以下程式碼使用PowerBuilder作為示例

1、資料加密概述
早在幾千年前人類就已經有了通訊保密的思想和方法。但直到1949年，資訊理論創始人夏農發表著名文章，論證了一般經典加密方法得到的密文幾乎都是可破譯的。密碼學才得以進入了一個新的發展時期。70年代後期，美國的資料加密標準DES和公開金鑰密碼體制的出現成為近代密碼學發展史上的兩個重要里程碑。
公開金鑰密碼體制的概念是由Difie與Hellman於1976年提出。所謂公開金鑰密碼體制就是加密金鑰與解密金鑰不同，是一種由已知加密金鑰推匯出解密金鑰在計算上是不可行的密碼體制。其中，基於數論中大數分解問題的RSA體制曾被ISO/TC97的資料加密技術委員會SC20推薦為公開金鑰資料加密標準。

2、RSA體制的基本原理
該體制是根據尋求兩個大素數比較簡單，而將它們的乘積分解開則極其困難這一原理來設計的。在已提出的公開金鑰演算法中它是最容易理解和實現的。RSA在世界上許多地方已成事實上的標準。ISO幾乎（但沒有明確）已指定RSA用作數字簽名標準。該演算法已經經受住了多年深入的密碼分析，雖然密碼分析者既不能證明也不能否定RSA的安全性，但這恰恰說明了該演算法有一定的可信度。它的安全性是與大數分解密切相關的。我想通過下表你將會對它的安全性有一個較好的認識，它給出了在計算機每一微妙做一次操作的假定下分解不同大小的N所需要的時間。

　　N的十進位數　　50　　　　75　　　 100 　　200 

　　時間 　　　　　3.9小時 　104天　　74年　　3.8X1015年 

RSA加密演算法具體如下：
（1）選取兩個大素數，p和q。為了獲得最大程式的安全性，兩個素數的長度一樣。並計算乘積N（N=pq）。
（2） 隨後計算出N的尤拉函式ф（N）=（p-1）（q-1），ф（N）定義為不超過N並與N互素的數的個數。
（3）從[0，ф（N）- 1]中隨機選取加密金鑰e，使得e和ф（N）互為素數。
（4）計算出滿足公式ed=1 modф（N）的d，d為解密金鑰。
（5）若用整數X表示明文，整數Y表示密文（X，Y均小於N），則加解密運算為：
加密：Y = Xe mod N
解密：X = Yd mod N
注意，其中的d和N也互素。e和N是公開金鑰，d是祕密金鑰。兩個素數p和q應捨棄，但千萬不要洩密哦。

