通俗地解释下密码学中的归约证明
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篇首语：本文由小常识网(cha138.com)小编为大家整理，主要介绍了通俗地解释下密码学中的归约证明相关的知识，希望对你有一定的参考价值。
本文首发在本人知乎：
https://www.zhihu.com/question/49441102/answer/1737942968
这里讲使用reduction proof的原因，它的一般形式，以及结合一个简单的例子说明如何构造和完成一个reduction proof。
阅读本文需要读者事先了解“为什么使用game的形式来定义一个密码协议的安全性”，大概了解“怎么构造game，game的一般形式是什么”。
1 从问题出发
假设现在我们提出了一个密码学方案或者协议 Π \\Pi Π ,我们需要证明它是安全的。怎么证明？
我们的协议一般是建立在已经被证明安全的协议/方案上面，或者建立在某些困难问题上面（记为Y），比如RSA公钥加密算法就是建立在因数分解困难问题上。为了简化证明，站在巨人的肩膀上，我们希望通过搭建下面的逻辑命题关系来完成我们的证明。
条件命题1：只要Y是安全的，那么我们的方案 Π \\Pi Π就是安全的。换句话说，若Y被有效攻破，那么 [公式]就不再安全。
这样做的好处是，我们站在了巨人的肩膀上：我们不需要从头开始证明，而是从Y开始。大大简化我们的证明过程。
根据离散数学的条件命题的逻辑等价式，若两个命题有如下关系： [公式] ，等价于 [公式] 。比如“只要晴天，我就去跑步”，等价于“如果我不去跑步，那么不是晴天”。这个命题等价式是“反证法”的基础。它被用在规约证明中证明某一个新提出的方案X的安全性（也即是下面的Thm），证明的形式为：
Thm（定理）：Y 是安全的 → \\rightarrow → X是安全的。
证明：
通过等价变换，也即是要证明（记为条件命题2）：X不是安全的 [公式] Y不是安全的。
条件命题2进一步解释为：如果存在PPT的对手A可以攻破X，那么我们能构造一个PPT的敌手B来攻破Y。
其中，X是我们新提出的方案，Y某一个困难问题，PPT是多项式概率时间的英文缩写。“构造”一词可以理解为模拟。PPT表示概率多项式时间。
如果我们能够让上面粗体的条件命题2成立，那么我们就完成了规约证明。这其实是一个反证法：若上面粗体的条件命题2成立，也意味着Thm成立，完成证明。
小结：现在我们明白了我们为什么要使用规约证明，以及使用规约证明的基本形式。接下来的问题是，如何来构造这个条件命题？
需要注意的是，在reduction proof中，我们不是一定要使用反证法。只要我们能够构造上面的逻辑命题“Y 是安全的 [公式] X是安全的”就能够完成证明。反证法只是一个工具，目的是在正面证明比较困难，反面证明可能比较容易的时候，我们使用反证法。
2 构造条件命题的一般形式
密码协议的安全性证明需要严格定义“什么是安全的/不安全的”。仅仅使用文字描述“X是不安全的”是很笼统的，因此，我们一般使用Game的方式来定义。一个game中有两个parties，一个是敌手，另一个是challenger。前者试图破坏协议的安全，后者是好人。不同的协议game基本是不同的。下文我们举例说明了两个games。
reduction proof本质上是构造/证明一个逻辑命题：Y 是安全的 → \\rightarrow → X是安全的。Y是我们的前提假设，X是我们所构造的所要证明的协议。Y和X两个命题分别有2个parties，分别是Y的challenger，Y的敌手，X的challenger和X的敌手。在reduction proof之前，我们需要分别以两个games的形式定义Y和X的安全性。这两个game分开相互独立的。在reduction proof中，我们让Y的敌手来模拟X的challenger。要求是：（1）Y的敌手所模拟的challenger够“逼真”，使得X的敌手无法区分它的challenger是真实的还是模拟的，除了negligible（极低）的概率；（2）所模拟的challenger的执行时间是PPT的。我们通过这样的方式来链接 两个命题：Y 是安全的 → \\rightarrow → X是安全。
