技术探秘：在RISC Zero中验证FHE——由隐藏到证明：FHE验证的ZK路径（1）

1. 引言

开源代码实现见：

https://github.com/hashcloak/fhe_risc0_zkvm（Rust）
https://github.com/weikengchen/vfhe-profiled（Rust）
https://github.com/l2iterative/vfhe0（Rust）

L2IV Research团队近期尝试用ZKP来验证FHE，原因在于如下2大应用场景的出现：

1）fhEVM的链下计算：Fhenix和Inco，正基于Zama的fhEVM构建在L1链上具有全同态加密增强的EVM。其中fhEVM全称为fully homomorphic Ethereum Virtual Machine (EVM)。链下计算，使得L1 Validators无需rerun FHE计算，从而具备可扩展性，同时，可能可进一步隐藏函数，从而具备隐私性。
2）FHE mining：受Aleo的proof of succinct work (PoSW) 和 ZPrize 启发，认为FHE mining是一个值得注意的未来方向，以鼓励FHE的ASIC制造，并激励FHE矿工成为fhEVM网络的Validators。FHE mining的核心任务是为FHE上下文中的PoSW开发ZKP系统。

FHE方案有多种，L2IV Research团队尤其关注Zama所使用TFHE。其实现的TFHE使用模 $p=2^{64}$ ——其可在现代CPU和其它硬件平台上高效计算。L2IV Research团队对验证FHE的兴趣源于其在fhEVM中的直接适用性。

但是，使用模 $p=2^{64}$ ，对ZKP来说挑战不小，因仅有有限的ZKP系统可高效兼容该模：

1）大多数ZKP系统都设计为某Field内运算，但模 $p=2^{64}$ 不构成a field，因为其缺少对2的modular inverse，其仅仅是a ring。现有的2021年论文Rinocchio: SNARKs for Ring Arithmetic 是针对ring设计的，但其不能用于本场景，因其仅支持：
- 若该ZKP为designed-verifier的，可支持任意rings，但这不适于区块链应用场景。
- rings与安全、composite-order pairing-friendly curves关联使用，其与 $p=2^{64}$ 不兼容。
2）使用合适的域来模拟64位整数计算，这是可选项，尽管其由自己的开销。仅有少量VMs设计为64位整数的，如RISC Zero和Aleo的Leo。也可使用32位域来模拟64位整数计算，如Polygon Miden 和 Valida（使用Plonky3）。

L2IV Research团队选择RISC Zero的原因有3：

1）其工具链和开发生态相对稳定和成熟。
2）RISC Zero的证明生成性能，尤其是在Apple M2 chips上的性能，相当不错。
3）通过Bonsai API，可将证明生成处理，卸载给RISC Zero的专用Bonsai服务器，从而避免需在本地生成proof。

本文重点展示功能而暂未优化的原型。后续将做一系列优化实现。未来也将探索不同的方向。

本文概述了FHE和RISC Zero，详细介绍了将现有Rust代码用于RISC Zero的过程，介绍了RISC Zero中一种新的数据加载优化技巧，并演示了使用Ghidra对RISC-V代码进行分解和分析，以确定进一步的优化机会。

2023年12月14日更新：我们注意到“include_bytes”可能无法正确对齐数据，并可能导致对齐错误。因此，选择使用include_bytes_aligned crate中的include_bytes_aligned。

2. 何为TFHE？

fully homomorphic encryption (FHE) 为加密算法，表示为 $E$ ，用于做数据加密。如已知明文 $a$ ，经FHE加密后获得密文 $E (a)$ ：
$\rightarrow E(a)$

全同态性，意味着可基于密文做加法、减法和乘法运算：

加法： $\text{Addition:}~E(a),~E(b)\rightarrow E(a+b)$
减法： $\text{Subtraction:}~E(a),~E(b)\rightarrow E(a-b)$
乘法： $\text{Multiplication:}~E(a),~E(b)\rightarrow E(a \times b)$

当明文为二进制位（0和1）时，可使用FHE来表示所有二进制逻辑门。包括XOR和AND这样的基础门，因其构成了FHE中任意二进制逻辑运算的基础：

$\text{XOR:}~E(a),~E(b)\rightarrow E(a + b - a \times b)$
$\text{AND:}~E(a),~E(b)\rightarrow E(a \times b)$