3、相關數學背景知識
（1）素數：素數是一個比1大，其因子只有1和它本身，沒有其它數可以整除它的數。素數是無限的。例如，2，3，5，7……等。
（2）兩個數互為素數：指的是它們除了1之外沒有共同的因子。也可以說這兩個數的最大公因子是1。例如，4和9，13和27等。
（3）模變換：兩個數相模，如A模N運算，它給出了A的餘數，餘數是從0到N-1的某個整數，這種運算稱為模運算。
4、演算法的具體實現
從RSA的基本原理我們得知，對明文進行加密選擇一個合適的e很重要，如果你選擇合適的話，RSA的加密速度將快得多，並且也不會因為使用者機器的限制而要做更多的變換（指在計算中為了避免資料的溢位所進行的轉換，畢竟我們用的是PC機再說也用不著很高的安全性）。最常用的三個e值是3，17，65537。在這裡我們取的e等於3，當然到底選取哪個e值並沒有規定，這裡只是為了演示方便罷了。
根據演算法定義，
（1）為了方便起見我們選取素數p = 3和q = 11，則N = pq = 3 * 11 = 33。
（2）ф（N）=（p-1）（q-1）= 2 * 10 = 20。
（3）從[0，ф（N） - 1]中，即，[0， 19]之間任意選取加密金鑰e = 3，且e和ф（N）互素。
（4）如何從公式ed=1 modф（N）求出解密金鑰d？
由模的定理我們可以將公式ed=1 modф（N）轉換成形式ed= k * ф（N）+ 1，即3d = k * 20 + 1，將0，1，2，3…依次代入k，求出d。取k = 1，得d = 7。
讀者可以通過程式設計實現隨機選取p和q來求出相應的N，e，d。
（5）進行加解密。
對明文進行加密
根據定義，我們首先要根據N的值對明文進行分組，每個分組的值應小於N。如果要加密固定的訊息分組，那麼可以在它的左邊填充一些0（零）並確保該值比N小。例如，我們要對資料X=172035594進行加密（在我的計算機上C盤的序列號是0A41-0E0A，轉換成十進位制就是172035594），我們首先要將它分成小於N（N=33）的若干小組。可以分成，X1=17，X2=20，X3=3，X4=5，X5=5，X6=9，X7=4。對第一分組X1運用加密公式得到加密密文Y1=X1e mod N = 173 mod 33 = 29，依次將其餘分組進行加密得到，Y2=14，Y3=27，Y4=26，Y5=26，Y6=3，Y7=31。即密文Y= 2914272626331。我們可以將密文儲存在檔案或登錄檔中，每當應用程式啟動時先讀取密文，並將其解密，再將解密後的結果與硬碟序列號進行比較，以此來判斷軟體是否合法。在實際運用中我們可以隨時通過程式修改密文，比如，將密文去掉一位或將密文顛倒等，就可以實現諸如測試版軟體的使用限制問題，
對密文進行解密
對密文進行解密同樣要首先對密文進行分組，使每個分組都小於N。將密文Y=2914272626331分組成：
Y1=29，Y2=14，Y3=27，Y4=26，Y5=26，Y6=3，Y7=31
這時我們一定要注意，不要急於將將各分組代入解密公式X=Yd mod N，如果這樣做了我們所得到的明文將是X=1202811913，並不是加密時的明文！是不是加密演算法有錯？絕對不是。回顧加解密的公式，我們不難發現它們做的都是先將一個數進行n次方運算然後在做模運算。問題就出在“n次方運算”上，千萬不要忽略PowerBuilder中數值的取值範圍，在其它的程式語言中也是如此。在本例中我給明文和密文用的都是unsigned long型別，它的32位所允許最大值是4294967295，的確很大，但我們不能保證一個數在進行了7次方後不超過該最大值。其實，這種情況在對明文加密時也是會發生的，只是33的3次方是35937，遠小於最大值，我們將其忽略罷了。
好在問題並不像我們想象的那麼複雜。由模的運算規律得知，模運算像普通的運算一樣，它是可交換的、可結合的、可分配的。而且，簡化運算每一箇中間結果的模n運算，其作用與先進行全部運算，然後再簡化模n運算是一樣的。比如，
（A * B） mod N = （（A mod N） * （B mod N）） mod N。
因此，
X = Y7 mod N
= （Y3 * Y4）mod N
= （（Y3 mod N）*（Y4 mod N））mod N
當然，我們也可以將Y7分解成更多項的乘積。將分組後的密文Y1至Y7依次代入上式得出密文為X = 17 20 3 5 5 9 4。即為正確明文，解密成功。
在實際的運用中考慮到PB沒有現成的乘方運算函式，為了便於讀者理解原程式是如何實現RSA加密演算法的本文所採用的方法是通過FOR…NEXT語句迴圈來實現乘方運算，讀者可以將其做成一個函式，在使用的時候呼叫。RSA加解密演算法的完整程式程式碼如下：

// 以下引數由RSA加密演算法得來
integer li_e, li_d, li_n
li_e = 3 // 設定指數e，加密金鑰
li_d = 7 // 設定指數d，解密金鑰
li_n = 33 // 設定N：兩個素數得乘積

string ls_str
ls_str = Trim(sle_1.text) // 將明文轉換成字串，以便隨後進行分組
ulong lul_temp
lul_temp = 0

ulong lul_x, lul_y // lul_x: 加密明文; lul_y: 加密密文
int I
do until ls_str = “”
lul_temp = Integer(left(ls_str, 2))
if lul_temp >= li_n then // 將明文分組，且每組均小於N（N=33）
lul_temp = Integer(left(ls_str, 1))
ls_str = right(ls_str, len(ls_str)-1)
else
ls_str = right(ls_str, len(ls_str)-2)
end if
lul_y = 1
for I = 1 to li_e // 進行乘方運算
lul_y = lul_y * lul_temp
next
lul_y = mod( lul_y, 33) // 根據加密公式計算密文
sle_2.text = trim(sle_2.text) + string(lul_y) // sle_2.tex中存放的是加密後的密文
loop

ls_str = Trim(sle_2.text) // 與加密同理，將密文轉換成字串，以便隨後進行分組
ulong lul_x0, lul_x1
do until ls_str = “”
lul_temp = Integer(left(ls_str, 2))
if lul_temp >= li_n then // 將密文分組，且每組均小於N（N=33）
lul_temp = Integer(left(ls_str, 1))
ls_str = right(ls_str, len(ls_str)-1)
else
ls_str = right(ls_str, len(ls_str)-2)
end if

// 由於考慮到乘方運算得結果可能會超出數值所允許得最大取值，
// 因此對解密公式進行適當轉換，lul_x = lul_x0 * lul_x1
lul_x0 = 1
lul_x1 = 1

// 假如解密金鑰是7，則先進行數的4次方運算取模，在進行數的3次方運算取模
for I = 1 to 4
lul_x0 = lul_x0 * lul_temp
next
lul_x0 = mod( lul_x0, 33)

for I = 1 to li_d – 4
lul_x1 = lul_x1 * lul_temp
next
lul_x1 = mod( lul_x1, 33)

lul_x = mod(lul_x0 * lul_x1, 33) // 根據解密公式計算明文
sle_3.text = trim(sle_3.text) + string(lul_x) // sle_3.tex中存放的是解密後的明文
loop