат, не буде перевірити підпис. І як я вже сказав,

35
00:02:18,526 --> 00:02:22,608
Ми будемо бачити, як саме, щоб побудувати цифрові підписи пізніше, і тоді ми будемо

36
00:02:22,608 --> 00:02:27,193
Доведіть, що ці конструкції безпечним.
Інший додаток криптографії що я

37
00:02:27,193 --> 00:02:31,096
хотілося б відзначити, є анонімні зв'язку. Так, тут, уявіть собі користувача

38
00:02:31,096 --> 00:02:35,828
Alice хоче поговорити з деякими чат-сервера, Боб. І, можливо, вона хоче, щоб говорити про

39
00:02:35,828 --> 00:02:40,382
медичний стан, і тому вона хоче зробити це анонімно, так що чату

40
00:02:40,382 --> 00:02:45,113
сервер насправді не знає, хто вона.
Ну, є стандартним методом, називається на

41
00:02:45,113 --> 00:02:49,946
mixnet, що дозволяє спілкуватися за допомогою Інтернету з Бобом через Alice

42
00:02:49,946 --> 00:02:54,856
послідовність проксі таку, яка в кінці зв'язку Боб поняття не має, хто він

43
00:02:54,856 --> 00:02:59,537
просто говорив для. Чином, mixnets робота в основному як Alice відправляє її повідомлень

44
00:02:59,537 --> 00:03:03,818
Щоб Боб через послідовність проксі, отримати зашифровані ці повідомлення та

45
00:03:03,818 --> 00:03:08,271
дешифрувати відповідним чином, тому що Боб не знав, хто він розмовляв з і проксі

46
00:03:08,271 --> 00:03:12,724
себе навіть не знаю, що Alice розмовляє з Боб, або, що фактично хто

47
00:03:12,724 --> 00:03:16,750
більш загально говорити кому. Одна цікава річ про це анонімно

48
00:03:16,750 --> 00:03:20,498
канал зв'язку, що є, це письма. Іншими словами, навіть

49
00:03:20,498 --> 00:03:24,743
Хоча Боб не має уявлення хто він розмовляє, він все ще може реагувати на Alice і

50
00:03:24,743 --> 00:03:29,153
Alice отримають ці повідомлення. Як тільки ми анонімні зв'язку, ми можемо побудувати

51
00:03:29,153 --> 00:03:33,784
інші механізми конфіденційності. І я хочу, щоб дати вам один приклад, який називається Анонім

52
00:03:33,784 --> 00:03:37,643
електронні гроші. Пам'ятайте, що у фізичному світі, якщо у мене є фізична

53
00:03:37,643 --> 00:03:42,108
долар, я можу ходити в книжковий магазин і купити книгу і купець б не мають

54
00:03:42,108 --> 00:03:46,876
ідея, хто я. Питання в тому, чи ми можемо зробити точно таку ж річ у цифрових

55
00:03:46,876 --> 00:03:50,963
світ. У цифровому світі в основному, Alice може мати цифровий долар,

56
00:03:50,963 --> 00:03:55,984
цифрові долар монета. І вона, можливо, захочете витратити цей цифровий долар на деяких онлайн

57
00:03:55,984 --> 00:04:00,760
торговці, можливо деякі онлайновий книжковий магазин.
Тепер що ми хотіли б зробити це зробити так

58
00:04:00,760 --> 00:04:05,539
що коли Alice витрачає її монета в книжковому магазині, книжковий магазин б не мають

59
00:04:05,539 --> 00:04:10,629
ідея, хто Alice. Так що ми надаємо ж анонімності, що ми отримуємо від фізичного готівкою.

60
00:04:10,629 --> 00:04:15,470
Тепер проблема полягає в тому, що у цифровому світі Alice можна вважати монети, що вона

61
00:04:15,470 --> 00:04:20,250
було, це один долар монета, і перед тим, як вона провела її, вона може фактично зробити його копії.