由于其可表示所有二进制门，FHE可执行bounded size内的任意计算。在区块链应用中，FHE因在去中心化金融（DeFi）应用中实现隐私而引起了极大的兴趣。例如，在隐私增强的去中心化交易所（DEX）中，FHE可以秘密地为自动做市商（AMM）处理计算。

FHE的大部分计算开销归因于管理和减轻“噪声（noise）”。所有现有的FHE构建都依赖于learning-with error（LWE）假设或其变种——构成了这些密码学系统的基础。对于计算的每一步，输出——如 $E(a+b-a\times b)$ ——将比输入 $E (a)$ 和 $E (b)$ 具有更多的噪声，并且该输出可能成为后续步骤的输入。随着计算的进行，密文积累的噪声量越来越大。如下图所示，一旦密文中的噪声达到某个阈值，就会使密文不可解密。【下图摘自2021年Zama团队Marc Joye论文《Guide to Fully Homomorphic Encryption over the [Discretized] Torus》。】
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为促进FHE中的无限计算，必须找到一种在噪声变得过大之前清除噪声的方法。这种技术被称为“自举（bootstrapping）”——由Craig Gentry于2009年通过其关于FHE的开创性论文首次引入。bootstrapping包括使用FHE secret key的加密版本，通常被称为“bootstrapping key”，来解密并刷新有噪声的密文，这会产生包含相同数据但噪声较小的新密文。

可以想象，对于密文来说，FHE计算是一项非常累人的工作——就像马拉松一样，密文需要休息以避免“精疲力竭（burn out）”。如下图所示，将FHE bootstrapping看成是某人需要休息以避免在马拉松中精疲力尽。
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在不同的全同态加密（FHE）算法中，TFHE引起了人们的极大关注，因为TFHE中的自举是有效的，并且TFHE非常适合于评估加密数据上的布尔电路。Zama、Fhenix、Inco都在使用TFHE。

因此，验证FHE的主要挑战在于准确地验证自举过程。在TFHE中，自举包括使用自举密钥根据被自举的密文“盲目地旋转（blindly rotate）”多项式，随后从这个旋转后的多项式中提取刷新的密文。

虽然这最初看起来像是对高级密码学的一次尝试，但值得注意的是，这个过程主要围绕着操作多项式和矩阵，如下图所示，其摘自2021年Zama团队Marc Joye论文《Guide to Fully Homomorphic Encryption over the [Discretized] Torus》。对于那些热衷于深入研究的人，我们强烈推荐Marc Joye关于TFHE的这本入门书，对于那些只对线性代数有基本了解的人来说，这本书很容易上手。
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3. 何为RISC Zero？

RISC Zero是专门为RISC-V体系结构设计的通用零知识证明系统。换句话说，任何可通过riscv32im（用于整数乘法和除法的，具有“M”扩展的RISC-V 32位）编译成ELF（executable and linkable format）程序的程序都与RISC Zero兼容。在VM执行时，RISC Zero生成该执行的零知识证明，称为“receipt”。具体如下图所示。
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人们常问的一个问题是：RISC Zero为什么选择RISC-V而不是其它指令集？其主要原因有2方面：

1）RISC-V为简单通用指令集。RISC Zero仅需支持riscv32im中的如下46种指令：
```
LB, LH, LW, LBU, LHU, ADDI, SLLI, SLTI, SLTIU, XORI, SRLI, SRAI, ORI, ANDI, AUIPC, SB, SH, AW, ADD, SUB, SLL, SLT, SLTU, XOR, SRL, SRA, OR, AND, MUL, MULH, MULSU, MULU, DIV, DIVU, REM, REMU, LUI, BEQ, BNE, BLT, BGE, BGEU, JALR, JAL, ECALL, EBREAK
```
相比于现代Intel x86的1131条指令，以及现代ARM的数百条指令，其要简单得多。同时，RISC-V也与其他极简主义指令集没有太大区别——MIPS（MIPS公司后来转型为RISC-V）、WASM和早期几代ARM，如ARMv4T。
2）由于有LLVM，很容易将各种语言编译为RISC-V。
LLVM是一个编译工具链，它实现了后端（“ISAs”）和前端（“编程语言”）之间的中间层（称为“intermediate representation（IR）”）。由于RISC-V是支持的后端之一，LLVM允许将许多前端（包括C、C++、Haskell、Ruby、Rust、Swift等）编译成RISC-V。
见Chris Lattner书籍The Architecture of Open Source Applications (Volume 1) LLVM，LLVM的3阶段设计实现，其中RISC-V也是可用的LLVM后端之一。

