如果两个正整数，除了1以外，没有其他公因子，我们就称这两个数是互质关系(coprime)。比如，15和32没有公因子，所以它们是互质关系。这说明，不是质数也可以构成互质关系。
1. 任意两个质数构成互质关系，比如13和61。
2. 一个数是质数，另一个数只要不是前者的倍数，两者就构成互质关系，比如3和10。
3. 如果两个数之中，较大的那个数是质数，则两者构成互质关系，比如97和57。
4. 1和任意一个自然数是都是互质关系，比如1和99。
5. p是大于1的整数，则p和p-1构成互质关系，比如57和56。
6. p是大于1的奇数，则p和p-2构成互质关系，比如17和15。任意给定正整数n，请问在小于等于n的正整数之中，有多少个与n构成互质关系？（比如，在1到8之中，有多少个数与8构成互质关系？）
计算这个值的方法就叫做欧拉函数，以φ(n)表示。在1到8之中，与8形成互质关系的是1、3、5、7，所以 φ(n) = 4。
因为1与任何数（包括自身）都构成互质关系
因为质数与小于它的每一个数，都构成互质关系。比如5与1、2、3、4都构成互质关系。
$$\phi(p^k)=p^k-p^{k-1}=(p-1)p^{k-1}$$
比如 φ(8) = φ(2^3) =2^3 - 2^2 = 8 -4 = 4。
这是因为只有当一个数不包含质数p，才可能与n互质。而包含质数p的数一共有p^(k-1)个，即1×p、2×p、3×p、...、p^(k-1)×p，把它们去除，剩下的就是与n互质的数。
如果m、n互质，那么$$\phi(m\times n)=\phi(m)\times\phi(n)$$
特别的如果n为奇数，则$$\phi(2n)=\phi(n)$$
思路：如果a与p1互质(a<p1)，b与p2互质(b<p2)，c与p1p2互质(c<p1p2)，则c与数对 (a,b) 是一一对应关系。由于a的值有φ(p1)种可能，b的值有φ(p2)种可能，则数对 (a,b) 有φ(p1)φ(p2)种可能，而c的值有φ(p1p2)种可能，所以φ(p1p2)就等于φ(p1)φ(p2)。
$$\phi(n)=\phi(p_1^{a_1}\times p_2^{a_2}\times p_3^{a_3}\times\cdots) = n\times (1-\frac{1}{p_1})\times (1-\frac{1}{p_2})\times (1-\frac{1}{p_3})\cdots$$
例如$$\phi(72)=\phi(2^3\times3^2)=72\times(1-\frac{1}{2})\times(1-\frac{1}{3})$$
证明1：筛法，1到n的数中，筛去p1的倍数，剩下$$n\times (1-\frac{1}{p_1})$$
再筛去p2的倍数，剩下$$n\times (1-\frac{1}{p_1})\times (1-\frac{1}{p_2}),\cdots$$
证明2：由结论4，再由结论3，推导可得
$$\phi(n)=\prod {(p-1)p^{a_p-1}}=n\prod( {1-\frac{1}{p}})$$
若n,a为正整数，且n,a互质:
$$a^{\phi(n)}$$≡1 (mod n)
费马小定理（欧拉定理特例）
a是不能被质数p整除的正整数，则有:
$$a^{p-1}$$ ≡ 1 (mod p)
比如，3和7互质，而7的欧拉函数φ(7)等于6，所以3的6次方（729）减去1，可以被7整除（728/7=104）。
比如，7和10互质，根据欧拉定理，
$$7^{\phi(10)}=7^4$$ mod 10 = 1
已知 φ(10) 等于4，所以马上得到7的4倍数次方的个位数肯定是1。
因此，7的任意次方的个位数（例如7的222次方），心算就可以算出来。
ab ≡ 1 (mod n)
a、b互为模逆元。
可以用费马小定理、欧拉定理、扩展欧几里得法求。
详见 http://139.196.53.116/ml/index.php/archives/167/
第一步，随机选择两个不相等的质数p和q。
爱丽丝选择了61和53。（实际应用中，这两个质数越大，就越难破解。）
第二步，计算p和q的乘积n。
爱丽丝就把61和53相乘。
n = 61×53 = 3233
n的长度就是密钥长度。3233写成二进制是110010100001，一共有12位，所以这个密钥就是12位。实际应用中，RSA密钥一般是1024位，重要场合则为2048位。
第三步，计算n的欧拉函数φ(n)。
根据公式：
φ(n) = (p-1)(q-1)
爱丽丝算出φ(3233)等于60×52，即3120。
第四步，随机选择一个整数e，条件是1< e < φ(n)，且e与φ(n) 互质。
爱丽丝就在1到3120之间，随机选择了17。（实际应用中，常常选择65537。）
第五步，计算e对于φ(n)的模反元素d。
所谓"模反元素"就是指有一个整数d，可以使得ed被φ(n)除的余数为1。
ed ≡ 1 (mod φ(n))
这个式子等价于
ed - 1 = kφ(n)
于是，找到模反元素d，实质上就是对下面这个二元一次方程求解。
ex + φ(n)y = 1
已知 e=17, φ(n)=3120，
17x + 3120y = 1
这个方程可以用"扩展欧几里得算法"求解，此处省略具体过程。总之，爱丽丝算出一组整数解为 (x,y)=(2753,-15)，即 d=2753。
至此所有计算完成。
第六步，将n和e封装成公钥，n和d封装成私钥。
在爱丽丝的例子中，n=3233，e=17，d=2753，所以公钥就是 (3233,17)，私钥就是（3233, 2753）。
回顾上面的密钥生成步骤，一共出现六个数字：
p q n φ(n) e d