62
00:04:20,250 --> 00:04:24,086
А потім раптом замість просто один долар монета тепер все

63
00:04:24,093 --> 00:04:27,936
раптом вона має три долар монети і вони все-таки звичайно, і

64
00:04:27,936 --> 00:04:31,828
Ніщо не заважає їй беручи ці реплік монета долар і

65
00:04:31,828 --> 00:04:35,819
проводив його в інші купців. І так питання, як робити ми надаємо Анонім

66
00:04:35,819 --> 00:04:39,849
цифрова готівка? Але в той же час, також запобігти Alice подвійний витрати на

67
00:04:39,849 --> 00:04:43,760
Долар монета в різних купців. У певному сенсі є парадокс тут де

68
00:04:43,760 --> 00:04:47,879
анонімність є конфлікт з безпеки, тому що якщо ми маємо анонімні готівкою, що є

69
00:04:47,879 --> 00:04:51,999
нічого, щоб запобігти Alice двічі витрачати монети і тому, що монети

70
00:04:51,999 --> 00:04:56,244
анонімний ми не маємо змоги говорити, хто вчинив цей шахрайства. І тому питання

71
00:04:56,244 --> 00:05:00,394
Це, як ми вирішимо цю напругу. І виявляється, це цілком здійснимо. І

72
00:05:00,394 --> 00:05:04,757
Ми будемо говорити про анонімний цифрова готівка пізніше. Просто щоб дати вам підказку, я буду

73
00:05:04,757 --> 00:05:09,173
сказати, що як ми робимо це, в основному переконавшись, що якщо Alice витрачає монети

74
00:05:09,173 --> 00:05:13,764
один раз, то ніхто не знає хто вона є, але якщо вона витрачає монети більш ніж один раз, всі

75
00:05:13,764 --> 00:05:17,878
є раптове, її особистість цілком піддається і потім вона може бути підлягають

76
00:05:17,878 --> 00:05:22,096
різного роду юридичних проблем. І так, це як анонімний цифрова готівка б

77
00:05:22,096 --> 00:05:26,158
працювати на високому рівні, і ми побачимо, як реалізувати це пізніше в курсі.

78
00:05:26,158 --> 00:05:30,219
Інший додаток криптографії має справу з більш абстрактним протоколи, але

79
00:05:30,219 --> 00:05:34,333
Перш ніж я говорю загальний результат, я хочу, щоб дати вам два приклади. Так що

80
00:05:34,333 --> 00:05:38,343
Перший приклад має відношення до виборчої системи. Так ось це проблема виборів.

81
00:05:38,343 --> 00:05:42,656
Припустимо, що... ми дві партії, партії нуль і одна сторона. І виборці голосують за ці

82
00:05:42,656 --> 00:05:47,101
сторонами. Так, наприклад, цей виборців може проголосувало за партію нуль, цей виборців проголосували за

83
00:05:47,101 --> 00:05:52,313
партії, один. І так далі. Так у цих виборах, партія нуль отримав три голоси і два учасника

84
00:05:52,313 --> 00:05:56,590
отримав два голоси. Так переможцем виборів, звичайно, є партія нуль. Але

85
00:05:56,590 --> 00:06:01,579
більш загально, переможцем виборів є сторона, яка отримує більшість

86
00:06:01,579 --> 00:06:06,453
голосів. Тепер голосування проблема полягає в наступному. Виборці якось хотів

87
00:06:06,453 --> 00:06:11,720
обчислювати більшість голосів, але зробити це таким чином такі, що нічого іншого

88
00:06:11,720 --> 00:06:16,797
відомо про своїх індивідуальних голосів.
Добре? Тому виникає питання: як це зробити?

89
00:06:16,797 --> 00:06:21,493
І щоб зробити це, ми збираємося представити виборів центр, який допоможе нам

90
00:06:21,493 --> 00:06:26,633
обчислимо, більшість, але зберегти голосів в іншому таємницю. І те, що сторони

91
00:06:26,633 --> 00:06:32,027
буде робити це вони будуть кожен відправити смішні шифрування свої голоси вибори

92
00:06:32,027 --> 00:06:36,949
Центр таким чином, що в кінці вибори, вибори центр, здатен

93
00:06:36,949 --> 00:06:41,615
обчислення та виведення переможця виборів. Однак, крім переможець

94
00:06:41,615 --> 00:06:46,580
виборів нічого відомо про окремих голосів. Окремі

95
00:06:46,580 --> 00:06:51,366
голосів в іншому випадку залишатися повністю приватним.
Звичайно, вибори центр є також

