Псевдослучайная функция Наора – Рейнгольда - Википедия - Naor–Reingold pseudorandom function

В 1997 г. Мони Наор и Омер Рейнгольд описаны эффективные конструкции для различных криптографические примитивы в закрытом ключе, а также криптография с открытым ключом. Их результат - построение эффективного псевдослучайная функция. Позволять п и л быть простые числа с л |п−1. Выберите элемент грамм ∈ ${ Displaystyle { mathbb {F} _ {p}} ^ {*}}$ из мультипликативный порядок л. Тогда для каждого (п + 1)-размерный вектор а = (а₀, а₁, ..., а_п)∈ ${ Displaystyle ( mathbb {F} _ {l}) ^ {п + 1}}$ они определяют функцию

{ displaystyle f_ {a} (x) = g ^ {a_ {0} cdot a_ {1} ^ {x_ {1}} a_ {2} ^ {x_ {2}} ... a_ {n} ^ {x_ {n}}} in mathbb {F} _ {p}}

куда Икс = Икс₁ … Икс_п это битовое представление целого числа Икс, 0 ≤ Икс ≤ 2^п−1, с некоторыми дополнительными ведущими нулями, если необходимо.^[1]

Пример

Позволять п = 7 и л = 3; так л |п−1. Выбирать грамм = 4 ∈ ${ Displaystyle { mathbb {F} _ {7}} ^ {*}}$ мультипликативного порядка 3 (поскольку 4³ = 64 ≡ 1 по модулю 7). За п = 3, а = (1, 1, 2, 1) и Икс = 5 (битовое представление 5 равно 101), мы можем вычислить ${ displaystyle f_ {a} (5)}$ следующее:

{ displaystyle f_ {a} (x) = g ^ {a_ {0} cdot a_ {1} ^ {x_ {1}} a_ {2} ^ {x_ {2}} ... a_ {n} ^ {x_ {n}}} in mathbb {F} _ {p}}

{ displaystyle f_ {a} (5) = 4 ^ {1 cdot 1 ^ {1} 2 ^ {0} 1 ^ {1}} = 4 ^ {1} = 4 in mathbb {F} _ { 7}}

Эффективность

Оценка функции ${ displaystyle f_ {a} (x)}$ в Наор – Рейнгольд строительство можно сделать очень качественно. Вычисление значения функции ${ displaystyle f_ {a} (x)}$ в любой момент сравним с одним модульное возведение в степень и n-модульные умножения. Эта функция может быть вычислена параллельно пороговыми схемами ограниченной глубины и полиномиального размера.

В Наор – Рейнгольд функция может быть использована как основа многих криптографический схемы, включая симметричное шифрование, аутентификация и цифровые подписи.

Безопасность функции

Предположим, что злоумышленник видит несколько выходов функции, например ${ displaystyle f_ {a} (1) = g ^ {a_ {1}}, f_ {a} (2) = g ^ {a_ {2}}, f_ {a} (3) = g ^ {a_ { 1} а_ {2}}}$ , ... ${ displaystyle f_ {a} (k) = g ^ {a_ {1} ^ {x_ {1}} a_ {2} ^ {x_ {2}} ... a_ {n} ^ {x_ {n}} }}$ и хочет вычислить ${ displaystyle f_ {a} (к + 1)}$ . Предположим для простоты, что Икс₁ = 0, то атакующему необходимо решить вычислительный метод Диффи – Хеллмана (CDH) между ${ displaystyle f_ {a} (1) = g ^ {a_ {1}}}$ и ${ displaystyle f_ {a} (k) = g ^ {a_ {2} ^ {x_ {2}} ... a_ {n} ^ {x_ {n}}}}$ получить ${ displaystyle f_ {a} (k + 1) = g ^ {a_ {1} a_ {2} ^ {x_ {2}} dots a_ {n} ^ {x_ {n}}}}$ . В общем, переходя от k к k + 1 изменяет битовый шаблон, и если k + 1 - степень двойки, можно разделить показатель степени на ${ displaystyle f_ {a} (к + 1)}$ так что вычисление соответствует вычислению Диффи – Хеллмана ключ между двумя предыдущими результатами. Этот злоумышленник хочет предсказать следующий последовательность элемент. Такая атака была бы очень плохой, но с ней также можно бороться, работая в группы с трудом Проблема Диффи – Хеллмана (DHP).