这六个数字之中，公钥用到了两个（n和e），其余四个数字都是不公开的。其中最关键的是d，因为n和d组成了私钥，一旦d泄漏，就等于私钥泄漏。
那么，有无可能在已知n和e的情况下，推导出d？
（1）ed≡1 (mod φ(n))。只有知道e和φ(n)，才能算出d。
（2）φ(n)=(p-1)(q-1)。只有知道p和q，才能算出φ(n)。
（3）n=pq。只有将n因数分解，才能算出p和q。
结论：如果n可以被因数分解，d就可以算出，也就意味着私钥被破解。
可是，大整数的因数分解，是一件非常困难的事情。目前，除了暴力破解，还没有发现别的有效方法。维基百科这样写道：
"对极大整数做因数分解的难度决定了RSA算法的可靠性。换言之，对一极大整数做因数分解愈困难，RSA算法愈可靠。
假如有人找到一种快速因数分解的算法，那么RSA的可靠性就会极度下降。但找到这样的算法的可能性是非常小的。今天只有短的RSA密钥才可能被暴力破解。到2008年为止，世界上还没有任何可靠的攻击RSA算法的方式。
只要密钥长度足够长，用RSA加密的信息实际上是不能被解破的。"
举例来说，你可以对3233进行因数分解（61×53），但是你没法对下面这个整数进行因数分解。
12301866845301177551304949
58384962720772853569595334
79219732245215172640050726
36575187452021997864693899
56474942774063845925192557
32630345373154826850791702
61221429134616704292143116
02221240479274737794080665
351419597459856902143413
它等于这样两个质数的乘积：
33478071698956898786044169
84821269081770479498371376
85689124313889828837938780
02287614711652531743087737
814467999489
×
36746043666799590428244633
79962795263227915816434308
76426760322838157396665112
79233373417143396810270092
798736308917
事实上，这大概是人类已经分解的最大整数（232个十进制位，768个二进制位）。比它更大的因数分解，还没有被报道过，因此目前被破解的最长RSA密钥就是768位。
有了公钥和密钥，就能进行加密和解密了。
（1）加密要用公钥 (n,e)
假设鲍勃要向爱丽丝发送加密信息m，他就要用爱丽丝的公钥 (n,e) 对m进行加密。这里需要注意，m必须是整数（字符串可以取ascii值或unicode值），且m必须小于n。
所谓"加密"，就是算出下式的c：
$$m^e$$ ≡ c (mod n)
爱丽丝的公钥是 (3233, 17)，鲍勃的m假设是65，那么可以算出下面的等式：
$$65^{17}$$ ≡ 2790 (mod 3233)
于是，c等于2790，鲍勃就把2790发给了爱丽丝。
（2）解密要用私钥(n,d)
爱丽丝拿到鲍勃发来的2790以后，就用自己的私钥(3233, 2753) 进行解密。可以证明，下面的等式一定成立：
$$c^d$$ ≡ m (mod n)
也就是说，c的d次方除以n的余数为m。现在，c等于2790，私钥是(3233, 2753)，那么，爱丽丝算出
$$2790^{2753}$$ ≡ 65 (mod 3233)
因此，爱丽丝知道了鲍勃加密前的原文就是65。
至此，"加密--解密"的整个过程全部完成。
我们可以看到，如果不知道d，就没有办法从c求出m。而前面已经说过，要知道d就必须分解n，这是极难做到的，所以RSA算法保证了通信安全。
你可能会问，公钥(n,e) 只能加密小于n的整数m，那么如果要加密大于n的整数，该怎么办？有两种解决方法：一种是把长信息分割成若干段短消息，每段分别加密；另一种是先选择一种"对称性加密算法"（比如DES），用这种算法的密钥加密信息，再用RSA公钥加密DES密钥。
最后，我们来证明，为什么用私钥解密，一定可以正确地得到m。也就是证明下面这个式子：
$$c^d$$ ≡ m (mod n)
因为，根据加密规则
$$m^e$$ ≡ c (mod n)
于是，c可以写成下面的形式：
c = $$m^e$$ - kn
将c代入要我们要证明的那个解密规则：
$$(m^e - kn)^d$$ ≡ m (mod n)
它等同于求证
$$m^{ed}$$ ≡ m (mod n)
由于
ed ≡ 1 (mod φ(n))
所以
ed = hφ(n)+1
将ed代入：
$$m^{h\phi(n)+1} $$ ≡ m (mod n)
接下来，分成两种情况证明上面这个式子。
（1）m与n互质。
根据欧拉定理，此时
$$m^{\phi(n)}$$ ≡ 1 (mod n)
得到
$$(m^{\phi(n)})^h$$ × m ≡ m (mod n)
原式得到证明。
（2）m与n不是互质关系。
此时，由于n等于质数p和q的乘积，所以m必然等于kp或kq。
以 m = kp为例，考虑到这时k与q必然互质，则根据欧拉定理，下面的式子成立：
$$(kp)^{q-1}$$ ≡ 1 (mod q)
进一步得到
$$[(kp)^{q-1}]^{h(p-1)}$$ × kp ≡ kp (mod q)
即
$$(kp)^{ed} $$≡ kp (mod q)
将它改写成下面的等式
$$(kp)^{ed} $$= tq + kp
这时t必然能被p整除，即 t=t'p
$$(kp)^{ed} $$ = t'pq + kp
因为 m=kp，n=pq，所以
$$m^{ed} $$ ≡ m (mod n)
原式得到证明。