96
00:06:51,366 --> 00:06:56,331
буде переконатися, що цей виборців наприклад дозволено голосувати і виборець має

97
00:06:56,331 --> 00:07:00,818
тільки один раз голосувала. Але, крім цієї інформації виборів центр і на

98
00:07:00,818 --> 00:07:05,484
інший світ дізнався, нічого іншого, про що виборців голосування іншим, ніж у

99
00:07:05,484 --> 00:07:10,104
результат виборів. Так, це приклад протоколу, який включає в себе шість

100
00:07:10,104 --> 00:07:14,430
сторонами. У цьому випадку є п'ять виборців в одних виборів центр. Ці

101
00:07:14,430 --> 00:07:19,417
сторони обчислювати між собою. І в кінці обчислення, результат

102
00:07:19,417 --> 00:07:24,404
відомо, вибори, але нічого відомо про окремих входи. Зараз

103
00:07:24,404 --> 00:07:29,156
Аналогічна проблема з'являється в контексті приватних аукціонів. Таким чином, у приватних

104
00:07:29,156 --> 00:07:34,160
аукціон, кожен учасник має свою власну ставку, що він хоче взяти участь в торгах. І тепер припустимо, що

105
00:07:34,160 --> 00:07:39,356
Аукціон механізм, що використовується є те, що називається аукціон Vickrey де на

106
00:07:39,356 --> 00:07:45,287
визначення Vickrey аукціоні, що переможець торгах. Але в

107
00:07:45,287 --> 00:07:50,099
суми, що переможець платить це фактично друге найвищі ставки. Тому він платить за

108
00:07:50,099 --> 00:07:54,850
Другий найвищі ставки. Добре, так що це Аукціон стандартний механізм називається на

109
00:07:54,850 --> 00:08:00,028
Vickrey аукціон. І тепер те, що ми хотіли б зробити це в основному дозволити учасникам

110
00:08:00,028 --> 00:08:04,779
обчислимо, щоб з'ясувати, який запропонував найвищу ціну і скільки він повинен

111
00:08:04,779 --> 00:08:09,165
платити, але Крім цього, інформація про окремі ставки

112
00:08:09,165 --> 00:08:14,160
слід зберігати в таємниці. Так, наприклад, фактичний обсяг, який запропонував найвищу ціну ставку

113
00:08:14,160 --> 00:08:19,225
слід зберігати в таємниці. Єдине, що має стати готелю є другим найвищий

114
00:08:19,225 --> 00:08:23,526
Купівля та ідентичність торгах. Знову тепер як ми будемо робити

115
00:08:23,526 --> 00:08:28,172
що є, ми будемо ввести центром аукціон і подібно всім, по суті,

116
00:08:28,172 --> 00:08:32,588
буде відправити їх зашифровані ставки аукціон центру. Аукціон центр буде

117
00:08:32,588 --> 00:08:37,119
обчислювати ідентичності переможця і насправді він буде обчислити другий

118
00:08:37,119 --> 00:08:41,822
найвищі ставки, але ці два значення, ніж інші, нічого відомо про на

119
00:08:41,822 --> 00:08:46,126
окремі ставки. Тепер це дійсно приклад набагато більш загальної проблеми

120
00:08:46,126 --> 00:08:50,264
називається безпечне багатопартійної обчислень. Дозвольте мені пояснити, що безпечне multi-party

121
00:08:50,264 --> 00:08:54,618
обчислення є про. Так от в основному abstractly, учасники мають таємницю

122
00:08:54,618 --> 00:08:58,649
входи до себе. Так, у випадку з виборами, буде входи до

123
00:08:58,649 --> 00:09:02,787
голосів. У разі аукціон входи б секретний ставки. А потім

124
00:09:02,787 --> 00:09:06,959
те, що вони хотіли б зробити це обчислимо якусь функцію їх входів.

