前言
昨天我们聊到了HTTP协议的各个版本的一些不同之处，今天我们来看看HTTP协议的加密版HTTPS协议是怎么在和黑客积年累月的斗争中发展起来的
1.HTTPS概述
相信大家都知道我们传输数据时，是离不开HTTP协议滴，HTTP采用明文传输的方式，令网络中传输的数据处于一种随时会被窃取、修改、替换的状态
因此HTTPS协议应运而生，HTTPS是在HTTP上建立SSL加密层，并对传输数据进行加密，是HTTP协议的安全版。
HTTPS主要作用是：
（1）对数据进行加密，并建立一个信息安全通道，来保证传输过程中的数据安全;
（2）对网站服务器进行真实身份认证。
2.HTTPS加密方式
大家都知道HTTPS协议做作用是加密，关键在于如何实现的呢？
2.1对称加密
现在有两台设备A、B，A想要对B发送数据，但不想直接发送未加密报文m，于是生成一个密钥k，将要将发送的报文m和密密钥k输入到加密算法KA中，得到加密报文c（便于读者理解此处我们以凯撒密码为例，虽然日常的对称加密大多采用AES加密算法，后续会聊到），c = KA(m, k)
凯撒密码的原理是，将明文报文中的每个字母用字母表后的第k个字母进行替换（允许回绕），比如当密钥k为3，明文报文“i love you”就会变为“I oryh brx”
此时A只对B发送自己的加密密钥k、加密方式、加密报文c，接收到这些信息的B，就可以通过将加密密文c、密匙k输入到解密算法中，得到原始报文m。(m = KB(c, k))，解密算法与加密算法都在都在网上公开可查询
如果在不知道密匙和加密方式的情况下，嗅探到了A、B间的通信。获取了A发送给B的加密报文，也只是一堆乱码，毫无用处（密匙k和加密方式只有A、B间第一次通信时，才会发送给B，后续数据传输不再发送密匙）
中间人拦截
破解的方法也极为简单，只要黑客截取第一次A发往B的加密密钥k、加密方式，之后黑客截取到A、B间通过该密钥和加密算法的加密报文，都可以直接破解，加密加了个寂寞。
事实上，大多数黑客，甚至一些新手借助黑客工具，都可以实现这种攻击方式
AES加密算法(分组加密技术)
对称加密中常见的加密算法，其原理是，生成一个密钥k，将需要加密的密文划分为k比特的块，比如k=64，则报文被划分为64比特的块，每块被独立加密，请看如下例子：
假设k值为3，则报文010110001111被加密成为101000111001
k为三时，其中一种加密表
| 输入 | 输出 |
|---|---|
| 000 | 110 |
| 001 | 111 |
| 010 | 101 |
| 011 | 100 |
| 100 | 011 |
| 101 | 010 |
| 110 | 000 |
| 111 | 000 |
不过这样的加密受手段需要加密者维持一个输入值为2的k次方！阶乘，要想实现加密效果的话k值往往很大，这就使得维持这个加密表几乎难以实现
取而代之的是，块密码常常用函数模拟随机排列表，使得较大的密码表，被拆分为一些小的密码表，方便管理
2.2非对称加密（公开密钥加密）
相当经典的加密方式，我们仍用设备A、B举例，A通过算法P生成一个公钥k1和和私钥k2，A向全世界公布自己的公钥k1，别的设备比如B想要对A发送数据，就会先用公钥k1对原始报文m进行加密，得到加密密文c，然后将密文发送给A，该密文只能使用A自身的私钥进行解密，也就是说原始报文m = P(c, K2)，c为加密密文，这样黑客就很难获取私钥用于解密数据，因为私钥至始至终都不用于传输，也就很难被获取
那是不是非对称加密就如此完美呢？
非对称加密当然有自己的问题
加密效率慢、加密解密成本高、仍然存在被暴力破解的风险，并且未来可能会出现的高算力量子计算机，可能会对这种加密方式构成威胁
或许我们能从一种经典的非对称加密算法RSA的研究，来得知非对称加密为什么会出现这些问题
RSA算法
我们要做一些知识前置铺垫：模n算术的算术运算
首先看符号用于取余数的符号mod，示例：19 mod 5 = 4
设整数a、b、n，在模n算术中的加法与乘法满足以下等式：
[(a mod n) + (b mod n)] mod n = (a + b) mod n
[(a mod n) - (b mod n)] mod n = (a - b) mod n
[(a mod n) * (b mod n)] mod n = (a * b) mod n
由第三个式子不难得出，(a mod n)^d mod n= a^d mod n (a^d代表a的d次方)
好了，现在正式生成我们的RSA公钥与私钥
1.选择任意两个数值比较大的素数p和q
2.计算n = pq 和 z = (p - 1)(q - 1)
3.选择一个小于n的一个数e，且使e和z没有（非1的）公因数（也就是令e与z互素）
4.设一个数d，使得ed - 1可以被z整除，也就是说给定值e，使得ed mod z = 1
5.此时A在使用RSA加密方法时，对数(n, e)就作为公钥k1，对数(n, d)就作为私钥k2
设备A、设备B的加密、解密过程如下：
A通过公开手段，到处发布自己的公钥k1。
B在得知A的公钥k1后，想要对A发送一个由整数m表示的比特组合m（原始报文），使用公钥 k1对原始报文m加密处理（m < n），B对m进行指数运算m^e，然后计算m^e被n整除的余数，得到加密密文c，也就是： c = m^e mod n (c为加密密文)
B向A发送密文c，此时A就可以通过私钥解开这个报文，既：m = c^d mod n，获取B的原始报文m
我们一定对RSA中的加密解密原理仍存疑虑
