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(Ko) [Paper Review] Factoring with Cyclotomic polynomials

Intro

이전 글에서 특수한 상황에 적용할 수 있는 소인수분해 알고리즘에 관해 이야기했었습니다. 해당 글에서 다룬 Lenstra-ECM과 마찬가지로, 특수한 조건의 소인수분해 알고리즘은 대개 특정한 군(group)의 위수의 배수를 안다는 가정을 합니다. 이번 글에서는 이러한 아이디어의 근간이 되는 Pollard’s $p-1$ algorithm, Williams’s $p+1$ algorithm과 그 일반화인 Factoring with cyclotomic polynomials에 대해 다루어 보겠습니다.

Pollard’s $p-1$ algorithm

페르마 소정리에 기반한 알고리즘입니다. $p-1$의 배수 $E$를 알고 있다고 가정합니다. 페르마 소정리는 다음을 보장합니다.

ap−1≡1(modp)a^{p-1}\equiv 1\pmod p

이는 $a$가 $p$의 배수일 때 성립하지 않지만, 그러한 경우는 일반적으로 마주하기 어려우며 마주하더라도 $N=pq$와 $a$의 gcd가 1이 아닌지 확인하여 $p$를 복구할 수 있기 때문에 고려하지 않습니다. $E$는 $p-1$의 배수이므로, 다음이 성립합니다.

aE≡(ap−1)z≡1z≡1(modp)a^E\equiv \left(a^{p-1}\right)^z\equiv 1^z\equiv 1\pmod p

즉 $a^E-1$은 $p$의 배수이며, 이는 $N$으로 나눈 나머지에 대해서도 성립합니다. $(a^E-1)\mod N$은 쉽게 계산할 수 있으므로, $\gcd((a^E-1)\mod N, N)$을 계산하여 $p$를 얻을 수 있습니다.

Williams’s $p+1$ algorithm

영문 위키피디아에서 정의하는 Williams’s $p+1$ algorithm을 알아봅시다. 이는 선형점화식을 활용합니다.

V0=2,V1=A,Vj=AVj−1−Vj−2V_0=2,\quad V_1=A,\quad V_j=AV_{j-1}-V_{j-2}

선형점화식은 전이행렬을 통해서도 표현할 수 있는데, 여기서는 다음과 같은 식으로 표현할 수 있습니다.

[VjVj−1]=[A−110][Vj−1Vj−2]\begin{bmatrix}V_j\\V_{j-1}\end{bmatrix} = \begin{bmatrix}A & -1\\1 & 0\end{bmatrix} \begin{bmatrix}V_{j-1}\\V_{j-2}\end{bmatrix}

귀납적으로 적용하면 다음과 같습니다.

[VjVj−1]=[A−110]n[Vj−nVj−n−1]\begin{bmatrix}V_j\\V_{j-1}\end{bmatrix} = \begin{bmatrix}A & -1\\1 & 0\end{bmatrix}^n \begin{bmatrix}V_{j-n}\\V_{j-n-1}\end{bmatrix}

이때 전이행렬의 특성다항식은 $x^2-Ax+1$이며, 이는 $A^2-4$가 $\text{mod } p$에서 이차잉여인지에 따라 대각화가 가능할 수도, 그렇지 않을 수도 있습니다.

$\left(\frac{A^2-4}{p}\right)=1$가 성립한다면 특성다항식의 두 근 $\alpha,\beta$는 $\begin{bmatrix}A & -1\1 & 0\end{bmatrix}\sim \begin{bmatrix}\alpha & 0\0 & \beta\end{bmatrix}$을 만족합니다. $\alpha,\beta$는 페르마 소정리에 따라 $\alpha^{p-1}\equiv\beta^{p-1}\equiv1\pmod p$을 만족하므로, 전이행렬의 multiplicative order는 $p-1$, 즉 수열의 주기도 $p-1$이 됩니다.

$\left(\frac{A^2-4}{p}\right)=-1$로 $\mathbb{F}p$에서 대각화가 불가능한 경우라도, $\mathbb{F}{p^2}$에서는 대각화가 가능합니다. $\mathbb{F}{p^2}$에서의 고유값 $\alpha,\beta$는 서로 ($\mathbb{F}{p^2}\simeq \mathbb{F}_p[\sqrt{D}]$라는 관점에서) 켤레이고, Frobenius map $x\mapsto x^p$에 대해 $\beta=\alpha^p$를 만족합니다.

