陷门函数

在理论计算机科学和密码学中，陷门函数是一种在一个方向上很容易计算，但在没有特殊信息的情况下很难在相反方向上计算（寻找它的逆）的函数，称为“陷门”。陷门函数是单向函数的一种特殊情况，广泛用于公钥密码学中。 [2]

陷门函数的思想是：带有陷门t的陷门函数f可以通过算法Gen生成。f可以有效地在概率多项式时间内被计算。然而，f反方向的计算通常很困难，除非陷门t 是已知的。 [1]

用数学术语来说，如果f是陷门函数，则存在一些秘密信息t ，因此给定f ( x ) 和t ，很容易计算x 。考虑一把挂锁和它的钥匙。通过推动卸扣，无需使用钥匙即可将挂锁锁上。然而，想要轻松地开锁，则必需使用钥匙。这里的钥匙是陷门，而挂锁则是陷门函数。

一个简单的数学上的陷门示例是：“6895601 是两个素数的乘积。那两个素数是多少？”一个典型的“蛮力”解决方案是尝试将 6895601 不停除以一些素数，直到找到答案。但是如果已知 1931 是其中一个数字，你可以通过在任何计算器中输入“6895601 ÷ 1931”来找到答案。这个例子不是一个可靠的陷门函数——现代计算机可以在一秒钟内猜出所有可能的答案——但是这个例子可以通过使用两个更大的素数的乘积来改进。

随着Diffie 、Hellman和Merkle在 1970 年代中期发表了非对称（或公钥）加密技术后，陷门函数开始在密码学中崭露头角。事实上，Diffie & Hellman (1976)创造了这个术语。已经提出了几个函数类，很快就发现陷门函数比最初想象的更难找到。例如，早期的建议是使用基于子集和问题的方案，但事实很快证明这是不合适的。

截至2004年，已知最好的陷门函数 (族) 候选函数是RSA和Rabin函数族。两者都是一个合数的幂取模，而且都跟质因数分解有关。

与离散对数问题的难度相关的函数（模素数或在椭圆曲线上定义的群）不是已知的陷门函数，因为没有关于这个群的已知“陷门”信息可以实现高效地计算离散对数。

密码学中的陷门具有上述非常具体的含义，不要与后门混淆（它们经常互换使用，这是不正确的）。后门是一种故意添加到密码算法（例如，密钥对生成算法、数字签名算法等）或操作系统中的机制，例如，它允许一个或多个未授权方以某种方式绕过或破坏系统。

定义

陷门函数是单向函数的集合 { f_k : D_k → R_k } ( k ∈ K )，其中K, D_k, R_k都是二进制字符串 {0, 1}^*的子集，满足以下条件：

存在概率多项式时间 (PPT)采样算法 Gen st Gen(1ⁿ ) = (k, t_k) 其中k ∈ K ∩ {0, 1}ⁿ并且t _k ∈ {0, 1}^*满足 | t_k | < p(n)，其中p是某个多项式。每个t_k称为对应于k的陷门。每个陷门都可以被有效地采样。
给定输入k ，也存在输出x ∈ D_k的 PPT 算法。也就是说，每个D_k都可以被有效地采样。
对于任何k ∈ K ，都存在正确计算f_k的 PPT 算法。
对于任意k ∈ K ，都存在一个 PPT 算法A 满足对于任意x ∈ D _k，令y = A(k, f_k (x), t_k)，那么我们有f_k(y) = f_k(x)。也就是说，给定陷门，很容易反转。
对于任何k ∈ K ，没有陷门t_k ，对于任何 PPT 算法，能够正确反转f_k的概率（即给定f_k(x)的情况下，找到一个x'使得f_k(x') = f_k(x)) 可以忽略不计。 [3] [4] [5]

如果上述集合中的每个函数都是单向排列，则该集合也称为陷门排列。 [6]

例子

在下面的两个例子中，我们假设分解一个大的合数是很困难的（参见整数分解）。

RSA 假设

在此示例中，具有e模 φ(n) 的逆，即n的欧拉总函数，是陷门：

f(x)=x^{e}\mod n

如果分解已知，可以计算出 $\phi (n)$ ，那么 $e$ 的逆 $d$ 可以通过 $d=e^{-1}\mod {\phi (n)}$ 计算得出，然后给定 $y=f(x)$ ，我们可以找到 $x=y^{d}\mod n=x^{ed}\mod n=x\mod n$ 。它的困难程度遵循 RSA 中的假设。 [7]

拉宾的二次剩余假设

设 $n$ 是一个大的合数，使得 $n=pq$ ，其中 $p$ 和 $q$ 是大素数，满足 $p\equiv 3{\pmod {4}},q\equiv 3{\pmod {4}}$ ，并且对攻击者保密。问题是在给定 $a$ 的情况下计算 $z$ 使得 $a\equiv z^{2}{\pmod {n}}$ 。这里的陷门是 $n$ 的因式分解。使用陷门， $z$ 的解可以给出为 $cx+dy,cx-dy,-cx+dy,-cx-dy$ ，其中 $a\equiv x^{2}{\pmod {p}},a\equiv y^{2}{\pmod {q}},c\equiv 1{\pmod {p}},c\equiv 0{\pmod {q}},d\equiv 0{\pmod {p}},d\equiv 1{\pmod {q}}$ 。有关详细信息，请参阅中国剩余定理。请注意，给定素数 $p$ 和 $q$ ，我们可以找到 $x\equiv a^{\frac {p+1}{4}}{\pmod {p}}$ 和 $y\equiv a^{\frac {q+1}{4}}{\pmod {q}}$ 。这里的条件 $p\equiv 3{\pmod {4}},q\equiv 3{\pmod {4}}$ 保证了解 $x$ 和 $y$ 可以很好地定义。 [8]

参見

参考

Diffie, W.; Hellman, M., (PDF), IEEE Transactions on Information Theory, 1976, 22 (6): 644–654, CiteSeerX 10.1.1.37.9720 , doi:10.1109/TIT.1976.1055638
Pass, Rafael, (PDF), [27 November 2015], （原始内容 (PDF)存档于2022-05-23）
Goldwasser, Shafi, (PDF), [25 November 2015], （原始内容 (PDF)存档于2022-04-20）
Ostrovsky, Rafail, (PDF), [27 November 2015], （原始内容 (PDF)存档于2022-02-16）
Dodis, Yevgeniy, , [17 December 2015], （原始内容存档于2017-11-05）
Lindell, Yehuda, (PDF), [17 December 2015], （原始内容 (PDF)存档于2022-01-19）

Ostrovsky, pp. 6-9
Bellare, M. . Advances in Cryptology. June 1998.
Pass's Notes, def. 56.1
Goldwasser's lecture notes, def. 2.16
Ostrovsky, pp. 6-10, def. 11
Pass's notes, def 56.1; Dodis's def 7, lecture 1.
Goldwasser's lecture notes, 2.3.2; Lindell's notes, pp. 17, Ex. 1.
Goldwasser's lecture notes, 2.3.4

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[1] Ostrovsky, pp. 6-9

[2] Bellare, M. . Advances in Cryptology. June 1998.

[3] Pass's Notes, def. 56.1

[4] Goldwasser's lecture notes, def. 2.16

[5] Ostrovsky, pp. 6-10, def. 11

[6] Pass's notes, def 56.1; Dodis's def 7, lecture 1.

[7] Goldwasser's lecture notes, 2.3.2; Lindell's notes, pp. 17, Ex. 1.

[8] Goldwasser's lecture notes, 2.3.4