Решение для коротких целых чисел (SIS) и Ring-SIS - это две задачи среднего случая проблемы, которые используются в конструкциях криптографии на основе решеток. Криптография на основе решеток началась в 1996 году с плодотворной работы Айтая, который представил семейство односторонних функций, основанных на проблеме SIS. Он показал, что это безопасно в среднем случае, если самая короткая векторная задача (где для некоторой константы ) в худшем случае сложно.
Проблемы со средним случаем - это проблемы, которые трудно решить для некоторых случайно выбранных экземпляров. Для приложений криптографии сложности наихудшего случая недостаточно, и мы должны гарантировать, что криптографическая конструкция трудна на основе средней сложности случая.
Содержание
- 1 Решетки
- 2 Идеальная решетка
- 2.1 Циклические решетки
- 2.2 Идеальные решетки
- 3 Краткое целочисленное решение задачи
- 3.1 SIS n, m, q, β
- 3.2 Ring-SIS
- 3.3 R-SIS m, q, β
- 4 См. Также
- 5 Ссылки
Решетки
Полный ранг решетка представляет собой набор целочисленных линейных комбинаций линейно независимые векторы , именованный базис:
где - матрица, имеющая базисные векторы в своих столбцах.
Примечание: Дано два основания для решетки , существуют унимодулярные матрицы такие, что .
Идеальная решетка
Определение: Оператор ротационного сдвига на обозначается и определяется как:
Циклические решетки
Микчанчо ввел циклические решетки в своей работе, обобщая компактную задачу о ранце на произвольные кольца. Циклическая решетка - это решетка, которая замкнута относительно оператора вращательного сдвига. Формально циклические решетки определяются следующим образом:
Определение: Решетка является циклическим, если .
Примеры:
- сам по себе циклическая решетка.
- Решетки, соответствующие любому идеалу в кольце частных полиномов являются циклическими:
рассмотрим кольцо частных полиномов , и пусть будет некоторым полиномом от , т.е. где для .
Определите коэффициент внедрения -модульный изоморфизм как:
Пусть быть идеалом. Решетка, соответствующая идеалу , обозначается , является подрешеткой и определяется как
Теорема :является циклическим тогда и только тогда, когда соответствует некоторому идеалу в кольце частных многочленов .
proof:Мы имеем:
Пусть быть произвольным элементом в . Затем определите . Но поскольку является идеалом, мы имеем . Тогда . Но . Следовательно, является циклическим.
Пусть - циклическая решетка. Следовательно, .
Определить набор многочленов :
- Поскольку решетка и, следовательно, аддитивная подгруппа , является аддитивной подгруппой .
- начиная с циклично, .
Следовательно, является идеалом, и, следовательно, .
Идеальные решетки
Пусть быть моническим полиномом степени . Для криптографических приложений обычно выбирается несократимым. Идеал, порожденный , равен:
Кольцо частных многочленов разбивает на классы эквивалентности многочленов степени не выше :
где сложение и умножение сокращаются по модулю .
Рассмотрим коэффициент вложения -модульный изоморфизм . Затем каждый идеал в определяет подрешетку с именем идеальная решетка.
Определение: , решетка, соответствующая идеалу , называется идеальной решеткой. Более точно, рассмотрим кольцо частных полиномов , где - идеал, порожденный степенью многочлен . , является подрешеткой и определяется как:
Примечание:
- Получается, что даже для маленьких обычно прост на идеальных решетках. Интуиция заключается в том, что алгебраические симметрии приводят к тому, что минимальное расстояние от идеала находится в узком, легко вычисляемом диапазоне.
- Используя предоставленные алгебраические симметрии в идеальных решетках, можно преобразовать короткий ненулевой вектор в линейно независимые (почти) одинаковой длины. Следовательно, на идеальных решетках и эквивалентны с небольшой потерей. Более того, даже для квантовых алгоритмов и очень сложны в наихудшем сценарии.
Задача решения для коротких целых чисел
SIS и Ring-SIS - это две задачи среднего случая, которые используются в конструкциях криптографии на основе решеток. Криптография на основе решеток началась в 1996 году с основополагающей работы Айтаи, который представил семейство односторонних функций, основанных на проблеме SIS. Он показал, что это безопасно в среднем случае, если (где для некоторой константы ) в худшем случае сложно.