结合上图，在B接收到外部环境challenger的输入数据之后，进行适当变换（图中红色部分，也即是进行模拟），模拟A的challenger，输入给A。B根据A的输出，适当地变换输出值，输出给外部环境，完成挑战。因此，B对Y的游戏转嫁到A对X的游戏上了。目的是将下面条件关系关联起来：A成功攻破X[公式] B成功攻破Y，或者说 只要X不安全 -> 那么Y就不安全。
3 一个通俗的例子
下面我们通过一个伪随机生成器（PRG）来构造一个单次定长的加密算法。具体为下图所示。本文默认读者知道这个知识点。需要注意的是，伪随机生成器的结果是确定的，也即是在下图s不变时，两次调用PRG得到的结果是一样的。其中s是随机数，理解为种子seed。
该PRG-base Enc加密方案（记为X）的intuition是，如果PRG的生成结果G(k)是随机的，那么通过与消息m异或，得到随机的密文c。两次输入相同的m，密文是相同的。因此，该方案只能抵抗Eavesdropping攻击，无法抵抗选择明文攻击Choose plaintext attack （CPA）。
这里我们要证明命题条件：
Thm： G是安全的PRG → \\rightarrow →X在Eavesdropping攻击下安全。
其中G是我们的前提假设，X便是我们的加密方案。其中，G所对应的敌手是B，X所对应的敌手是A。
在讲解上面定理的证明之前，我们先讲两个游戏，来定义”成功攻破一个协议“，为后面的证明提供必要的知识储备。
第一个是敌手B攻击G的游戏。
如下图所示，B的挑战者chal有两种方式生成w，第一种是使用伪随机数生成器生成w0，第二种随机地生成w1. 然后，挑战者随机地选择两个w中的一个，让敌手B来判断该w是随机的还是伪随机的，如果B的输出b’ 满足b’=b，那么B挑战成功，否则B挑战失败。
如果chal给B的是w1，那么B挑战成功的概率为1/2.因为w1是随机生成的。
表示为 P r w ← 0 , 1 l ( n ) [ B ( w ) = 1 ] = 1 / 2 Pr_w\\leftarrow\\0,1\\^l(n)[B(w)=1] = 1/2 Prw←0,1l(n)[B(w)=1]=1/2 （1）
其中B（w）表示敌手对w的判断。B（w）=1表示敌手B成功的事件。
如果chal给B是w0，敌手B成功的概率表示为：
P r k ← 0 , 1 n [ B ( G ( k ) ) = 1 ] Pr_k\\leftarrow\\0,1\\^n[B(G(k))=1] Prk←0,1n[B(G(k))=1] （2）
我们已经知道，G是伪随机的生成器（pseudorandom generator），所以，满足下面的不等式关系：
∣ P r w ← 0 , 1 l ( n ) [ B ( w ) = 1 ] − P r k ← 0 , 1 n [ B ( G ( k ) ) = 1 ] ∣ ≤ n e g l ( n ) \\left| Pr_w\\leftarrow\\0,1\\^l(n)[B(w)=1] - Pr_k\\leftarrow\\0,1\\^n[B(G(k))=1] \\right| \\leq negl(n) ∣∣Prw←0,1l(n)[B(w)=1]−Prk←0,1n[B(G(k))=1]∣∣≤negl(n) （3）
通俗的理解是，敌手B无法区分由G生成的w和随机生成的w，除了极小的成功概率negl(n）.