Пример:Злоумышленник видит несколько выходов функции, например ${ displaystyle f_ {a} (5) = 4 ^ {1 ^ {1} 2 ^ {0} 1 ^ {1}} = 4 ^ {1} = 4}$ , как в предыдущем примере, и ${ displaystyle f_ {a} (1) = 4 ^ {1 ^ {0} 2 ^ {0} 1 ^ {1}} = 4 ^ {1} = 4}$ . Затем злоумышленник хочет предсказать следующий элемент последовательности этой функции, ${ displaystyle f_ {a} (6)}$ . Однако злоумышленник не может предсказать исход ${ displaystyle f_ {a} (6)}$ от знания ${ displaystyle f_ {a} (1)}$ и ${ displaystyle f_ {a} (5)}$ .

Есть и другие атаки, которые очень вредны для генератор псевдослучайных чисел: пользователь ожидает получить случайные числа из вывода, поэтому, конечно, поток не должен быть предсказуемым, но, более того, он должен быть неотличим от случайной строки. Позволять ${ displaystyle { mathcal {A}} ^ {f}}$ обозначим алгоритм ${ displaystyle { mathcal {A}}}$ с доступом к оракулу для оценки функции ${ displaystyle f_ {a} (x)}$ . Предположим, что решающее предположение Диффи – Хеллмана держится для ${ displaystyle mathbb {F} _ {p}}$ , Наор и Рейнгольд показать это для каждого вероятностное полиномиальное время алгоритм ${ displaystyle { mathcal {A}}}$ и достаточно большой п

{ displaystyle { text {Pr}} [{ mathcal {A}} ^ {f_ {a} (x)} (p, g) to 1] - { text {Pr}} [{ mathcal { A}} ^ {R} (p, g) to 1]}

является незначительный.

Первая вероятность берется за выбор начального числа s = (p, g, a), а вторая вероятность берется за случайное распределение, индуцированное на p, g посредством ${ Displaystyle { mathcal {I}} { mathcal {G}} (п)}$ , генератор экземпляров и случайный выбор функции ${ Displaystyle R_ {а} (х)}$ среди множества всех ${ Displaystyle {0,1 } ^ {п} к mathbb {F} _ {p}}$ функции.^[2]

Линейная сложность

Одна естественная мера того, насколько полезной может быть последовательность для криптографический цели - это размер его линейная сложность. Линейная сложность п-элементная последовательность W (Икс), Икс = 0,1,2,…,п - 1, над кольцом ${ Displaystyle { mathcal {R}}}$ это длина л кратчайшего линейного отношение повторения W (Икс + л) = А_л−1 W (Икс +л−1) +… + А₀ W (Икс), Икс = 0,1,2,…, п – л −1 с A₀,…, А_л−1 ∈ ${ Displaystyle { mathcal {R}}}$ , которому удовлетворяет эта последовательность.

Для некоторых ${ displaystyle gamma}$ > 0,п ≥ (1+ ${ displaystyle gamma}$ ) ${ displaystyle log l}$ , для любого ${ displaystyle delta> 0}$ , достаточно большой л, линейная сложность последовательности ${ displaystyle f_ {a} (x)}$ , 0 ≤ х ≤ 2^п-1, обозначаемый ${ displaystyle L_ {a}}$ удовлетворяет

{ displaystyle L_ {a} geqslant { begin {cases} l ^ {1- delta , !} & { text {, if}} gamma , ! geqslant 2 l ^ { left ({ tfrac { gamma , !} {2- delta , !}} right)} & { text {, if}} gamma , ! <2 конец {case}}}

для всех, кроме возможно не более ${ displaystyle 3 (l-1) ^ {n- delta}}$ векторы a ∈ ${ Displaystyle ( mathbb {F} _ {l}) ^ {п}}$ .^[3] Граница этой работы имеет недостатки, а именно не относится к очень интересному случаю. ${ Displaystyle журнал р приблизительно журнал п приблизительно {п.}}$

Равномерность распределения

Статистическое распределение ${ displaystyle f_ {a} (x)}$ экспоненциально близка к равномерное распределение почти для всех векторов а ∈ ${ Displaystyle ( mathbb {F} _ {l}) ^ {п}}$ .