이차방정식의 근과 계수의 관계로부터 $1=\alpha\beta=\alpha^{p+1}$이므로 $\alpha$의 multiplicative order는 $p+1$의 약수입니다. 이는 $\beta$도 마찬가지이므로, 수열의 주기는 $p+1$의 약수가 됩니다.

즉 $A^2-4$가 이차잉여가 아닌 $A$를 찾는다면 주기가 $p+1$의 약수인 수열을 얻을 수 있습니다. 이차잉여는 약 50% 존재하므로, 평균 2번 정도 시도하면 적절한 $A$를 찾을 것이라고 기대할 수 있습니다.

$p+1$의 배수인 $E$를 안다면, $V_E\equiv2\pmod p$라는 것을 알 수 있으므로 $\gcd(V_E-2,N)$을 계산하여 $p$를 계산할 수 있습니다.

Williams’s $p+1$ algorithm - alternative

직전 문단에서 설명한 알고리즘은 Pollard’s $p-1$ algorithm과 유사하다는 느낌은 잘 들지 않습니다. 본질적으로 군이지만, 수열을 사용하여 그 구조가 직관적으로 와닿지 않을 수 있기 때문일 것입니다. 이에 군에 집중한 방식의 Williams’s $p+1$ algorithm을 살펴보겠습니다.

  1. $t:=a+b\sqrt{d}$

  2. $x:=\bar{t}/t$

  3. $u+v\sqrt{d}:=x^E$

  4. $\gcd(u-1,v,N)$을 계산

$d$가 이차잉여가 아니라면 $t\in\mathbb{F}p[\sqrt{d}]\simeq\mathbb{F}{p^2}$이고, 따라서 Frobenius mapping에 의해 $\bar{t}=t^p$이므로 $x=\bar{t}/t=t^{p-1}$입니다. 즉, $p+1$의 배수 $E$에 대해 $x^E=t^{E(p-1)}=\left(t^{p^2-1}\right)^z=1^z=1$이 되므로, $u=1,v=0$이 됩니다. 따라서 $\gcd(u-1,v,N)$은 $p$가 될 것이라고 기대할 수 있습니다.

Cyclotomic polynomials

위의 두 알고리즘을 관찰하면, 다음과 같은 조건을 만족해야 한다는 것을 알 수 있습니다.

  • 위수의 배수를 아는 군을 선택할 것

  • 선택한 군을 부분군으로 갖는 군을 공개된 정보만으로 구성할 수 있을 것

Pollard’s $p-1$ algorithm에서는 $\mathbb{F}p$를, Williams’s $p+1$ algorithm에서는 $\mathbb{F}{p^2}$를 선택했다고 볼 수 있습니다. 각각 quotient polynomal ring과 isomorphic하므로 $\mathbb{Z}/\langle N,f\rangle$ 꼴의 군의 부분군이라 생각할 수 있습니다.

즉, 조금 더 일반화해보자면 ${\mathbb{F}_{p^k}}^\times$ 꼴의 군이라면 이러한 방식의 공격에 활용할 수 있다는 것입니다.

여기서 cyclotomic polynomial이 등장합니다. 군 ${\mathbb{F}_{p^k}}^\times$의 위수는 $p^k-1$입니다. 이때, $x^k-1$ 꼴의 다항식은 $k$ 값에 따라 다양한 인수를 갖습니다. 이들은 각각 특정한 $k^\prime$에 대해 $x^{k^\prime}-1$의 약수인 기약다항식인데, 그러한 다항식을 cyclotomic polynomial이라고 합니다.

Building a group

앞에서 확인했듯이 최종적으로 사용하고 싶은 것은 $\mathbb{F}{p^k}^\times$입니다. 하지만 $p$는 우리가 구하려는 값이므로 $\mathbb{F}{p^k}$를 직접 구성할 수는 없습니다. 임의의 $k$-degree 다항식 $f(X)$를 선택하여

(Z/NZ)[X]/(f(X))(\mathbb{Z}/N\mathbb{Z})[X]/(f(X))

를 구성할 수는 있지만, $f(X)$가 $\text{mod }p$에서 기약이라는 보장은 없습니다. 또한 이후에 필요한 Frobenius map $x\mapsto x^p$ 역시 $p$를 모르는 상태에서는 직접 계산할 수 없습니다.

