公钥加密之前的部分 (非重点，关注工具怎么用，和性质)

一、对称加密 (symmetric ciphers)

1. 定义

二、PRG (伪随机数生成器)

1. 定义

2. 属性

1. 不可预测性
   

三、语义安全 (Semantic Security)

1. one-time key

 攻击者发送明文给挑战者，挑战者根据 b 选择一条明文进行加密，并将生成的 密文c 发送给攻击者。攻击者需要更具 c 得到一个 b‘，如果 b’=b 则挑战成功，将其记为 EXP(b)=1。
 将攻击者的优势记为 $Ad{v}_{ss}[A,E]:=|Pr[W_0]-Pr[W_1]|\in [0,1]$。

2. 流密码是语义安全的

四、分组密码 (Block Cipher)

1. 工作模式

2. 迭代 (Iteration)

3. PRPs 和 PRFs

1. PRF (Pseudo Random Function) defined over (K, X, Y)：
   $$F:K\times X\to Y$$
2. PRP (Pseudo Random Permutation) defined over (K, X)：
   $$E:K\times X\to X$$

PRF 从 X 中的元素 映射到 Y 中的元素 (如果 Y 就是 X，那么 PRF 就是 PRP)
PRP 从 X 中的元素 映射到 X 中的元素

3. PRF 生成 PRG：
   

4. DES 和 AES

五、加密模型 (Encryption Modes)

1. CPA secure model (for many-time key)

2. CCA secure model

 CCA 的定义是：攻击者可以选择 任意密文 并请求系统解密，得到 对应的 明文，但存在一个限制：攻击者无法请求解密 挑战密文 (challenge ciphertext)，即测试语义安全性的密文不能被解密。
 上面的整体过程是这样的：

1. 首先，攻击者给挑战者发送了 i-1 组 m_i，并且每一组挑战者都回复了对应的密文 c_i；
2. 到第 i 组的时候，攻击者给挑战者发送了两个明文 m_i,0 和 m_i,1，挑战者根据 b 对 m_i,b 进行加密生成 c_i 发送给攻击者；
3. 然后攻击者可以给挑战者发送 密文c (图中的 CCA 阶段的 ci 和 上面 CPA 阶段的 ci 不是一个东西)，挑战者给攻击者发送对 c 解密生成的 密文m (c 不能和 CPA 阶段生成的 密文 重复)。
4. 最后 攻击者 需要通过上面得到的信息，推断出 ci 对应的 b 是多少，得到一个 b’，如果 b’=b 则攻击成功。

六、Hash 函数

1. Collision Resistance:

 定义：给一个 Hash 函数 $h:X\to Y$，没有有效的机制，能够找到 $x,x^{\prime }\in X$ 满足 $x\ne x^{\prime },h(x)=h(x^{\prime })$。

2. Second Pre-Image Resistance

 定义：给一个 Hash 函数 $h:X\to Y$ 和一个 $x\in X$，没有有效的机制，能够找到 $x^{\prime }\in X$ 满足 $x^{\prime }\ne x,h(x^{\prime })=h(x)$。

3. Pre-Image Resistance

 定义：给一个 Hash 函数 $h:X\to Y$ 和一个 $y\in Y$，没有有效的机制，能够找到 $x\in X$ 满足 $y=h(x)$。

4. 上面三个属性之间的关系

 A imply B 的含义：如果一个加密系统满足 A 安全属性，那么它一定满足 B 安全属性。

5. Hash 函数被用来做什么

• 用来存储 password，服务器存储的是 h(pw) 而不是 pw。这是为了 安全性 (confidentiality)
• 用于 HMAC 中。这是为了 完整性
• 在 数字签名中，对 H(m) 签名 而不是 m。这是为了效率

七、消息完整性 (Message Integrity)

1. MAC (Integrity 但是不追求 Confidentiality)

2. 基于 PRF 的 MAC

八、验证加密 (Authenticated Encryption)

1. 关于什么时候使用 MAC 和 Authenticated Encryption

• 如果消息需要的是 完整性 而不需要 保密性，则使用 MAC。
• 如果消息既需要 完整性 又需要 保密性，则使用 authenticated encryption。