125
00:09:06,959 --> 00:09:10,840
Знову ж таки у разі проведення виборів, функції у більшості. У випадку з

126
00:09:10,840 --> 00:09:15,088
аукціон, функція трапляється бути другий найвищої, найбільший номер серед x один

127
00:09:15,088 --> 00:09:19,179
Щоб x чотири. І питання є, як вони можуть це зробити, таке, що вартість на

128
00:09:19,179 --> 00:09:23,375
Функція виявляється, але нічого відомо про окремих голосів? Так

129
00:09:23,375 --> 00:09:27,675
Дозвольте мені показати вам роду німий, небезпечно спосіб зробити це. Що ми зробити, це ввести в

130
00:09:27,675 --> 00:09:31,774
надійних партії. І потім, це надійні, авторитет в основному збирає окремі

131
00:09:31,774 --> 00:09:36,223
входи. Та це цікаве обіцяє зберігати окремі входи таємницю, так що тільки його

132
00:09:36,223 --> 00:09:40,510
буде знати, що вони є. І потім, він публікує значення функції, щоб

133
00:09:40,510 --> 00:09:44,742
у світі. Так, ідея в тому, тепер, що значення функції став громадськості, але

134
00:09:44,742 --> 00:09:48,812
нічого відомо про окремих входи. Але, звичайно, ви отримали

135
00:09:48,812 --> 00:09:52,990
Це надійні органу, що ви отримали довіряти і якщо з якоїсь причини, не

136
00:09:52,990 --> 00:09:57,168
надійним, то у вас є проблеми. І так, там дуже центральний теорема

137
00:09:57,168 --> 00:10:01,001
криптографічного і це дійсно так дивно факт. Це говорить, що будь-яке

138
00:10:01,001 --> 00:10:05,204
обчислення ви хотіли зробити, будь-яка функція f ви хотіли обчислимо, що ви можете

139
00:10:05,204 --> 00:10:09,302
обчислювати надійних повноваження, ви можете також зробити без надійних влади.

140
00:10:09,302 --> 00:10:13,559
Дозвольте мені на високому рівні пояснити, що це означає. В основному, є те, що ми збираємося робити,

141
00:10:13,559 --> 00:10:17,816
Ми збираємося позбутися від адміністрації. Так сторін насправді не збираються надіслати

142
00:10:17,816 --> 00:10:21,807
їх входів адміністрацією. І справді, там більше не буде бути в

143
00:10:21,807 --> 00:10:26,011
повноважень у системі. Замість цього, що сторони збираєтеся робити, є вони збираються

144
00:10:26,011 --> 00:10:30,567
говорити один з одним за допомогою деяких протоколу.
Така, що наприкінці всі протокол

145
00:10:30,567 --> 00:10:34,890
раптом стає відомо значення функції, всім. Та ще

146
00:10:34,890 --> 00:10:39,390
нічого, крім значення функції розкривається. Іншими словами, на

147
00:10:39,390 --> 00:10:43,639
окремими входами є все ще тримається в секреті.
Але знову ж таки, немає не повноважень, є

148
00:10:43,639 --> 00:10:47,867
просто спосіб для них говорити один з одним, така, що розкривається кінцевого виводу. Так

149
00:10:47,867 --> 00:10:51,846
Це досить загальний результат, це роду дивно те, що на всіх

150
00:10:51,846 --> 00:10:56,024
здійснимо. І справді це і в кінці класу ми побачимо насправді як

151
00:10:56,024 --> 00:11:00,577
зробити це сталося. Зараз є деякі додатки криптографії, що я не можу

152
00:11:00,577 --> 00:11:05,560
класифікувати будь-які інші іншим чином, ніж говорити, що вони є чисто магічне. Дозвольте мені навести

153
00:11:05,560 --> 00:11:10,240
Ви два приклади що. Таким по-перше, те, що називається приватною аутсорсинг

154
00:11:10,240 --> 00:11:15,224
обчислення. Так що я дам вам приклад пошуку в Google, просто для ілюстрації на

155
00:11:15,224 --> 00:11:20,329
точки. Так собі уявити Alice має пошукового запиту, що вона хоче, щоб видавати. Виявляється, що

156
00:11:20,329 --> 00:11:25,434
є дуже спеціальні шифрування схем, така, що Alice можна надіслати шифрування з

157
00:11:25,434 --> 00:11:30,368
її запиту до Google. А потім, через власності схема шифрування

158
00:11:30,368 --> 00:11:35,304
Google насправді можна обчислювати зашифровані значення не знаючи, що в

