参考文献:
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- [BGG+18] Boneh D, Gennaro R, Goldfeder S, et al. Threshold cryptosystems from threshold fully homomorphic encryption[C]//Advances in Cryptology–CRYPTO 2018: 38th Annual International Cryptology Conference, Santa Barbara, CA, USA, August 19–23, 2018, Proceedings, Part I 38. Springer International Publishing, 2018: 565-596.
- PZK via OWF
- LSSS & MSP
- Threshold FHE
- Multi-key FHE
文章目录
- Centralized ThFHE
- Definition
- ThFHE from Special LSSS
- ThFHE from Shamir SSS
- Decentralized ThFHE
- Universal Thresholdizer
- Definition
- UT from PZK
- UT from HS
- Threshold Cryptosystems from UT
- Function Secret Sharing
- Threshold Signatures
- Others
[BGG+18] 基于 门限同态加密,给出了构造 各种门限密码系统的一种通用方法。
Centralized ThFHE
Definition
[BGG+18] 首先给出了 threshold fully homomorphic encryption (ThFHE) for any class of access structures 的接口以及相关属性的定义。这个定义是中心化的,它有一个可信的 Setup 阶段,用于生成公私钥对以及分发私钥。
接口为:
我们要求 ThFHE 具有:紧凑性、计算正确性、语义安全性(IND-CPA)、模拟安全性(更强)
接下来,[BGG+18] 使用了 [AJL+12] 的噪声洪泛策略:为了防止 partial decryption 泄露参与者的 secret share 信息,他们根据 Smudging Lemma,对部分解密的结果(本来噪声的界 B B B)添加上超多项式大小的噪声(污染噪声的界 B s m B_{sm} Bsm 满足 B / B s m = n e g l ( λ ) B/B_{sm}=negl(\lambda) B/Bsm=negl(λ)),这使得包含私钥信息与否的两个分布的统计距离是可忽略的,从而证明模拟安全性。
[AJL+12] 使用的是形如 s = ∑ i = 1 N s i s = \sum_{i=1}^N s_i s=∑i=1Nsi 的 additive SSS。根据 FHE 的双线性(内积)解密特点,它在重构时的噪声累积是线性的,但是它只能处理 ( N − 1 ) (N-1) (N−1)-out-of- N N N 访问结构。
[BGG+18] 考虑了任意的门限访问结构(threshold access structures , TAS)
为了构造 ThFHE,首先需要一个底层的 FHE,要求它具有:紧凑性、正确性、安全性。[BGG+18] 特别地要求它的解密函数可以明确地分为线性部分以及非线性部分,
ThFHE from Special LSSS
为了减小 LSSS 重建时的噪声累加,[BGG+18] 提出了一类特殊的访问结构,称之为 {0,1}-LSSS 访问结构族,它可以被一些重构系数要么是零要么是壹的 LSSS 所支持。
这个 {0,1}-LSSS 访问结构族包含了所有可以由 monotone Boolean formulas(MBFs)计算的那些访问结构(只含 AND 以及 OR 的布尔函数,不含 NOT)。特别地,TAS 也包含在内。也就是说 Special LSSS 依旧足够的富有,
TAS ⊆ MBF ⊆ { 0 , 1 } -LSSS \text{TAS} \subseteq \text{MBF} \subseteq \{0,1\}\text{-LSSS} TAS⊆MBF⊆{0,1}-LSSS
LSSS 等价于 MSP,分发的 SS 都是由 secret 以及 random 组成的向量和某个 LSSS 矩阵相乘来获得的。各个参与者最终会拿到和 LSSS 矩阵的某些行相关的一个向量。[BGG+18] 将那些被 MSP 接受的那些行的 indices 称为 valid share set,将它们对应的参与者称为 valid party set,可对应地定义两者的 maximal invalid set 以及 minimal valid set。
基于 Special FHE 以及 Special LSSS,构造 ThFHE 如下:
选择的参数应当满足: B + l ⋅ B s m ≤ q / 4 B+l\cdot B_{sm} \le q/4 B+l⋅Bsm≤q/4 以及 B / B s m = n e g l ( λ ) B/B_{sm} = negl(\lambda) B/Bsm=negl(λ),从而需要设置超多项式大小的洪泛噪声的上界 B s m B_{sm} Bsm 以及超多项式大小的底层 FHE 密文模数 q q q,安全假设是超多项式因子的近似格问题的困难性。可以证明构造出的 ThFHE 满足:紧凑性、计算正确性、语义安全性、模拟安全性。
ThFHE from Shamir SSS
使用 LSSS 的一个缺点就是它的 SS 规模太大了,对于 TAS 的描述需要 O ( N 5.2 ) O(N^{5.2}) O(N5.2) 大小的单调公式。而 Shamir SS 的规模是和 secret 大小相同的。但是如果直接使用 Shamir SSS,它的拉格朗日插值系数需要除法(在 Z q \mathbb Z_q Zq 上求逆元,范数往往很大),这导致噪声快速累计从而无法正确解密。
[BGG+18] 使用了 [Shoup00] 的 clearing out denominators(清理分母)策略:限制各个 party 的插值点为 x = 1 , 2 , ⋯ , N x=1,2,\cdots,N x=1,2,⋯,N,特别地 dealer 插值点是 0 0 0,那么授权集 S ⊆ A t ∪ { 0 } S \subseteq \mathbb A_t \cup \{0\} S⊆At∪{0} 的 Lagrange coefficients 形如:
λ i j S = ∏ k ∈ S \ { i } ( j − k ) ∏ k ∈ S \ { i } ( i − k ) ∈ Q \lambda_{ij}^S = \frac{\prod_{k \in S\backslash\{i\}}(j-k)}{\prod_{k \in S\backslash\{i\}}(i-k)} \in \mathbb Q λijS=∏k∈S\{i}(i−k)∏k∈S\{i}(j−k)∈Q
它们被用于计算 s j = ∑ i ∈ S λ i j S ⋅ s i s_j = \sum_{i \in S} \lambda_{ij}^S \cdot s_i sj=∑i∈SλijS⋅si,其中 i ∈ S i \in S i∈S 是授权集内的参与者,而 j ∈ { 1 , 2 , ⋯ , N } \ S j \in \{1,2,\cdots,N\}\backslash S j∈{1,2,⋯,N}\S 是其他参与者。容易看出这些插值系数的分母都整除 Δ = ( N ! ) 2 \Delta = (N!)^2 Δ=(N!)2,因此 Δ ⋅ λ i j S ∈ Z \Delta \cdot \lambda_{ij}^S \in \mathbb Z Δ⋅λijS∈Z 是整数,并且上界是 ∣ Δ ⋅ λ i j S ∣ ≤ ( N ! ) 3 |\Delta \cdot \lambda_{ij}^S| \le (N!)^3 ∣Δ⋅λijS∣≤(N!)3,它们都是低范数的整数。
基于 Special FHE 以及 Shamir SSS,构造 ThFHE 如下:
选择的参数应当满足: B + ( N ! ) 3 ⋅ N ⋅ B s m ≤ q / 4 B+(N!)^3\cdot N\cdot B_{sm} \le q/4 B+(N!)3⋅N⋅Bsm≤q/4 以及 B / B s m = n e g l ( λ ) B/B_{sm} = negl(\lambda) B/Bsm=negl(λ),这也需要超多项式近似因子的困难假设。可以证明构造出的 ThFHE 满足:计算正确性、语义安全性、模拟安全性。但是它不满足紧凑性,因为密文模数的规模和 N N N 有关,比特长度的增长因子是 O ( N log N ) O(N \log N) O(NlogN)
Decentralized ThFHE
上述的 ThFHE 是中心化的,它在很多场景下有限制。除了是否存在可信方这个问题,还有参与者动态地加入和退出的情况,这导致 Setup 的频繁执行。
[BGG+18] 定义了一个去中心化的版本,记为 dThFHE,它没有 Setup 阶段。为了实现门限,他们在 Enc 算法中让各个参与者独立地生成 FHE 私钥及其 SS,然后再利用 PKE 封装这些 SS 到密文中。接口为:
类似的,定义它的一些属性:计算正确性、语义安全、模拟安全。由于 dThFHE 密文中需要包含给各个参与者的 SS 的 PKE 加密,因此密文规模一定会和 N N N 有关,因此定义了弱紧凑性。这些属性的定义我就不抄过来了,太繁琐。
构造如下:
它是一个满足各项属性的 dThFHE 方案。注意 TFHE.Setup 必须在每次 Enc 时独立地生成,因为它的私钥已经被分发在了密文中的 PKE 部分,不应该复用。所以,即使是单个参与者生成的不同密文,它们之间也无法相互作用。
不过,如果将底层的 FHE 替换为 [CM15] 提出的 Multi-Key FHE,那么获得的 MK dThFHE 是可以数据交互的。对于 ThFHE.Setup 生成独立的公私钥,它们的密文总可以先利用 masking system 转换成某组参与者对应的 expanded ciphertext,然后这些扩展的密文互相之间可以运算,最后解密时需要这组参与者中每个人的 FHE 私钥,这被从 PKE 密文中恢复出来。