SIS n, m, q, β
Пусть будет матрица с элементами в , состоящая из из равномерно случайных векторов : . Найдите ненулевой вектор такой, что:
Решение SIS без необходимого ограничения на длину решения () легко вычислить, используя метод исключения Гаусса. Нам также требуется
Чтобы гарантировать, что f A (x) {\ displaystyle f_ {A} ({\ boldsymbol {x}})}имеет нетривиальное и короткое решение, мы требуется:
- β ≥ n журнал q {\ displaystyle \ beta \ geq {\ sqrt {n \ log q}}}и
- m ≥ n журнал q {\ displaystyle m \ geq n \ log q}
Теорема: Для любого m = poly (n) {\ displaystyle m = \ operatorname {poly} (n)}, любого β>0 {\ displaystyle \ beta>0}и любые достаточно большие q ≥ β nc {\ displaystyle q \ geq \ beta n ^ {c}}(для любой константы c>0 {\ displaystyle c>0}), решение SIS n, m, q, β {\ displaystyle \ operatorname {SIS} _ {n, m, q, \ beta}}с немалая вероятность не менее так же сложно, как решить GapSVP γ {\ displaystyle \ operatorname {GapSVP} _ {\ gamma}}и SIVP γ {\ displaystyle \ operatorname {SIVP} _ {\ gamma}}для некоторых γ = β ⋅ O (n) {\ displaystyle \ gamma = \ beta \ cdot O ({\ sqrt {n}})}с высокой вероятностью в худшем случае.
Ring-SIS
Проблема Ring-SIS, компактный аналог проблемы SIS на основе колец, изучалась в. Они рассматривают кольцо факторных полиномов R = Z [x] / ( е (х)) {\ displaystyle R = \ mathbb {Z} [x] / (f (x))}с f (x) = xn - 1 {\ displaystyle f (x) = x ^ {n} -1}и x 2 k + 1 {\ displaystyle x ^ {2 ^ {k}} + 1}соответственно, и расширить определение нормы векторов в R n {\ displaystyle \ mathbb {R} ^ {n}}до векторов в R m {\ displaystyle R ^ {m}}следующим образом:
Дан вектор z → = (p 1,…, pm) ∈ R m {\ displaystyle {\ vec {\ boldsymbol {z}}} = ( p_ {1}, \ ldots, p_ {m}) \ in R ^ {m}}где pi (x) {\ displaystyle p_ {i} (x)}- это некоторый многочлен от R {\ displaystyle R}. Рассмотрим коэффициент вложения Z {\ displaystyle \ mathbb {Z}}-модульный изоморфизм ρ {\ displaystyle \ rho}:
- ρ: R → Z n ρ (x) = ∑ я знак равно 0 N - 1 aixi ↦ (a 0,…, an - 1) {\ displaystyle {\ begin {align} \ rho: R \ rightarrow \ mathbb {Z} ^ {n} \\ [3pt] \ rho (x) = \ sum _ {i = 0} ^ {n-1} a_ {i} x ^ {i} \ mapsto (a_ {0}, \ ldots, a_ {n-1}) \ end { выровнено}}}
Пусть zi = ρ (pi (x)) ∈ Z n {\ displaystyle {\ boldsymbol {z_ {i}}} = \ rho (p_ {i} (x)) \ in Z ^ {n}}. Определите норму z → {\ displaystyle {\ vec {\ boldsymbol {z}}}}как:
- ‖ z → ‖: = ∑ i = 1 m ‖ zi ‖ 2 {\ displaystyle \ | {\ vec {\ boldsymbol {z}}} \ |: = {\ sqrt {\ sum _ {i = 1} ^ {m} \ | {\ boldsymbol {z_ {i}}} \ | ^ { 2}}}}
В качестве альтернативы, лучшее представление о норме достигается за счет использования канонического встраивания. Каноническое вложение определяется как:
- σ: R = Z / (f (x)) → C np (x) ↦ (p (α 1),…, p (α n) {\ displaystyle {\ begin { выровнено} \ sigma: R = \ mathbb {Z} / (f (x)) \ rightarrow \ mathbb {C} ^ {n} \\ p (x) \ mapsto (p (\ alpha _ {1}), \ ldots, p (\ alpha _ {n}) \ end {align}}}
где α i {\ displaystyle \ alpha _ {i}}- это ith {\ displaystyle i ^ {th}}комплексный корень из f (x) {\ displaystyle f (x)}для i = 1,…, n {\ displaystyle i = 1, \ ldots, n}.
R-SISm,q,β
Учитывая кольцо частных многочленов R = Z [x] / (f (x)) {\ displaystyle R = \ mathbb {Z} [x] / (f (x))}, определите
R q: = R / q R = Z q [x] / (f (x)) {\ displaystyle R_ {q}: = R / qR = \ mathbb {Z} _ {q} [x] / (f (x))}. Выберите m {\ displaystyle m}независимых равномерно случайных элементов ai ∈ R q {\ displaystyle a_ {i} \ in R_ {q}}. Определите вектор a →: = (a 1,…, am) ∈ R qm {\ displaystyle {\ vec {\ boldsymbol {a}}}: = (a_ {1}, \ ldots, a_ {m}) \ in R_ {q} ^ {m}}. Найдите ненулевой вектор z →: = (p 1,…, pm) ∈ R m {\ displaystyle {\ vec {\ boldsymbol {z}}}: = (p_ {1}, \ ldots, p_ {m }) \ in R ^ {m}}такой, что:
- ‖ z → ‖ ≤ β {\ displaystyle \ | {\ vec {\ boldsymbol {z}}} \ | \ leq \ beta }
- fa → (z →): = a → t. z → = ∑ я = 1 м а я. пи = 0 ∈ р q {\ displaystyle f _ {\ vec {\ boldsymbol {a}}} ({\ vec {\ boldsymbol {z}}}): = {\ vec {\ boldsymbol {a}}} ^ {\, t}. {\ vec {\ boldsymbol {z}}} = \ sum _ {i = 1} ^ {m} a_ {i}.p_ {i} = 0 \ in R_ {q}}
Напомнить что для гарантии существования решения проблемы SIS нам требуется m ≈ n log q {\ displaystyle m \ приблизительно n \ log q}. Однако проблема Ring-SIS обеспечивает нам большую компактность и эффективность: чтобы гарантировать существование решения проблемы Ring-SIS, нам требуется m ≈ log q {\ displaystyle m \ приблизительно \ log q}.