换句话说，通过自下而上的方法，RISC Zero：

能够支持使用现有的Web2编程语言编写的程序。
还能针对ZKP domain-specific language（DSL），如ZoKrates、Cairo、Noir和Circom，并创建一个编译器将它们转换为RISC-V。
对于直接编译到RISC-V困难的DSL语言，另一种方法是首先将DSL编译成像C/C++这样的中间语言，然后使用现有的LLVM编译器最终转换到RISC-V。

人们会问的另一个问题是，尽管RISC-V是一个有利的选择，为什么以虚拟机方式启动？难道不能在现有的ZK-specific DSL中编写“约束系统”吗，比如ZoKrates、Cairo、Noir和Circom？
主要原因有二：

1）使用RISC Zero可大幅降低开发时长。
传统上，为ZKP构建约束系统是一项艰巨的任务，只有熟练的开发人员才能完成，而且可能需要数周时间。更糟糕的是，调试约束系统可能需要更长的时间，而且很难确保约束系统没有错误。这是限制零知识证明的开发和采用的因素之一，因为它很难构建应用程序。
对于建立验证比特币或以太坊历史的historical proofs，或者在零知识的情况下证明某AI的输出，这些曾经是雄心勃勃的创业项目。现在，有了RISC Zero，曾经雄心勃勃的努力即使作为一个黑客马拉松项目也变得可行。例如，验证Zama的FHE——一个非常复杂的应用程序，以前从来没有人为它编写过ZKP约束系统——可以在RISC Zero中用几行代码完成。
这种转变也简化了招聘开发人员的过程。一个有过Rust经验的人可以很容易地将现有的Rust代码迁移到RISC Zero中，而这个人甚至不需要很多Rust知识。
2）RISC Zero甚至可能在某些方面超过人类的性能。RISC Zero的关键优势在于，它经过专门优化，可以进行32位和64位整数计算，还可以管理大型存储和内存，即使是熟练的ZKP工程师也无法击败它。
在RISC Zero之前，执行这样的优化需要顶尖的ZKP研究人员和工程师，因为这样的技术是最新的，从未被记录在案。优化至少需要几个月的时间来开发，因为它可能需要最有创意地使用lookup arguments。
RISC Zero已将这些尖端技术封装到其Bonsai框架中，使其既可访问又可负担。如果密码学就像烹饪，那么RISC Zero就是一个微波炉。

接下来将探讨如何利用RISC Zero以零知识验证Zama的FHE计算。看起来，所需要的只是重用Zama团队的一些代码，然后添加几行代码。

4. 以RISC Zero来验证Zama的FHE计算

4.1 验证FHE密文的bootstrapping

首先，需展示如何来验证某FHE密文bootstrapping的主要步骤：

使用bootstrapping key来对多项式做“blind rotation”，具体如下：

#![no_main]
risc0_zkvm::guest::entry!(main);// load the toy FHE Rust library from Louis Tremblay Thibault (Zama)
use ttfhe::{N,ggsw::{cmux, GgswCiphertext},glwe::GlweCiphertext,lwe::LweCiphertext
};// load the bootstrapping key and the ciphertext to be bootstrapped
static BSK_BYTES: &[u8] = include_bytes_aligned!(8, "../../../bsk");
static C_BYTES: &[u8] = include_bytes_aligned!(8, "../../../c");pub fn main() {// a zero-copy trick to load the key and the ciphertext into RISC Zerolet bsk = unsafe {std::mem::transmute::<&u8, &[GgswCiphertext; N]>(&BSK_BYTES[0])};let c = unsafe {std::mem::transmute::<&u8, &LweCiphertext>(&C_BYTES[0])};// initialize the polynomial to be blindly rotatedlet mut c_prime = GlweCiphertext::trivial_encrypt_lut_poly();   c_prime.rotate_trivial((2 * N as u64) - c.body);// perform the blind rotationfor i in 0..N {c_prime = cmux(&bsk[i], &c_prime, &c_prime.rotate(c.mask[i]));}eprintln!("test res: {}", c_prime.body.coefs[0]);
}