논문은 이를 해결하기 위해 $\mathbb{F}{p^k}$를 직접 구성하는 대신, 공개된 값만으로 위수가 $k$인 automorphism을 갖는 ring을 먼저 구성합니다. 이후 이 ring을 $\text{mod }p$에서 바라보았을 때 일부가 $\mathbb{F}{p^k}$가 되고, 구성해 둔 automorphism의 어떤 거듭제곱이 Frobenius map이 되기를 기대합니다. 여기서 Galois group은 field의 연산을 보존하면서 여러 근을 서로 바꾸는 automorphism들의 군 정도로 이해해도 충분합니다.

먼저 다음을 만족하는 auxiliary prime $m$을 선택합니다.

m≡1(modk)m\equiv1\pmod k

$\zeta_m$을 primitive $m$-th root of unity라고 하면 cyclotomic field $\mathbb{Q}(\zeta_m)$의 Galois group은 다음과 같습니다.

Gal⁡(Q(ζm)/Q)≃(Z/mZ)×\operatorname{Gal}(\mathbb{Q}(\zeta_m)/\mathbb{Q}) \simeq(\mathbb{Z}/m\mathbb{Z})^\times

$m$은 prime이므로 우변은 위수가 $m-1$인 cyclic group입니다. $k\mid m-1$이므로 이 군에는 index가 $k$인 부분군 $H$가 존재하고, Galois correspondence에 따라 그 fixed field

Km=Q(ζm)HK_m=\mathbb{Q}(\zeta_m)^H

은 degree가 $k$인 cyclic field가 됩니다. 따라서

Gal⁡(Km/Q)≃Ck\operatorname{Gal}(K_m/\mathbb{Q})\simeq C_k

이고, 위수가 $k$인 automorphism $\sigma$를 얻을 수 있습니다.

이 field는 Gaussian period를 사용하여 구체적으로 표현할 수 있습니다. $g$를 $\text{mod }m$의 primitive root라 하고 $H$를 $(\mathbb{Z}/m\mathbb{Z})^\times$의 $k$-th power들로 이루어진 부분군이라 하면,

ηi=∑a∈Hζmgia,0≤i<k\eta_i=\sum_{a\in H}\zeta_m^{g^ia}, \qquad 0\le i<k

를 정의할 수 있습니다. 이들은 서로 켤레이며, Galois group의 generator는 다음과 같이 작용합니다.

σ(ηi)=ηi+1 mod k\sigma(\eta_i)=\eta_{i+1\bmod k}

즉 period basis ${\eta_0,\ldots,\eta_{k-1}}$를 사용하면 $\sigma$는 단순한 cyclic shift로 구현됩니다.

$K_m$의 ring of integers를 $\mathcal{O}_m$이라 하고 이를 $\text{mod }N$으로 내리면 실제 계산에 사용할 ring을 얻습니다.

Rm=Om/NOmR_m=\mathcal{O}_m/N\mathcal{O}_m

$R_m$의 element는 period basis에 대한 $k$개의 계수로 저장할 수 있으며, 각 계수는 $\text{mod }N$의 정수입니다. multiplication은 미리 계산한 multiplication table로 수행하고, $\sigma$는 계수들을 한 칸씩 순환시키는 linear transformation으로 수행합니다. Gaussian period $\eta_0$의 minimal polynomial $f_m(X)$를 사용하여 좀 더 익숙한 형태로 표현할 수도 있습니다.

Rm≃(Z/NZ)[X]/(fm(X))R_m\simeq(\mathbb{Z}/N\mathbb{Z})[X]/(f_m(X))

이 경우 $\sigma$는 power basis 위의 $k\times k$ matrix로 구현됩니다.