2. 一个典型的模型

 其中 D : K × C × N → M U { T } D: K \times C \times N \rightarrow M U\{T\} D:K×C×N→MU{T} 的含义是，如果 解密函数 检测到 密文c 被篡改或者不合法，就会输出 ⊥。特别强调了解密失败的状态，并表示系统具有 密文完整性 的能力，能够 拒绝伪造或篡改的密文。

3. 定义

 一个密码 (E, D) 提供 authenticated encryption (AE)，当满足：

• 满足 CPA 下的语义安全
• 具有密文完整性

4. Imply (在上面 hash 函数属性中有说)

公钥加密及其之后的部分

九、公钥加密 (Public key encryption)

1. 定义

2. 语义安全

3. 公钥密码的 CPA

 回顾对称加密的两个安全概念：

• one-time security
• many-time security (也就是 CPA)

在 对称密码 中：

在 公钥密码 中：

4. 公钥加密的 CCA (chosen ciphertext security)

十、陷门函数 (Trapdoor function TDF)

1. 定义

 一个陷门函数 $X\to Y$ 包含三个非常高效的函数：

• $G()$：输出一个密钥对 (pk, sk)。
• $F(pk,\cdot )$：定义了一个函数 $X\to Y$。
• $F^{-1}(sk,\cdot )$：上面那个函数的逆函数 $Y\to X$。

2. 安全性

3. 基于 TDFs 的 公钥密码

 在上面的算法中，公钥密码 是用来处理 对称加密的 密钥 k 的，对 消息 的加密是通过 对称加密 完成的。

4. 基于 TDFs 的公钥密码的安全属性

十一、RSA

1. 算数模运算

 参考这篇博客

2. RSA 公钥加密方案的基本步骤

1. G() 密钥生成函数
   
2. E(pk. m) 加密函数
   
3. D(sk, (y, c))) 解密算法
   
   
   具体步骤是：
   1. 计算 $x\leftarrow RS{A}^{-1}(y)=y^d=x^{ed}=x$
   2. 计算 $k\leftarrow H(x)$
   3. 用对称解密算法还原消息 m：$m\leftarrow D_s(k,c)$

3. RSA 的属性

1. RSA 加密不是一个安全的加密系统！！
2. RAS 加密快，解密慢。(Elgamal 则加密解密都相同)

十二、ElGamal

1. Diffie-Hellman 协议

2. 传统的 ElGamal

• Gen 密钥生成函数：
  
  1. 首先生成一个循环群 $<G,q,g>$
  2. 随机选取一个 $x\in Z_q$
  3. 计算 $h:=g^x$
  4. 返回公钥和私钥，公钥为 $pk=<G,q,g,h>$，私钥为 $sk=<G,q,g,x>$
• Enc 加密算法：
  
  1. 输入一个 $pk=<G,q,g,h>$ 和 消息 m
  2. 随机选取一个 $y\in Z_q$
  3. 对 m 进行加密，$ct=<g^y,h^y\cdot m>$
• Dec 解密算法：
  
  1. 输入一个 $sk=<G,q,g,x>$，和密文 $ct=<c_1,c_2>=<g^y,h^y\cdot m>$
  2. 对密文进行解密：$\hat{m}=c_2/c_1^x=h^y\cdot m/(g^y)x=g^{xy}\cdot m/g^{xy}=m$

3. 现代的 ElGamal

 首先设定一些前提：

• $G$：是一个阶为 n 的循环群
• $(E_s,D_s)$：是一个定义在 (K, M, C) 上的 对称AE 密码系统
• $H:G^2\to K$：是一个哈希函数，例如 $H(u,v)=k$

 接下来是算法的步骤 (核心思想就是，用 传统的ElGamal 加密 对称加密的密钥 k)：

1. 密钥生成函数：
   1. 从 G 中随机选取一个 生成元 g，随机选取一个 $a\in Z_n$
   2. 输出 $sk=a,pk=(g,h=g^a)$
2. 加密算法：
   
