Speecher: Bingsheng Zhang

这一系列的课程，为了介绍一些基础，弥补一些上密码学课和看论文的Gap。

历史上的密码学是art，就像鲁班锁，看着很精妙，但是没有证明。

1970s以来，逐渐发展成Science。

定义和模型一直在改，但是方法论和安全性证明是一样的。

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传统的应用：

• 机密性（加密）
• 完整性（MAC）
• 验证（签名）

现代的原语：

• 区块链
• FHE
• ZK
• SMPC
• ABE
• functional encryption
• indistinguishability obfuscation

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现代密码学的核心准则：可证明安全。主要分为三步：

• 准确地定义威胁模型，即：什么是安全？
  • “什么是安全”的正式模型和定义，比如敌手能做什么、不能做什么…
• 提出构造
  • 算法、协议、scheme
• 写一个正式的proof（在这系列课程中，基本就是reduction）
  • 在什么样的威胁模型下，如果某个假设成立，那么构造是安全的（除了极少数的，比如one-time-pad，都会有假设，即使one-time-pad，也会对随机性有假设）。
  • 假设的说明要清晰、没有歧义。

最后我们会得到四个东西：

• 安全性定义
• 假设
• 协议
• 证明

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可证明安全最后也可能不安全：你的假设可能被攻破、威胁模型可能和实际不同（就像你锁了门，但是没关窗）。

1976：DH密钥协商（HTTPS-TLS-DH），这一次我们将部分涉及DH的安全性。为什么DH是安全的？基于什么（假设）是怎么样安全的？

1977：RSA（比如用于电子护照的签名）。

我们以DH介绍可证明安全的初步。

Zhang：一般自己别造假设，follow一些经典假设就够了，否则，虽然也叫可证明安全，但是会被challenge，因为自己对密码学领域的理解并没有那么牛逼。但是，密码学界的一些新突破，比如Gentry（2009）的FHE，就假设了理想格，给了一个构造。但是分析这个假设就可以出三大密。

Textbook RSA 是不安全的

Textbook RSA：就是RSA在课本里呈现的形态，选个$P,Q$，乘起来、再构造公钥私钥blabla。

Textbook RSA它并不是一个加密算法，而是一个带陷门的one-way permutation。

几年前，有人发现QQ浏览器用的Textbook RSA进行加密，于是写了一篇文章批判一番。

后期，很多学校课程都在说Textbook RSA在各种情况下是不安全的。那RSA怎么用呢？

比如说，加PKCS1.5的padding。RSA本身不是公钥加密算法，

我们给明文加padding，再做一个trapdoor one-way permutation，这就成了一个加密算法。

至于这个算法怎么安全，比如CPA/CCA安全，这就看具体的padding方法和proof。

Warm-up：单向函数(One-way function)

密码学中最基础的一个假设：假设单向函数存在。

实际上，我们不知道单向函数是不是真的存在。

（更事实上地，整个现代密码学的基础就基于假设）

函数 f : { 0 , 1 } n → { 0 , 1 } m f: \{0,1\}^n \rightarrow \{0,1\}^m f:{0,1}n→{0,1}m是单向的，如果有：

1. $\forall x,f(x)$是多项式时间可计算的。
2. 难以反向：对于所有的概率多项式时间(probabilistic polynomial-time, PPT)算法$\mathcal{A}$，有
   $$P[Inver{t}_{\mathcal{A},f}(n)=1]<ϵ(n)$$
   （换句话说，玩下面这个Game时，赢的概率可以忽略）

其中$ϵ$是一个negligible函数，$n$在此定义为安全参数。

其中，$Inver{t}_{\mathcal{A},f}(n)$是一个game，包含以下四步：

1. 选择随机 x ← { 0 , 1 } n x \leftarrow \{0,1\}^n x←{0,1}n
2. 计算$y=f(x)$
3. 获取$x^{\prime }\leftarrow \mathcal{A}(1^n,y)$（给敌手$y$和安全参数，让它选择$x^{\prime }$）
4. 当且仅当$f(x^{\prime })=y$时返回1（win）

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关于game：

game有一个challenge（考官）和一个adversary（考生）。考官出一些题来考试(play game)，通过表现来判断考试是否通过。

为什么说game是考试呢？因为规定了能力（考生能看见什么不能看见什么）、时间（多项式时间）etc

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注意一些细节：

• $\mathcal{A}$不要求回答一个完全正确的$x$，只要回答一个原像$x^{\prime }$就OK。
• $x$要在足够大的域里选（安全参数规定的域里选）。

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一个等价的定义：

P x ← { 0 , 1 } n [ A ( 1 n , f ( x ) ) ∈ f − 1 ( f ( x ) ) ] ≤ ϵ ( n ) P_{x \leftarrow \{0,1\}^n}[\mathcal{A}(1^n, f(x)) \in f^{-1}(f(x))]\leq \epsilon(n) Px←{0,1}n​[A(1n,f(x))∈f−1(f(x))]≤ϵ(n)

但是绝大多数的game很难这么简洁地写，因为很多game的操作很复杂，在一行里写清楚可能性不大。

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一些练习。假设$f(x)$是一个安全的单向函数，那么

• $f(m)$能不能做$m$的一个one way commitment?