이제 $N=pq$라고 하면 중국인의 나머지 정리에 의해

Rm≃Om/pOm×Om/qOmR_m\simeq \mathcal{O}_m/p\mathcal{O}_m \times \mathcal{O}_m/q\mathcal{O}_m

으로 생각할 수 있습니다. 선택한 $m$에 대해 $f_m(X)$가 $\text{mod }p$에서 기약이라면 첫 번째 component는 다음과 같이 됩니다.

Om/pOm≃Fpk\mathcal{O}_m/p\mathcal{O}_m\simeq\mathbb{F}_{p^k}

또한 $\sigma$를 $\text{mod }p$에서 본 automorphism은 $\operatorname{Gal}(\mathbb{F}_{p^k}/\mathbb{F}_p)$의 generator가 됩니다. 이 Galois group의 generator들은 Frobenius map의 거듭제곱이므로, 어떤 $i$에 대해서는

τ=σi,gcd⁡(i,k)=1\tau=\sigma^i,\qquad \gcd(i,k)=1

가 정확히 $x\mapsto x^p$로 작용합니다. 어떤 $i$가 이에 해당하는지는 알 수 없으므로, 알고리즘에서는 $\gcd(i,k)=1$인 $i$를 모두 시도합니다.

이 automorphism을 사용하면 $\Phi_k(p)$의 배수를 $p^k-1$의 배수로 바꿀 수 있습니다. 다음과 같이 정의합시다.

Ψk(X)=Xk−1Φk(X)\Psi_k(X)=\frac{X^k-1}{\Phi_k(X)}

그리고 다항식

A(X)=a0+a1X+⋯+adXdA(X)=a_0+a_1X+\cdots+a_dX^d

과 automorphism $\tau$에 대해 symbolic exponent를 다음과 같이 정의합니다.

zA(τ)=za0τ(z)a1⋯τd(z)adz^{A(\tau)} = z^{a_0}\tau(z)^{a_1}\cdots\tau^d(z)^{a_d}

$\text{mod }p$에서 $\tau$가 Frobenius map이라면 $\tau^j(z)=z^{p^j}$이므로,

zA(τ)≡zA(p)(modp)z^{A(\tau)}\equiv z^{A(p)}\pmod p

가 됩니다.

이제 $\Phi_k(p)$의 배수 $E$가 주어졌다고 하고, random unit $t\in R_m$에 대해 $x=t^E$를 계산합니다. 올바른 $\tau$를 선택했다면

xΨk(τ)≡xΨk(p)=tEΨk(p)≡1(modp)\begin{aligned} x^{\Psi_k(\tau)} &\equiv x^{\Psi_k(p)}\\ &=t^{E\Psi_k(p)}\\ &\equiv1\pmod p \end{aligned}

가 성립합니다. 실제로 $E=z\Phi_k(p)$이므로

EΨk(p)=zΦk(p)Ψk(p)=z(pk−1)E\Psi_k(p) = z\Phi_k(p)\Psi_k(p) = z(p^k-1)

입니다.

마지막으로 $y=x^{\Psi_k(\tau)}$와 $1$을 같은 basis로 표현합니다.

y=∑j=0k−1yjβj,1=∑j=0k−1cjβjy=\sum_{j=0}^{k-1}y_j\beta_j, \qquad 1=\sum_{j=0}^{k-1}c_j\beta_j

그러면 올바른 $p$-component에서는 모든 $c_j-y_j$가 $p$의 배수가 됩니다. 반면 다른 인수 $q$에 대해서는 일반적으로 이 관계가 성립하지 않으므로,

gcd⁡(N,c0−y0,…,ck−1−yk−1)\gcd\left(N,c_0-y_0,\ldots,c_{k-1}-y_{k-1}\right)

을 계산하여 $p$를 얻을 수 있습니다.

모든 auxiliary prime $m$이 원하는 성질을 갖는 것은 아니므로, 알고리즘은 $m\equiv1\pmod k$인 prime들을 바꾸어 가며 같은 과정을 반복합니다. 논문은 Chebotarev density theorem을 사용하여 이러한 $m$이 충분히 자주 존재함을 보입니다. 즉 이 construction은 $\Phi_k(p)$ 위수의 군을 직접 만드는 방식이 아니라, 공개된 정보만으로 계산 가능한 군을 만들고 $\text{mod }p$에서 그 action이 Frobenius map이 되는 경우를 찾는 방식으로 동작합니다.