读者可能疑惑（3）式是怎么来的。它是我们的前提假设，即前面提到的”G是安全的PRG“。如果”G是安全的PRG“，那么G就满足（3）式。
第二个是敌手A攻击X的游戏。
注意的是X便是我们所构造的加密协议。
我们使用上图来表示该游戏。其包含两个对象，敌手A和挑战者Chal，其中A是一个黑盒子，我们并不知道/不关心它的内部逻辑。该游戏的过程是，A生成两个长度都为n的字符串m0和m1。Chal随机地选择m，计算出密文c，让A来判断c是使用m0还是使用m1来构造的。如果b’=b,表示A挑战成功，否则挑战失败。
如果上图中的w是随机获取的，那么显而易见，A挑战成功的概率为1/2. 具体表示为
P r [ P r i v K A , Π ~ e a v ( n ) = 1 ] = 1 / 2 Pr\\left[ PrivK_A,\\tilde\\Pi^eav (n) = 1\\right] = 1/2 Pr[PrivKA,Π~eav(n)=1]=1/2 （4）
如果w是使用伪随机数生成器生成的，w = G(k)， 那么概率表示为：
P r [ P r i v K A , Π e a v ( n ) = 1 ] Pr\\left[ PrivK_A,\\Pi^eav (n) = 1\\right] Pr[PrivKA,Πeav(n)=1] （5）
如果下面不等式成立，就可以说明我们所构造的加密协议X（也表示为 [公式] ）是安全的：
P r [ P r i v K A , Π e a v ( n ) = 1 ] ≤ 1 / 2 + n e g l ( n ) Pr\\left[ PrivK_A,\\Pi^eav (n) = 1\\right] \\leq 1/2 + negl(n) Pr[PrivKA,Πeav(n)=1]≤1/2+negl(n)（6）
因为敌手A只根据密文c0和c1无法区分m0和m1这两个消息。或者说成功的概率不大于一半，除了negl(n)的概率。
Reduction Security Proof。
强调一下，我们的目标是构造逻辑命题：
Y 是安全的 [公式] X是安全的，其中Y是我们的前提假设：G是安全的PRG；X是我们所构造的协议。如果我们能够构造这个逻辑命题，即可完成我们的证明。
根据上面所述的两个游戏，正式地，“Y 是安全的 [公式] X是安全“这个逻辑命题等价式表示为：
∣ P r w ← 0 , 1 l ( n ) [ B ( w ) = 1 ] − P r k ← 0 , 1 n [ B ( G ( k ) ) = 1 ] ∣ ≤ n e g l ( n ) \\left| Pr_w\\leftarrow\\0,1\\^l(n)[B(w)=1] - Pr_k\\leftarrow\\0,1\\^n[B(G(k))=1] \\right| \\leq negl(n) ∣∣Prw←0,1l(n)[B(w)=1]−Prk←0,1n[B(G(k))=1]∣∣≤negl(n)
→ \\rightarrow →
P r [ P r i v K A , Π e a v ( n ) = 1 ] ≤ 1 / 2 + n e g l ( n ) Pr\\left[ PrivK_A,\\Pi^eav (n) = 1\\right] \\leq 1/2 + negl(n) Pr[PrivKA,Πeav(n)=1]≤1/2+negl(n)
下面开始我们的证明。
上图是为了reduction proof，将上面所述的两个游戏合并而来的，可以看到，现在由B来模拟敌手A的挑战者，其它的部分没有变化。这里，我们关心的是灰色背景的内容。
跟前面第二个游戏一样，我们分两种情况。
1）第一种是如果w是随机生成的，那么显而易见，上面式子（1）和式子（4）是相等的。
P r w ← 0 , 1 l ( n ) [ B ( w ) = 1 ] = P r [ P r i v K A , Π ~ e a v ( n ) = 1 ] = 1 / 2 Pr_w\\leftarrow\\0,1\\^l(n)[B(w)=1] = Pr\\left[ PrivK_A,\\tilde\\Pi^eav (n) = 1\\right] = 1/2 Prw←0,1l(n)[B(w)=1]=Pr[PrivKA,Π~eav(n)=1]=1/2（7）
2）如果w是通过伪随机数生成器生成的，那么，上面的式子（2）等于（5），
P r k ← 0 , 1 n [ B ( G ( k ) ) = 1 ] = P r [ P r i v K A , Π e a v ( n ) = 1 ] Pr_k\\leftarrow\\0,1\\^n[B(G(k))=1] = Pr\\left[ PrivK_A,\\Pi^eav (n) = 1\\right] Prk←0,1n[B(G(k))=1]=Pr[PrivK通俗地解释下密码学中的归约证明