以上代码中，除加载依赖或常量数据等trivial操作代码行之外，实际的关键代码仅5行——包括多项式的初始化及其blindly rotating：

let mut c_prime = GlweCiphertext::trivial_encrypt_lut_poly();   
c_prime.rotate_trivial((2 * N as u64) - c.body);for i in 0..N {c_prime = cmux(&bsk[i], &c_prime, &c_prime.rotate(c.mask[i]));
}

执行FHE steps的关键函数和算法，均源自Zama团队Louis Tremblay Thibault所开发https://github.com/tremblaythibaultl/ttfhe/ Rust库，具体关键函数和算法有：

trivial_encrypt_lut_poly
rotate_trivial
cmux

使用RISC Zero，可为该RISC-V程序的执行生成proof。RISC Zero的如下代码会执行该RISC-V程序（为ELF格式的可执行文件），并生成认证该执行的proof（称为“receipt”）：

let env = ExecutorEnv::builder().build().unwrap();
let prover = default_prover();let receipt = prover.prove_elf(env, METHOD_NAME_ELF).unwrap();
receipt.verify(METHOD_NAME_ID).unwrap();

可将receipt发送给第三方，第三方可验证该RISC-V程序的执行情况，而无需访问其详细工作。对于需要更紧凑证明格式的情况，RISC Zero还能够生成succinct proof，在更简洁的同时保留其可验证性。

4.2 验证FHE（VFHE）

以Zama团队Louis Tremblay Thibault所开发https://github.com/tremblaythibaultl/ttfhe/ toy FHE Rust库为例，来演示如何使用RISC Zero来验证FHE。选择这个库的原因有二：

1）其非常接近于Zama生产fhEVM中所使用的库
2）其以Rust编写，便于直接编译到RISC-V。

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该toy FHE Rust库是极简主义的——它只有6个文件，包含800行代码——但它完全支持将使用的三种不同类型的FHE密文：

1）LWE密文（lwe.rs）：其结构为1024个64位整数组成的向量。
2）General LWE（GLWE）密文（glwe.rs）：其结构也是1024个64位整数组成的向量。
3）General Gentry–Sahai–Waters（GGSW）密文（ggsw）：其结构为由64位整数组成的size为 $4\times 1024$ 的矩阵。

这就足以启动使用RISC Zero的开发，因为主要需求是一个高效的Rust实现，其可无缝编译到RISC-V。Louis Tremblay Thibault已经在VFHE库中开发了这些概念的初步版本（https://github.com/tremblaythibaultl/vfhe），作为基本出发点：

#![no_main]
use risc0_zkvm::guest::env;
use ttfhe::{ggsw::BootstrappingKey, glwe::GlweCiphertext, lwe::LweCiphertext};
risc0_zkvm::guest::entry!(main);pub fn main() {// bincode can serialize `bsk` into an blob that weighs 39.9MB on disk.// This `env::read()` call doesn't seem to stop - memory is allocated until the process goes OOM.let (c, bsk): (LweCiphertext, BootstrappingKey) = env::read();let lut = GlweCiphertext::trivial_encrypt_lut_poly();// `blind_rotate` is a quite heavy computation that takes ~2s to perform on a M2 MBP.// Maybe this is why the process is running OOM?let blind_rotated_lut = lut.blind_rotate(c, &bsk);let res_ct = blind_rotated_lut.sample_extract();env::commit(&res_ct);
}

