这就要求 我们对 每一个块(在对称加密算法中， 正是将数据分成一个又一个的块)， 都发送相应的Ri 用于处理数据。 Ri可以明文发送， 即使Ri被劫持到， 在没有秘钥的情况下， 依然是没有用的。
但这种方式同样会带来一个缺点，即对于每一个块， 我们都需要发送等长的Ri给对方(异或预算必然要求两者长度一样，才能进行异或运算。) 这样我们的数据长度就变为原来的两倍， 这实在是一笔不小的开销。
因此通常采用的方式是CBC, 其基本思想是， 仅随第一个报文发送一个随机值， 在之后的通讯中 通过计算获取 相应的编码。
因此，仅需要N+1个块， 就能够实现 对相同的明文，产生不同的密文。
公开秘钥加密但在对称秘钥体系中， 会有这样一个问题， 如果一切依托于现实， 我们可以彼此约定一个只有双方知道的秘钥， 完成加密解密的相关工作。
但在网络通讯中， 这并不现实， TCP链接时时刻刻都在被销毁与创建中不断循环， 我们不可能在路由器两端使用固定的密码， 如果这样做的话 就意味着线路两端的路由器都要完成解密 然后加密的操作。 用自己的密码加密之后 发送给下一个节点。
我们也不可能将密码直接明文 在 通讯中直接传输， 那样的话， 和不加密又有什么区别呢？
这好像是个难题。
直到公开密码的出现:
是以这样的方式使用：
对于小B来说， 存在两个秘钥， 一个是 公知的 Kb+ 以及 只有自己存有的秘钥 Kb-, 当小A想要给小B发送消息时， 首先会取得 Kb+ 用一个公知的 加密算法 进行加密，得到密文 Kb+(m)， 而当小B接收到 Kb+(m) 时， 用一个公知的 解密算法 配以私钥 Kb- 进行解密， 最终使得 Kb-(Kb+(m)) = m。 这样需要解密密文， 就必须要两个秘钥才能够解密。
虽然这样会引入一个新的问题， 即 任何人都可以 截获 发送给小B的消息， 然后用自己准备好的明文， 通过 Kb+对明文加密， 发送给小B。
这就要求我们能够验证数据的来源方究竟是谁， 需要做端点鉴别， 即确确实实是小A自身发送给小B的消息， 而不是别人冒用名义 发送 分手吧 这样的悲惨消息。
RSA算法对于RSA算法， 个人比较感兴趣， 在这里描述的可能就会多一点。
对于任何数据流， 我们都不能忘记其本质 依然是 bit流， 而任何bit流 自然也能够用 唯一的 整数 去表示。
加密这个bit流 自然实际上就是加密这个 唯一数值。
在RSA算法中， 并没有将数据看成是 字符的集合， 而是数值， 这样我们就可以使用种种数学公式加以匹配。
RSA包含两个部分：
加密解密算法
两个秘钥， 公钥和私钥。
秘钥的生成选择两个大素数， 这个值越大越好， 甚至已经超出了常规意义上的 大数值。 该值越大， 破解RSA算法越困难。 推荐公司使用时， p q 两个数的乘积 需要 为 1024bit数量级。
计算 n=pq 和 z=(p - 1)(q - 1)
选择小于n的一个数值 e， 且 e 和 z 互素。
求解一个数d， 使得 ed - 1 可以被 z整除。换成数值表达则是:
ed mod z = 1
则公钥是 (n, e), 私钥是 (n, d);
加解密过程要求被加密的整数 m, m < n
求解 c = (m ^ e) mod n, c即是加密后的密文
求解 m = (c ^ d) mod n.
看上去实在是很简单的过程。
但是 我们需要注意到的是这样几个问题， p q 本身就是数百bit的值。
被加密的整数一般也都不会非常小。
需要计算 m ^ e c ^ d， 这种种操作本身就是非常消耗计算力的过程。
更何况还需要求得大素数q p 本身。
工作原理将上述 加解密过程 合并起来看:
求解m时 即是求解： ((m^e) mod n)^d mod n
在模运算中有这样一个性质:
a ^ b mod n = ((a mod n)^b) mod n则上述公式可以变为:
m^ed mod n因此现在就需要证明:
m ^ ed mod n = m
在数论中, 有：
如果 p q 是素数，且有 n = pq 和 z = (p -1) * (q - 1) 则 X^y mod n = X ^ (y mod z) mod n
因此上述被替换成:
m ^ (ed mod z) mod n => m ^ 1 mod n => (m 小于 n) m
同时如果注意到另一个特点:
如果加解密流程微调:
c = (m ^ d) mod n
m = (m ^ e) mod n
原因则是： m ^ ed mod n 等价于 m ^ de mod n
这个特性意味着什么呢？