159
00:11:35,304 --> 00:11:40,368
Звичайний текстів є. Так що Google насправді можна запустити свій алгоритм масові пошуку на

160
00:11:40,368 --> 00:11:44,903
зашифровані запиту та відновлення зашифрований результатів. Добре. Google надсилає на

161
00:11:44,903 --> 00:11:49,242
зашифровані результати назад до Alice. Alice буде розшифровувати, і тоді вона буде отримати на

162
00:11:49,242 --> 00:11:53,689
Результати. Магія тут, але всі Google побачив, був просто encryptions, її запитів

163
00:11:53,689 --> 00:11:57,493
і більше нічого. І так, Google в результаті поняття не має що Alice просто

164
00:11:57,493 --> 00:12:01,672
шукали і тим не менш Alice дійсно дізнався точно, що вона

165
00:12:01,672 --> 00:12:05,812
хотіли дізнатися. Добре, так, ці магічні роду схем шифрування. Вони

166
00:12:05,812 --> 00:12:09,985
порівняно недавно, це тільки новий розвиток від близько двох або трьох років

167
00:12:09,985 --> 00:12:14,436
тому, що дозволяє нам для обчислення на зашифрованих даних, навіть якщо ми не знаємо

168
00:12:14,436 --> 00:12:18,667
що таке всередині шифрування. Тепер перш ніж ви поспішайте і думати про впровадження

169
00:12:18,667 --> 00:12:22,470
Це, я повинен попередити вас, що це дійсно на даний момент тільки теоретичні, в

170
00:12:22,470 --> 00:12:26,422
тому сенсі, що працює в Google пошуку на шифрування даних, ймовірно, буде потрібно на

171
00:12:26,422 --> 00:12:30,521
мільярдів років. Але тим не менше, просто тому, що це здійснимо вже дійсно

172
00:12:30,521 --> 00:12:34,473
дивно і вже досить корисні для відносно прості міркування. Таким чином, у

173
00:12:34,473 --> 00:12:38,671
факт, ми побачимо деякі додатки це пізніше. Магічні застосунку я

174
00:12:38,671 --> 00:12:42,474
хочете, щоб показати, що ви є те, що називається нульовий знань. І, в зокрема, я вам скажу

175
00:12:42,474 --> 00:12:46,080
Ви про те, що називається нульові знання доказ знань. Так ось...

176
00:12:46,080 --> 00:12:50,177
що відбувається, існує певне число N, який знає Alice. І як

177
00:12:50,177 --> 00:12:54,169
число n був побудований як продукт двох великих простих чисел. Так що, уявіть собі

178
00:12:54,169 --> 00:12:58,835
Тут ми маємо два простих чисел, P і Q. Кожного, ви можете думати про нього, як як 1000 цифр.

179
00:12:58,835 --> 00:13:03,892
І ви, напевно, знаєте, що множення двох 1000-значні номери є досить легко. Але якщо

180
00:13:03,892 --> 00:13:08,235
Я просто дати вам свій продукт, з'ясувати їх факторизації в простих чисел

181
00:13:08,235 --> 00:13:12,427
насправді досить складно. І, по суті, ми збираємося використовувати те, що факторингу

182
00:13:12,427 --> 00:13:16,566
важко побудувати громадськості ключових криптосистемах у другій половині курсу.

183
00:13:16,566 --> 00:13:20,968
Гаразд, так Alice сталося мати цього числа N, і вона також знає, що факторизації з

184
00:13:20,968 --> 00:13:24,898
Н. Тепер Боб просто має номер н. Він насправді не знає, що факторизації.

185
00:13:24,898 --> 00:13:28,723
Тепер магічне про нульові знання доказ знань, це факт

186
00:13:28,723 --> 00:13:33,144
Alice можна довести до Боб, що вона знає, що факторизації н. Так, ви можете фактично

187
00:13:33,144 --> 00:13:37,457
Дайте цьому доказ до Боб, що Боб можна перевірити і стати переконаний, що Alice

188
00:13:37,457 --> 00:13:42,386
знає факторизації N, проте Боб дізнається, нічого не на всіх. Про фактори p

189
00:13:42,386 --> 00:13:47,034
і q і це доказовою. Боб абсолютно дізнається, нічого взагалі про на