不过，在上述代码的注释中，明确指出了其存在的2个主要问题：

1）第一个问题与数据加载有关。当前面临着一个尚未解决的挑战，即如何有效地将自举密钥和密文加载到RISC-V程序中，因二者size可能很大。
Louis的方法是使用RISC Zero的env::read channel，这是在proof生成期间将数据从外部输入RISC-V机器的标准方法。然而，正如Louis所指出的，这种方法并不是最优的，主要是由于其显著的内存需求和仅用于数据加载所需的大量VM CPU周期，导致了内存不足（OOM）问题。RISC Zero的Parker Thompson承认，这可能是问题的根源：“通常，向client读取大块数据的成本相当高。”
作为避免这种数据加载开销的初步解决方案，建议将数据直接嵌入RISC-V程序中。在Rust中，一个典型的解决方案为使用include_bytes_aligned！宏，指示编译器将数据集成到RISC-V可执行文件中。随后，可从byte反序列化这些数据，例如，使用bincode::deserialize。代码如下所示：
```
static BSK_BYTES: &[u8] = include_bytes_aligned!(8, ("../../../bsk");
let bsk: BootstrappingKey = bincode::deserialize(BSK_BYTES);
```
然而，重大挑战，源自，RISC-V程序为整个64MB自举密钥分配内存和复制数据所需的大量cycles。基准测试表明，仅证明密钥的正确加载就需要至少2个小时。
本文揭示了RISC zero中解决这个问题的“零拷贝（zero-copy）”技巧。它允许实现几乎零CPU周期的自举密钥。本文将深入研究这项技术的细节。
2）第二个主要问题涉及计算。正如Louis对代码所评论的那样，blind rotation盲旋转（这是自举的主要步骤）的效率可能是一个问题，因为它本身不是一个轻量级的计算（“在M2 MBP上执行需要2秒”）。这是整个“在RISC Zero中验证FHE”的更大挑战。
L2IV Research团队在RISC Zero中设计并实现了许多技巧和技术来优化这一部分。在RISC Zero中优化FHE计算的过程是广泛的，计划在本系列中专门发表几篇文章来彻底解释每种技巧和技术。

4.2.1 加载大量数据的zero-copy trick

L2IV Research团队深入研究了克服RISC-V程序中数据加载挑战的方法，强调了显著减少RISC-V CPU周期的方法。
核心思想是避免在RISC-V中复制数据。这一点至关重要，因为在RISC-V中复制64MB的数据集将需要超过5000万条指令——一条指令读取数据，一条指令写入数据，以及一条指令更新指针。所有这些指令在某种程度上都是不必要的，因为Rust编译器已经将数据作为RISC-V程序的一部分包含在内，因此数据已经可用。
由于其固有的内存安全设计，在Rust中实现这一点具有挑战性。Rust中的标准实践涉及通过一个严格的过程初始化数据结构：在stack或heap中分配数据结构，将数据结构的内存归零（通过在整个内存中学以致用地填充零），然后一个接一个地复制数据。可以看出，Rust在计算周期上的花费甚至更大，因为将内存归零至少需要另外3400万条指令。
L2IV Research团队的解决方案采用了某些低级Rust原语，能够“绕过”Rust LLVM编译器施加的限制，从而更有效地编程RISC-V。

在与Greater Heat合作进行Aleo mining的过程中，学到了一项有价值的技术，涉及std::mem::transmite。这是一个特殊的Rust函数，可以将一种类型的bits重新解释为另一种类型。特别是，它可以用来修改指针的类型。
在本应用中，可直接在RISC-V文件中显式地嵌入（或者更准确地说，硬编码）自举密钥（BSK_bytes）和要自举的密文（C_bytes。为了避免复制数据，可直接操作指针的类型，如下所示：

let bsk = unsafe { std::mem::transmute::<&u8, &[GgswCiphertext; N]>(&BSK_BYTES[0]) 
}; let c = unsafe { std::mem::transmute::<&u8, &LweCiphertext>(&C_BYTES[0]) 
};

如前一段代码所示，获得了指向硬编码数据的ELF段指针，最初是一个字节指针（&u8）。然后，将其转换为指向自举密钥的指针（&[GgswCiphertext; N]）或指向LWE密文的指针（&LweCiphertext）。此外，有必要将此代码封装在“不安全”括号中，因为Rust将此低级函数归类为不安全，并要求通过不安全明确承认其潜在风险。这种不安全的使用本身并不意味着危险；相反，这意味着需要专门的专业知识来处理这种低级操作。

对于熟悉C/C++的人来说，这个过程可以比作typecasting。在C/C++中，等效代码如下所示：

/* C */
BootstrappingKey *bsk = (BootstrappingKey*) &BSK_BYTES[0];
LweCiphertext *c = (LweCiphertext*) &C_BYTES[0];/* C++ */
BootstrappingKey *bsk = reinterpret_cast<BootstrappingKey*>(&BSK_BYTES[0]);
LweCiphertext *c = reinterpret_cast<LweCiphertext*>(&C_BYTES[0]);