Позволять ${ displaystyle { mathbf {D}} _ {a}}$ быть несоответствие из набора ${ Displaystyle {е_ {а} (х) | 0 leq x leq 2 ^ {п-1} }}$ . Таким образом, если ${ Displaystyle п = журнал р}$ это длина в битах п то для всех векторов a ∈ ${ Displaystyle ( mathbb {F} _ {l}) ^ {п}}$ граница ${ displaystyle { mathbf {D}} _ {a} leq Delta (l, p)}$ держит, где

{ displaystyle Delta (l, p) = { begin {case} p ^ { left ({ tfrac {1- gamma , !} {2}} right)} l ^ { left ({ tfrac {-1} {2}} right)} log ^ {2} p & { text {if}} l geqslant p ^ { gamma , !} p ^ { left ({ tfrac {1} {2}} right)} l ^ {- 1} log ^ {2} p & { text {if}} p ^ { gamma , !}> l geqslant p ^ { left ({ tfrac {2} {3}} right)} p ^ { left ({ tfrac {1} {4}} right)} l ^ { left ({ tfrac {-5} {8}} right)} log ^ {2} p & { text {if}} p ^ { left ({ tfrac {2} {3}} right)}> l geqslant p ^ { left ({ tfrac {1} {2}} right)} p ^ { left ({ tfrac {1} {8}} right)} l ^ { left ({ tfrac {-3} {8}} right)} log ^ {2} p & { text {if}} p ^ { left ({ tfrac {1} {2}} right)}> l geqslant p ^ { left ({ tfrac {1} {3}} right)} end {case}}}

и

{ Displaystyle гамма = 2,5- log 3 = 0,9150 cdots}

Хотя это свойство, похоже, не имеет никаких непосредственных криптографических последствий, обратный факт, а именно неравномерное распределение, если оно истинно, будет иметь катастрофические последствия для приложений этой функции.^[4]

Последовательности в эллиптической кривой

В эллиптическая кривая Представляет интерес и версия этой функции. В частности, это может помочь улучшить криптографическую безопасность соответствующей системы. Позволять п > 3 простое число, а E - эллиптическая кривая над ${ displaystyle mathbb {F} _ {p}}$ , то каждый вектор а определяет конечная последовательность в подгруппа ${ displaystyle langle G rangle}$ в качестве:

{ displaystyle F_ {a} (x) = (a_ {1} ^ {x_ {1}} a_ {2} ^ {x_ {2}} dots a_ {n} ^ {x_ {n}}) G}

куда ${ displaystyle x = x_ {1} dots x_ {n}}$ битовое представление целого числа ${ Displaystyle х, 0 Leq х Leq 2 ^ {п-1}}$ . В Наор – Рейнгольд последовательность эллиптических кривых определяется как

{ displaystyle u_ {k} = X (f_ {a} (k)) ; { mbox {где}} X (P) { mbox {- абсцисса}} ; P in E.}

^[5]

Если решающее предположение Диффи – Хеллмана верно, индекс k недостаточно для вычисления ${ displaystyle u_ {k}}$ за полиномиальное время, даже если злоумышленник выполняет полиномиально много запросов к случайному оракулу.

Смотрите также

Примечания

^ Наор, М., Рейнгольд, О. "Теоретико-числовые конструкции эффективных псевдослучайных функций", Proc 38th IEEE Symp. на Основах Комп. Sci, (1997), 458–467.
^ Бонех, Дэн. «Решающая проблема Диффи – Хеллмана», ANTS-III: Труды Третьего Международного симпозиума по алгоритмической теории чисел, 1998, 48–63.
^ Шпарлинский Игорь Э. Линейная сложность псевдослучайной функции Наора – Рейнгольда, Информ. Process Lett, 76 (2000), 95–99.
^ Шпарлинский, Игорь Э. «О равномерности распределения псевдослучайной функции Наора – Рейнгольда», Конечные поля и их приложения, 7 (2001), 318–326
^ Круз, М., Гомес, Д., Садорнил, Д. «О линейной сложности последовательности Наора – Рейнгольда с эллиптическими кривыми», Конечные поля и их приложения, 16 (2010), 329–333