不能。它的问题是：$f(x)$是单向函数的话，要求 x ← { 0 , 1 } n x \leftarrow \{0,1\}^n x←{0,1}n，但是这里$m$没说是uniformly random的。比如石头剪刀布，plaintext的选项只有三种可能性，我们不会拿$m$做commitment，因为它就没有hiding的性质——试一试 $f(剪刀)$、$f(石头)$、$f(布)$就什么都知道了。

在微信对话框里如何在不引入可信第三方的情况下相互（公平地）玩石头剪刀布？这就要用到commitment。

• $f(m||r)$是不是$m$的一个commitment？其中 r ← { 0 , 1 } 256 r \leftarrow \{0,1\}^{256} r←{0,1}256、$m||r$是concatenate操作。答案是否定的。根据前面game的定义，不能exactly找到$x$，但是这个game没说不能精确找到其中的哪些位。

同样的scheme，你用不同的假设（比如把上述game中的one-way function 换成 random oracle），有的时候能做出来，有的时候做不出来。

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离散对数问题（一般基于一个group generator $\mathcal{G}$）

这个$\mathcal{G}$，你给它一个安全参数，它就生成一个群并返回。

但是在现实中不是这么用的。你自己生成一个security group，审稿人不一定认。现实中大家一般用公开的group，比如椭圆曲线。

设$\mathcal{G}$是一个通用的、多项式时间的、群生成算法。那么向 $\mathcal{G}$ 传入安全参数$1^n$，生成一个循环群$\mathbb{G}$（乘群），输出$\mathbb{G}$的阶$q$，$q$的位数是$n$，一个生成元$g\in \mathbb{G}$。

离散对数假设$DLo{g}_{\mathcal{A},\mathcal{G}}(n)$如下：

1. 生成$(\mathbb{G},q,g)\leftarrow \mathcal{G}(1^n)$
2. 随机选取$h\leftarrow \mathcal{G}$（这一步隐含这个群应该是efficiently samplable，当然不这么做也行，可以选取一个$y$，返回$g^y\leftarrow \mathcal{G}$）
3. 采样$x\leftarrow \mathcal{A}(\mathbb{G},q,g,h)$
4. 当且仅当$g^x=h$时返回1

我们说DL问题（关于$\mathcal{G}$）是困难的，如果对于所有的PPT 算法$\mathcal{A}$：
$$|P[DLo{g}_{\mathcal{G},\mathcal{A}}(n)=1]-1/q|\le ϵ(n)$$
其中：

• $1/q$是默认的取胜概率（即瞎猜）。
• 为什么加绝对值呢？因为全猜错也是一种本事（

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问题：（非交互式的，Non-Interactive）DH密钥交换(DiffieHellmanKeyExchange)(NIKE)是安全的吗?

这个问题正确的问法是：DHKE在假设X下是Y安全的吗？（这里，我们认为NIKE和DHKE是一个东西）。

于是有三个任务：

1. 正式定义非交互式KE的安全性（即Y安全）
2. 确定X
3. 基于归约给出证明（X成立则达到Y安全性）

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首先，如下图所示，我们来简要地看下DH的过程。记左为Alice，右为Bob，那么最基础版本DH的步骤如下：

1. 双方协商大素数$P$和生成元$g$，并且共同持有它们
2. Alice生成私钥$s$和公钥$h=g^s\mathrm{mod}P$，将$h$发给Bob
3. Bob生成私钥$t$和公钥$f=g^t\mathrm{mod}P$，将$f$发给Alice

此时，Alice已知$P,g,s,h,f$，Bob已知$P,g,t,h,f$。

4. Alice计算密钥$key=f^s$，Bob计算密钥$key=h^t$

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在上图中，攻击者是中间的人。攻击者能做什么？攻击者要做什么？这里假设攻击者只能看交互的信息，其他的什么都做不了（虽然实际上攻击者可以做中间人攻击）。攻击者要猜测$key=g^{st}$。

根据上面的intuition，我们给出下面的NIKE的Key-Recovery(KR)安全性定义：

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我们要证明DH NIKE是KR安全的。

看上面的图，图里的各种线展示了一个攻击者可能攻击的途径。见问号处，给定$g^s,g^t$，为什么到不了$g^{st}$？需要注意，它并不是DL假设能说通的。

DH文章中介绍了一个tautological assumption（永真式）——CDH，作为安全性假设。

DHKE是KR安全的，因为CDH假设。

原因如下：

定理. 如果CDH是安全的，那么DL是安全的。

证明思路. 使用反证法。如果攻击者可以破解DL，那么攻击者可以破解CDH。蕴含了一个安全性归约。

于是，下面这张图中可见的攻击方法都被封堵了：

DL的安全性由CDH安全的永真式保证，问号处的安全性由假设保证，sk处的安全性由私钥的保密性推出。

Appendix

关于PPT algorithms