上面提到加密是报文m使用模n算术做e的次冥运算，即
c = m^e mod n
解密则先对该值执行d次冥运算，再做模n运算，即
(m^e mod n)^d mod n
我们可以由这个式子(a mod n)^d mod n= a^d mod n (a^d代表a的d次方)推出
(m^e mod n)^d mod n = m^(e * d) mod n
此时我们补充数论当中的一个结论：
如果p和q是素数，且有n = pq以及z = (p - 1)(q - 1)，则x^y mod n = x^(y mod z) mod n 此时我们x = m和y = ed，可得
m^(e * d) mod n = m^(ed mod z) mod n
之前我们说过ed mod z = 1
那么m^(ed mod z) mod n = m^1 mod n = m
神奇的是，如果我们先进行解密，再进行加密操作，得到的结果仍然是m
((m^d) mod n)^e mod n = m^(d * e) mod n = (m^e mod n)^d mod n
RSA的安全性来源于，已知目前没有任何一种算法，可以对一个公开值进行快速的因式分解
当然，随着时间的变迁，或许使用RSA算法加密的数据也会饱受安全威胁
2.3混合加密（会话密钥）
我们能推测出，RSA所要求的指数运算会消耗大量时间。所以在实际HTTPS协议的传输数据过程中，RSA通常与对称密钥密码结合使用。譬如A现在要向B发送大量数据，首先A会选择一个用于加密数据本身的密钥（这个密钥的生成并不像RSA密钥生成那么复杂,AES或者DES）我们称之为会话密钥，然后A使用B的公钥对会话密钥进行加密，之后将就加密的会话密钥发送给A，B使用私钥进行解密，得到会话密钥，之后双方就可以通过会话密钥来进行加密传输。
- 本质：先进行非对称加密，传递对称加密密钥，之后再使用对称加密（传输过程中不带密钥），这样不仅拥有优良的安全性，同时对称加密的高效率传输数据的特点也得以发挥
2.4报文完整性验证与数字认证
在上一环节中，我们已经有了比较好的对数据加密方式，然而数据在传输过程中，是否被篡改，也是我们所关心的问题
仍然是我们的老嘉宾设备A和设备B，假设B接收到一个报文，并且B认为该报文是由A发出，那么为了鉴别这个报文，B需要证实： 1.该报文的确来自于A 2.该报文中途是否被篡改
密码散列函数
我们仍需要一些前置知识铺垫：密码散列函数
我们将原始报文m作为散列函数的输入，并计算得到一个称为散列的固定长度的字符串H(m)，密码散列函数，确保了H(m)值有以下属性：
- 找到任意两个报文x和y，都无法使得H(x) = H(y)，也就是说，每个文件都可以通过散列函数计算出一个唯一的值，来证明其身份
目前使用较为广泛的散列算法有MD5和SHA-1等
补充：
在实际开发中，我们的文件快传功能（客户端传输文件给服务端，会比较双方文件中的MD5或者Hash值，如果有一致的文件，则取消传输，直接使用服务端中的文件），正是散列函数应用的一个扩展
报文鉴别码
那么我们的报文完整性验证如何来做呢？
1.A生成报文m,并且计算散列H(m)
2.A向B发送的报文中，带有H(m),生成一个扩展报文(m, H(m))
3.B接到一个扩展报文(m, H(m))，通过散列函数来计算H(m)的值，如果得到的值，和扩展报文中的H(m)一致，就能说明该报文未被篡改吗？
显然，这种做法存在极大缺陷，只要有一个设备C，向B声明自己是A，并且发送一个以自己报文得出的扩展报文(m^, H(m^))，这样当B成功核对以后，就会认为C就是A
为了确认报文完整性，除了散列函数之外，我们还需要A、B间互相知晓一个鉴别密钥s（非公开），报文完整性能够如以下执行：
A将s级联m以生成m+s，放入散列函数计算，得到H(m + s),然后A将扩展报文(m, H(m + s))发往B，B接到扩展报文之后，只有将接收到的m与自身已知的密钥s结合，通过散列函数计算出值，与H(m + s)相比较，如果值等于H(m + s)，就能认为报文未被篡改
数字签名
我们在前面得知，在RSA算法中，先对数据进行解密，再进行加密操作，得到的结果仍然是m，这为我们的数字验证提供了很好的思路，换句话说，B使用私钥对数据进行加密，其它设备，只有使用B公开的密钥，解开这个数据，这无疑验证了B的身份，其次如果初始文档被修改过，比如m变为了文档m^，但是B为m生成的签名对m^无效，因为K公钥加密（K私钥解密（m）），即((m^d) mod n)^e mod n = m^(d * e) mod n = (m^e mod n)^d mod n的结果不会为m^，这无疑验证了报文的完整性
在实际应用中，由于直接对数据进行数字签名，效率低下，实用性并不强，所以现代的浏览器厂商一般采取私钥加密报文m的散列函数值H(m)的方式，直接发送一个用于验证身份的原始明文报文，以及私钥加密过后的散列函数值H(m)，接收方通过公钥解密之后，通过m计算出散列值，与接收的散列函数值H(m)比较，如果相当，则可以确信报文完整性以及发送方身份真实性
公钥认证
上面提到的数字签名方式并非没有破绽
中间人攻击
设备A、B间要进行数据传输，采取混合加密方式，B首先要向A发送公钥，此时，中间人C就有了可乘之机，C向A声明自己就是B，为发送自己公钥，A认为这是B的公钥，之后C就可以假装自己为B，与A进行通信，给A下达一些带有特殊目的的指令
预防方式
在日常的通信中，我们通常求助于一些权威的认证中心(CA)，它们会帮我们验证我们具有的公钥就是与我们要通信的那个实体