实验结果表明，使用这种方法实际上消除了数据加载通常需要的cycles数。后续分析将通过使用RISC-V反编译器进一步验证这种零拷贝操作。

5. RISC-V一览

L2IV Research团队已经解决了来自Zama的Louis在使用RISC Zero进行FHE自举验证时遇到的最初挑战。在本系列即将发表的文章中，将深入探讨性能改进及其细微差别这一主题。

本节关注，使用RISC-V反编译器在零知识上下文中检查RISC Zero所验证的程序。目标有两个：

1）确认L2IV Research团队的技术在RISC-V汇编级别上有效地实现了零拷贝。
2）全面了解RISC-V程序的总体结构。

为此，使用https://github.com/NationalSecurityAgency/ghidra——由US National Security Agency (NSA)开发的全面、免费使用的逆向工程框架，其支持RISC-V。
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上图展示了对RISC Zero所证明的RISC-V程序的Ghidra CodeBrowser。

Ghidra同时支持：

展示RISC-V汇编代码，见上图中间窗格。
以及反编译的代码（以C表示）——见上图右侧窗格。回顾之前提到的RISC-V的46条指令，值得注意的是，正在分析的汇编代码使用了这些精确的指令。

先专注于自动生成的反编译代码，如下所示：

/* method_name::main */void method_name::main(void){uint *puVar1;uint *puVar2;int iVar3;undefined auStack_c018 [8192];undefined auStack_a018 [8192];undefined *local_8018;code *local_8014;int *local_4018 [2];undefined1 *local_4010;undefined4 local_400c;undefined **local_4008;undefined4 local_4004;gp = &__global_pointer$;ttfhe::glwe::GlweCiphertext::trivial_encrypt_lut_poly(auStack_c018);ttfhe::glwe::GlweCiphertext::rotate_trivial((int)auStack_c018,0x600);puVar2 = &anon.874983810a662adbf4687c54e184621b.1.llvm.4718791565163837729;puVar1 = (uint *)&anon.874983810a662adbf4687c54e184621b.0.llvm.4718791565163837729;iVar3 = 0x400;do {ttfhe::glwe::GlweCiphertext::rotate(local_4018,(int)auStack_c018,*puVar2);ttfhe::ggsw::cmux(&local_8018,puVar1,(int)auStack_c018,(int)local_4018);memcpy(auStack_c018,&local_8018,0x4000);puVar2 = puVar2 + 2;iVar3 = iVar3 + -1;puVar1 = puVar1 + 0x4000;} while (iVar3 != 0);local_8018 = auStack_a018;local_8014 = u64>::fmt;local_4010 = anon.874983810a662adbf4687c54e184621b.4.llvm.4718791565163837729;local_400c = 2;local_4018[0] = (int *)0x0;local_4008 = &local_8018;local_4004 = 1;std::io::stdio::_eprint(local_4018);return;
}

初步可确认，其数据加载流程确实实现了zero-copy efficiency。该代码片段使用std::mem::transmute来将数据加载编译进16-byte sequence of RISC-V machine codes：

37 c5 20 04 93 04 c5 4c 37 c5 20 00 13 04 c5 4c

反编译展示了4条汇编指令，负责将指针值存储到s1和s0寄存器中。本质上，该代码分配0x420c4cc值给s1寄存器，分配0x020c4cc值给s0寄存器：

        00200844 37 c5 20 04     lui        a0,0x420c00200848 93 04 c5 4c     addi      s1,a0,0x4cc0020084c 37 c5 20 00     lui        a0,0x20c00200850 13 04 c5 4c     addi      s0,a0,0x4cc

可进一步将该汇编代码反编译为C类似格式，以有更清晰的理解，如下所示：

uint *puVar1;
uint *puVar2;puVar2 = &anon.874983810a662adbf4687c54e184621b.1.llvm.4718791565163837729;
puVar1 = (uint *)&anon.874983810a662adbf4687c54e184621b.0.llvm.4718791565163837729;

在该反编译代码中，首个label anon.874983810a662adbf4687c54e184621b.1.llvm.4718791565163837729 明确指出了密文字节的位置，表示为C_BYTES。利用Ghidra，可直接观察该代码中的这些密文字节：
在这里插入图片描述
上图，展示了0x420c4cc位置的ELF可执行文件的数据，即s1寄存器的初始值，用于待自举的密文。

C_BYTE包含在名为"c"的文件中。通过使用Hex Fiend，一种用于十六进制编辑的工具，可检查该文件的内容。如下所述，检查确认了数据的一致性。

static C_BYTES: &[u8] = include_bytes!("../../../c");