   1. 随机生成 $b\in Z_n$
   2. 计算 $u=g^b$ 以及 $v=h^b=g^{ab}$
   3. 用 u 和 v 哈希得到一个 k，这是对称加密的密钥
   4. 通过对称加密加密消息 m，$c=E_s(k,m)$
   5. 输出 $(u,c)$
3. 解密算法：
   
   1. 输入是 sk = a 和 加密时的输出 (u, c)
   2. 计算 $v=u^a=g^{ab}$
   3. 计算出对称加密的密钥 $k=H(u,v)$
   4. 用 k 对 c 进行解密得到消息 m，$m=D_s(k,c)$

4. 安全属性

(暂时没写)

十三、椭圆曲线上的计算问题

 计算步骤如下：

1. 问题背景：
   
2. 第一步：
   
3. 第二步：
   
4. 第三步：
   
5. 第四步：
   

十四、数字签名 (Digital Signature)

1. 基本过程

2. 定义

 可以理解成 用 sk 进行加密，用 pk 进行解密。

3. 安全属性

 数字签名主要是保证 完整性、身份认证、防篡改。

注意，MAC 和 数字签名 都可以保证 完整性，但是通常：一对一的时候用 MAC，一对多的时候用 signature。

4. 应用 (证书 Certificates)

说明：
首先，浏览器 需要使用 服务器的 pk 来建立会话连接，需求是必须能 保证这个pk是服务器的pk 这件事。
对此的解决方法是，通过一个 第三方机构 CA 对 pk is key for Gmail 这个证书签名
所以对于上面的图，首先进行的是 Gmail.com 与 CA 之间的协议，生成一个具有 CA 签名的证书，该指数需要使用 pk_CA 来验证。
然后，Gmail.com 将这个整数传给 浏览器。

5. 通过 CRHF 扩大域

十五、基于 陷门置换 的 FDH 签名

FDH = Full Domain Hash

1. 示意图

2. 算法过程

3. 安全性

十六、基于 RSA 的 FDH 签名

1. 定义

2. 安全性证明

十七、不基于随机预言机的安全签名

1. 双线性对 (一个新的工具)

 一个安全的签名如果不使用理想的哈希函数的话。可以使用 RSA 来替代，但是更多情况是通过 双线性对 来实现。双线性对的定义和主要性质如下：

• 定义：
   令 $G,G_T$ 是两个有限循环群 $G=1,g^1,g^2,...,g^{p-1}$。
   定义一个匹配：$e:G\times G\to G_T$ 是一个映射。
• 性质：
   线性关系：$e(g^a,h^b)=e(g,h{)}^{ab}\forall a,b\in Zg,h\in G$。
   G 的生成元是 g，G_T 的生成元是 (g, g)。

2. 基于双线性对的简单签名方案

3. 不基于 随机预言机 的签名方案

十八、零知识证明 (ZKP)

1. 关系函数 (Relation Function)

 一个关系函数被定义为 $R:X\times Y\to 0,1$，满足：

• 该函数计算起来是高效的
• 输入是来自空间 (X, Y) 的一对元素 (x, y)
• 输出 0 表示 false，1 表示 true

 例如：

2. 关系函数 R 下的语言

 我们将 language L_R 定义为一组元素：
$$L\_R=x\in X:thereexistsys.t.R(x,y)=1$$对于关系函数，有如下性质：

• 这是空间 X 的元素集合，如果 x 在 L_R 中，我们称 x 为一个 true statement。例如，R 被定义为基于 Hash 的关系函数。如果存在 y 满足 H(y) = x，则称 x 是一个 true statement。
• 给一个 x，判断 x 是否属于 L_R 是一个计算困难问题，这是因为如果 x 是一个 true statement，很难计算出一个 y 使得 R(x, y) = 1。

3. 交互式证明系统

 一个交互式证明系统包括两个角色 Prover 和 Verifier。Prover 的输入是 (x, y)，Verifier 的输入是 (x)。

4. 三个属性

• Completeness (知道 输入y 和 输出x)
   如果 Prover 知道 (x, y)，存在一个证明 π 满足 $Verifier(x,\pi )=1$。
   等价于，我们构造证明来证明它满足这个性质。
• Soundness (知道 输出x，难算 输入y)
   如果 Prover 只知道 (x)，对于 Prover 来说计算出满足 $Verifier(x,\pi )=1$ 的 π 是一个计算困难问题。
   等价于，我们可以通过 rewind 的方式从证明中提取知识。
• Zero Knowledge (知道 输入y 和 输出x)
   Verifier 对于 π，除了 x 之外一无所知。
   等价于，我们可以在 不知道 y 的情况下模拟证明。