190
00:13:47,034 --> 00:13:50,997
фактори p і Q. І оператор насправді є дуже, дуже загальні. Це

191
00:13:50,997 --> 00:13:55,275
не тільки про довівши факторизації н. Справді, майже будь-який головоломка, що ви

192
00:13:55,275 --> 00:13:59,606
хочете, щоб довести, що ви знаєте відповідь, ви можете довести це ваші знання. Так що якщо

193
00:13:59,606 --> 00:14:03,831
у вас кросворд, яке ви вирішили. Ну, може бути кросворди не є на

194
00:14:03,831 --> 00:14:07,845
Кращий приклад. Але якщо ви, як судоку головоломки, наприклад, що ви хочете

195
00:14:07,845 --> 00:14:12,282
довести, що ви вже вирішена, ви можете довести це Боб таким чином, що Боб б дізнатися

196
00:14:12,282 --> 00:14:16,718
нічого про рішення, і ще Боб б переконатися що ви дійсно зробити

197
00:14:16,718 --> 00:14:20,930
є рішення цієї головоломки. Добре. Тому ті роду магічні додатків.

198
00:14:20,930 --> 00:14:25,000
І так що останнє, що я хочу сказати, що сучасна криптографія на дуже

199
00:14:25,000 --> 00:14:29,015
науковим. І справді, кожен концепції, що ми збираємося описати збирається

200
00:14:29,015 --> 00:14:33,129
Виконайте три кроки дуже строгий, добре, і ми будемо бачити ці три кроки

201
00:14:33,129 --> 00:14:37,338
знову і знову і знову, так, я хочу, щоб пояснити, що вони є. Тому перше, що

202
00:14:37,338 --> 00:14:41,493
Ми збираємося робити, коли ми ввести нові примітивно, як цифровий підпис

203
00:14:41,493 --> 00:14:45,540
Ми збираємося вказати, що загроза модель саме. Тобто, що можна на

204
00:14:45,540 --> 00:14:49,534
Зловмисник чи напасти на цифровий підпис і що його мета в кування

205
00:14:49,534 --> 00:14:53,851
підписи? Добре, так що ми будемо визначити саме те, що це означає для підпису

206
00:14:53,851 --> 00:14:57,760
Наприклад, щоб бути unforgeable.
Unforgeable. Добре, і я даю Цифрова

207
00:14:57,760 --> 00:15:01,998
підписи просто як приклад. Для кожного примітивно, ми описали ми збираємося

208
00:15:01,998 --> 00:15:06,464
точно визначити, що є загроза моделі.
Тоді ми будемо пропонувати будівництво

209
00:15:06,464 --> 00:15:10,931
і тоді ми збираємося дати доказ, будь-які зловмисник що це можливість напасти на

210
00:15:10,931 --> 00:15:15,955
Будівництво під загрозу модель. Що зловмисник може також використовуватися для вирішення деяких

211
00:15:15,955 --> 00:15:20,150
Основні важкою проблемою. І, як результат, якщо проблема дійсно важко, що

212
00:15:20,150 --> 00:15:24,350
фактично доводить, що немає зловмисник може розірвати будівництво під загрозу моделі.

213
00:15:24,350 --> 00:15:27,843
Добре. Але ці три кроки, дійсно дуже важливо. У випадку з

214
00:15:27,843 --> 00:15:31,928
підписи, ми будемо визначити, що це означає для підпису, щоб бути, forgeable, то ми будемо

215
00:15:31,928 --> 00:15:35,914
дати на будівництво, і потім, наприклад ми будемо говорити що кожен, хто може розірвати наших

216
00:15:35,914 --> 00:15:39,801
Будівництво потім можуть бути використані сказати цілих фактор, який, як вважають

217
00:15:39,801 --> 00:15:43,541
важкою проблемою. Добре, так що ми будемо дотримуватися ці три кроки по всій, і

218
00:15:43,541 --> 00:15:47,331
Тоді ви побачите, як це фактично йде. Добре, так що це кінець на

219
00:15:47,331 --> 00:15:51,218
сегмент. І тоді у Наступний сегмент ми поговоримо трохи про історію

220
00:15:51,218 --> 00:15:52,006
криптографії.