Определение : Отрицательная матрица b {\ displaystyle b}определяется как:
- для b = ∑ i = 0 n - 1 bixi ∈ R, rot (b): = [b 0 - bn - 1… - b 1 b 1 b 0… - b 2 ⋮ ⋮ ⋱ ⋮ bn - 1 bn - 2… b 0] {\ displaystyle {\ text {for}} \ quad b = \ sum _ {i = 0} ^ {n-1} b_ {i} x ^ {i} \ in R, \ quad \ operatorname {rot} (b): = {\ begin {bmatrix} b_ {0} -b_ {n-1} \ ldots -b_ {1} \\ [0.3em] b_ {1} b_ {0} \ ldots -b_ {2} \\ [0.3em] \ vdots \ vdots \ ddots \ vdots \\ [0.3em] b_ {n-1} b_ {n-2} \ ldots b_ {0} \ end {bmatrix}}}
Когда частное кольцо многочленов равно R = Z / (xn + 1) {\ displaystyle R = \ mathbb {Z} / (x ^ {n} +1)}для n = 2 k {\ displaystyle n = 2 ^ {k}}, кольцевое умножение ai. pi {\ displaystyle a_ {i}.p_ {i}}можно эффективно вычислить, сначала сформировав rot (ai) {\ displaystyle \ operatorname {rot} (a_ {i})}, отрицательно-циркулянтная матрица ai {\ displaystyle a_ {i}}, а затем умножение rot (ai) {\ displaystyle \ operatorname {rot } (a_ {i})}с ρ (pi (x)) ∈ Z n {\ displaystyle \ rho (p_ {i} (x)) \ in Z ^ {n}}, вектор коэффициентов вложения pi {\ displaystyle p_ {i}}(или, альтернативно, с σ (pi (x)) ∈ Z n {\ displaystyle \ sigma (p_ {i} (x)) \ in Z ^ {n}}, вектор канонических коэффициентов).
Более того, проблема R-SIS - это частный случай проблемы SIS, где матрица A {\ displaystyle A}в задаче SIS ограничена негабаритными блоками: A = [rot (a 1) | ⋯ | rot (am)] {\ displaystyle A = [\ operatorname {rot} (a_ {1}) | \ cdots | \ operatorname {rot} (a_ {m})]}.
См. также
Ссылки
- ^ Ajtai, Miklós. [Создание сложных экземпляров задач решетки.] Труды двадцать восьмого ежегодного симпозиума ACM по теории вычислений. ACM, 1996.
- ^ Micciancio, Daniele. [Обобщенные компактные рюкзаки, циклические решетки и эффективные односторонние функции из предположений о сложности наихудшего случая.] Основы компьютерных наук, 2002. Труды. 43-й ежегодный симпозиум IEEE по. IEEE, 2002.
- ^Фукшанский, Ленни и Сюнь Сунь. [О геометрии циклических решеток.] Дискретная и вычислительная геометрия 52.2 (2014): 240–259.
- ^Крейг Джентри. Полностью гомоморфное шифрование с использованием идеальных решеток. На 41-м симпозиуме ACM по теории вычислений (STOC), 2009 г.
- ^http://web.cse.ohio-state.edu/~lai/5359-aut13/05.Gentry-FHE-concrete-scheme.pdf
- ^Пайкерт, Крис. [Десятилетие решетчатой криптографии.] Cryptology ePrint Archive, Report 2015/939, 2015.
- ^Пайкерт, Крис и Алон Розен. [Эффективное устойчивое к коллизиям хеширование из наихудших предположений о циклических решетках.] Теория криптографии. Springer Berlin Heidelberg, 2006. 145–166.
- ^Любашевский, Вадим и др. [SWIFFT: скромное предложение по хешированию FFT.] Быстрое программное шифрование. Springer Berlin Heidelberg, 2008.
- ^Ланглуа, Аделина и Дэмьен Стеле. [Редукции от худшего случая к среднему для решеток модулей.] Проекты, коды и криптография 75.3 (2015): 565–599.