4. sample 1 (定义 (x, y) = (h, a) 为 g^a = h)

1. Completeness
   
2. Soundness (下面就是 rewind 过程)
   
   
3. Zero-Knowledge (可以将第二部的 r’ 换成 Z’)
   
   

5. sample 2 (and 证明)

1. Completeness
   
2. Soundness
   
   
3. Zero-Knowledge (可以将第二部的 r’ 换成 Z’)
   
   

6. sample 3 (or 证明)

1. Completeness
   

2. Soundness
   
   

3. Zero-Knowledge
   
   

十九、Schnorr 的验证协议和签名协议

1. Schnorr 的验证协议

 可以发现 Schnorr 的验证协议和 ZKP 的 sample 1 很像，可以一起记。

2. Schnorr 的签名方案

 schnorr 的签名方案实际上就是基于上面所讲的 schnorr 的认证协议改过来的。
 这里的 H(m, u_t) 的作用就是将 交互式 变成 非交互式，在上面的 ZKP 中，也可以用同样的方式改为非交互式的 ZKP。
 只需要注意，在 ZKP 中，如果不需要签名，则 H() 函数中 不需要 加入 m 参数，直接 c=H(u_t) 即可。

二十、承诺 Commitment

1.基本概念

 承诺方案是一种加密原语，允许一个人承诺一个选定的值 (或选定的语句)，同时对其他人 隐藏 它，并能够在 稍后显示承诺的值。
 承诺方案的设计使得 一方在 承诺之后 无法更改价值或声明 (也就是不允许反悔)。

 承诺方案包括两个部分，发送者和接收者之间的承诺方案由两种算法组成：

• Commit(m)：
  将要承诺的值 m 作为输入，运行 PPT 算法，该算法返回 承诺 C 和 秘密 r (C 将会传给接收者)。
• Open(C, m, r)：
  以 (C,m,r) 作为输入，运行 PPT 算法来 验证 承诺是否在 m 上。

2. 安全要求 (Hinding 和 Binding)

• Hinding
  给定 (C,m₀, m₁)，从计算上很难猜测 C 承诺的消息是 m₀ 还是 m₁。
• Binding
  给定 C，用两个不同的消息 (m₁,r₁) 和 (m₂,r₂) 打开这个承诺 C 在计算上很困难。

3. 一个安全的承诺方案

 首先设 (g, h) 是两个群元素，由 receiver 选择的。

• Commit(m)：
  输入是 $m\in Z_p$，随机选择一个 $r\in Z_p$，并计算：
  $$C=g^m{h}^r,secret=r$$
• Open(C, m’, r’)：
  输入是 $(C,m^{\prime },r^{\prime })$，如果满足下面等式，则返回 accept：
  $$C=g^{m^{\prime }}{h}^{r^{\prime }}$$

4. 证明上面的承诺方案的安全性

(略，在ppt上)

二十一、Oblivious Transfer (OT, 遗忘传输)

1. 定义

 在 OT 协议中，参与的有两方，发送方和接收方。
 该协议的目的在于，让发送方不知道发送给接收方的消息是什么消息。这个问题可以转化为：发送方不知道接收方接收了哪条消息。
 一个很直接的实现方法就是，发送方发送很多条消息给接收方，接收方从中选择自己要接收的消息，这样发送方就不知道接收方接收的是哪条消息了。

值得注意的是，接收方除了 M_i 什么都不知道。

2. ElGamal Encryption (PKE)

3. 1-out-of-2 OT

 基本过程 (下面对 M₁ 和 M₂ 的加密使用的是上面提到的 ElGamal Encryption)：

4. 1-out-of-n OT

5. k-out-of-n OT

就是将上面的 1-out-of-n OT 执行 k 次。