在这里插入图片描述
如上十六进制编辑器中所示，"c"文件中存储了待自举的密文。
类似地，对第二个label——anon.874983810a662adbf4687c54e184621b.0.llvm.4718791565163837729，可定位对应自举密钥的字节，称为BSK_BYTES。

上图，展示了0x020c4cc位置的ELF可执行文件的数据，即s0寄存器的初始值，用于自举密钥。
此外，可通过将该数据与其源文件“bsk”进行交叉检查来验证该数据，确保其与上述信息一致。
在这里插入图片描述
上图，在十六进制编辑器中，展示了“bsk”文件中存储了该自举密钥。

接下来，将展示如何在程序中使用该自举密钥和密文。Rust源代码中，通过明确调用cmux函数，在for循环中同时集成该自举密钥和密文：

// perform the blind rotation
for i in 0..N {c_prime = cmux(&bsk[i], &c_prime, &c_prime.rotate(c.mask[i]));
}

然后，借助Ghidra来定位并检查相应的反编译代码：

puVar2 = &anon.874983810a662adbf4687c54e184621b.1.llvm.4718791565163837729;
puVar1 = (uint *)&anon.874983810a662adbf4687c54e184621b.0.llvm.4718791565163837729;
iVar3 = 0x400;
do {ttfhe::glwe::GlweCiphertext::rotate(local_4018,(int)auStack_c018,*puVar2);ttfhe::ggsw::cmux(&local_8018,puVar1,(int)auStack_c018,(int)local_4018);memcpy(auStack_c018,&local_8018,0x4000);puVar2 = puVar2 + 2;iVar3 = iVar3 + -1;puVar1 = puVar1 + 0x4000;
} while (iVar3 != 0);

该反编译代码中包含不同组件：

1）Cursor Assignments：puVar2用作指向c的当前指针，而puVar1为指向bsk的当前指针。此设置便于通过密文和自举密钥进行导航。
2）Loop Mechanics：该循环使用iVar3作为从1024的自减计数器，当其值为0时接收循环。在每个迭代过程中，会做如下操作：
- 2.1）Ciphertext Manipulation：c_prime，存储在stack的auStack_c018中，首先与 c.mask[i]（称为 *puVar2） rotate生成的结果存于local_4018中。
- 2.2）cmux Function Invocation：cmux 关键函数，以bsk[i] (puVar1)、原始c_prime、和已旋转的c_prime 为输入，输出的结果到local_8018中。
- 2.3）Optimization Opportunity：一个有趣的方面是local_8018的处理，它被视为更新的c_prime。它被复制回c_prime变量中，暗示潜在的优化。通过就地执行cmux消除此拷贝可以提高效率。
- 2.4）Cursor Updates：该循环包含同时更新puVar2和puVar1。puVar2向前移动两个dwords（64位）到下一个c.mask[i]，而puVar1向前移动16384个dwords（524288位）到随后的bsk[i]。

当iVar3值为0时，以上循环结束，这些steps共同表示在RISC-V程序中处理FHE自举的过程。

使用Ghidra的进一步分析能够仔细审查该计划的其他部分，从而深入了解潜在的优化机会。这个过程有助于评估Rust RISC-V编译器是否按预期生成RISC-V指令。

如，检查cmux函数的反编译代码。为了提供上下文，将首先考虑原始的Rust代码，如下所示：

/// Ciphertext multiplexer. If `ctb` is an encryption of `1`, return `ct1`. Else, return `ct2`.
pub fn cmux(ctb: &GgswCiphertext, ct1: &GlweCiphertext, ct2: &GlweCiphertext) -> GlweCiphertext {let mut res = ct2.sub(ct1);res = ctb.external_product(&res);res = res.add(ct1);res
}

其反编译代码表明，对“sub”和“add”的函数调用在编译过程中被有效地内联了。这种内联在代码中产生可见的循环，这些循环负责模拟64位整数运算。此外，该代码还使用了对memset和memcpy的几个调用。值得注意的是，memset的一些实例用于归零内存，这可能并不总是必要的。这一观察结果开辟了潜在的优化途径，特别是在消除不必要的memset调用方面。
在这里插入图片描述
上图展示了cmux函数的反编译RISC-V指令代码。