Universal Thresholdizer
Definition
[BGG+18] 利用 ThFHE 给出了其他密码学原语的门限版本的通用构造:门限转化器(universal thresholdizer, UT)
他们把 Setup 和 Enc 合并(使用 ThFHE 加密 secret 作为 pp 的一部分),把 Eval 和 PartDec 合并(各个参与者对这个 secret 密文做同一个运算,然后部分解密),并添加了 PartVerify 提供鲁棒性。确切地说,UT 提供了这样的一个功能:由 dealer 分发 ThFHE 私钥,同时 dealer 还用 ThFHE 加密某个秘密 x x x 获得 c t ( x ) ct(x) ct(x) 密文;接着对于公开的某个电路 C C C,各个 party 同态计算出 c t ( C ( x ) ) ct(C(x)) ct(C(x)),然后立即部分解密得到 p i p_i pi,它们是计算结果 C ( x ) C(x) C(x) 的一组 SS;最终这些 SS 可以合成为 C ( x ) C(x) C(x) 本身。即 UT 把关于秘密 x x x 的电路 C C C 给 “门限化” 了,只有满足访问结构的一组参与者同时计算 C ( x ) C(x) C(x) 以获得它的 SS,才能最终获得 C ( x ) C(x) C(x) 结果,这里的 x x x 是被 Setup 固定到 pp 里的,而公开的电路 C C C 可以随意变化。
UT 的接口为:
紧凑性、计算正确性、验证正确性:
鲁棒性:
模拟安全性:
UT from PZK
带预处理的 ZKP 系统(zero knowledge proof system with pre-processing, PZK)是 NIZK 的弱化,它的存在性只需要比 NIZK 所要求的弱得多的假设。PZK 只有最后一轮通信需要从 Prover 发往 Verifier,之前的所有通信轮次都可以被双方离线计算。
[BGG+18] 利用 ThFHE、PZK 系统(证明执行了正确的计算)、非交互的承诺(绑定 ThFHE 私钥的 SS),给出了 UT 的构造。
- [LS90] 在 OWF 存在的假设下,给出了 NIZK with CRS 的构造,我们可以根据 LWE 问题来构造 OWF(虽然效率会很低)
- [GHK+17] 基于(超多项式近似因子的) LWE 假设,构造了 non-interactive commitments,因此并不引入新的假设。
构造如下:
可以证明它满足 UT 所要求的各种属性。
UT from HS
同态签名(homomorphic signature, HS)允许在签名上执行同态运算,可用于证明 y y y(生成 y y y 的签名)确实是 x x x(已经被签名)在电路 C C C(公开的)上正确计算的。它的接口是:
HS 的功能是:
假设 SIS 困难,[GVW15] 给出了 (Leveled) FHS 的构造。因此利用 HS 提供 UT 的鲁棒性,也只需要格上困难问题,并没有引入新的假设。这篇文章我还没看,具体的构造,略。
HS 比 NIZK 更加紧凑,并且可以直接基于 LWE 构造出来,因此将它应用到 UT 的构造中替换 NIZK 以提供鲁棒性,在性能上会更好一些。容易把上述的 UT from PZK 修改为 UT from HS,略。
Threshold Cryptosystems from UT
[BGG+18] 利用 Universal Thresholdizer,将其他的多种密码原语转换成对应的门限版本。
Function Secret Sharing
[BGI15] 提出了函数秘密分享(Function Secret Sharing, FSS),类似于 SSS,但是分发的不再是消息,而是去分发函数。接口是:
紧凑性、计算正确性、安全性:
利用 UT 以及 PRF,可以给出 FSS 的构造。简记 U ( f , x ) \mathcal U(f,x) U(f,x) 是计算 f ( x ) f(x) f(x) 的通用电路(universal circuit),简记 U x \mathcal U_x Ux 是硬编码 x x x 的电路。
Threshold Signatures
门限签名是把 signing key 分发给多个签名者,只有满足某访问结构的签名者小组可以共同生成一个合法的签名。
紧凑性、计算正确性、部分验签正确性:
(弱)不可伪造性:
鲁棒性、匿名性:
使用 UT 将底层 Sign 门限化,
Others
[BGG+18] 还利用 UT 给出了:CCA Threshold PKE,Compact ThFHE, Threshold Distributed PRFs
基本的思路都是:对于携带秘密的原始电路 C ( k , s ) C(k,s) C(k,s),将它的秘密 k k k 使用 UT.Setup 分发,然后使用 UT.Eval 对硬编码了字符串 s s s 的电路关于这些秘密的 SS 做运算,生成了运算结果的 SS,最后再用 UT.Combine 将它们组合成最终的结果。