基于 Threshold FHE 的 MPC

参考文献：

1. [Can01] Canetti R. Universally composable security: A new paradigm for cryptographic protocols[C]//Proceedings 42nd IEEE Symposium on Foundations of Computer Science. IEEE, 2001: 136-145.
2. [Gol04] Oded Goldreich. Foundations of Cryptography: Volume 2, Basic Applications. Cam bridge University Press, New York, NY, USA, 1st edition, 2004.
3. [Reg05]Oded Regev. On lattices, learning with errors, random linear codes, and cryptography. In STOC, pages 84–93, 2005.
4. [LP09] Yehuda Lindell and Benny Pinkas. A proof of security of yao’s protocol for two-party computation. J. Cryptology, 22(2):161–188, 2009.
5. [AJW11] Asharov G, Jain A, López-Alt A, et al. Multiparty computation with low communication, computation and interaction via threshold FHE[C]//Advances in Cryptology–EUROCRYPT 2012: 31st Annual International Conference on the Theory and Applications of Cryptographic Techniques, Cambridge, UK, April 15-19, 2012. Proceedings 31. Springer Berlin Heidelberg, 2012: 483-501.
6. [BGV12] Brakerski Z, Gentry C, Vaikuntanathan V. (Leveled) fully homomorphic encryption without bootstrapping[J]. ACM Transactions on Computation Theory (TOCT), 2014, 6(3): 1-36.
7. [MP12] Micciancio D, Peikert C. Trapdoors for lattices: Simpler, tighter, faster, smaller[C]//Annual International Conference on the Theory and Applications of Cryptographic Techniques. Berlin, Heidelberg: Springer Berlin Heidelberg, 2012: 700-718.
8. [GSW13] Gentry C, Sahai A, Waters B. Homomorphic encryption from learning with errors: Conceptually-simpler, asymptotically-faster, attribute-based[C]//Annual Cryptology Conference. Springer, Berlin, Heidelberg, 2013: 75-92.
9. [CM15] Clear M, McGoldrick C. Multi-identity and multi-key leveled FHE from learning with errors[C]//Advances in Cryptology–CRYPTO 2015: 35th Annual Cryptology Conference, Santa Barbara, CA, USA, August 16-20, 2015, Proceedings, Part II 35. Springer Berlin Heidelberg, 2015: 630-656.
10. [MW16] Mukherjee P, Wichs D. Two round multiparty computation via multi-key FHE[C]//Advances in Cryptology–EUROCRYPT 2016: 35th Annual International Conference on the Theory and Applications of Cryptographic Techniques, Vienna, Austria, May 8-12, 2016, Proceedings, Part II 35. Springer Berlin Heidelberg, 2016: 735-763.

注意，下文的 “TFHE” 是指：Tthreshold FHE（分布式门限解密），并非 TFHE 方案（GSW 的优化）。

基于 TFHE 的 3 轮 MPC

FHE 天然可以实现两方的 MPC 协议：Alice 生成 FHE 公私钥，将自己的输入加密，Bob 也使用 Alice 的公钥加密自己的输入，然后 Bob 执行同态计算，仅发送结果密文给 Alice 解密。

直接将上述思路扩展到多个参与方，有如下问题：

1. 各方独立生成自己的公私钥，那么不同公钥加密出的密文之间难以运算（这其实是 MK-FHE，详见 [CM15]）
2. 由单个参与方生成公私钥，其他参与方都使用这个公钥，那么一旦它被入侵，则破坏了所有参与方的隐私性

[AJW11] 提出了 threshold fully homomorphic encryption（TFHE，门限全同态加密），所有参与方协同生成一个公共的公私钥对，每个参与方仅持有私钥的秘密分享，解密过程是一个分布式解密协议，并且需添加 “污染（smudge）” 来隐藏各自的私钥信息。另外，BGV/BFV 路线的 FHE 还需要 evaluation key，生成它的过程较为复杂（而 GSW 不需要，可以简化）。

使用 TFHE 可以构造半诚实模型（诚实执行，随机带均匀）下安全的 3 轮 MPC 协议，采用多方掷硬币协议以及 ZKP 可以转化为恶意模型（任意执行）下安全的 MPC 协议，但是轮复杂度将会提升。事实上，[AJW11] 的 TFHE 是半恶意模型（诚实执行，但是任意选择随机带）下安全的，从而可以省略多方掷硬币协议。在 CRS 模型下存在 NP 语言的 NIZKP，因此可以获得一个 3 轮的恶意安全 MPC 协议，但是它并不高效，[AJW11] 为此设计了一个 RO 模型下的关于 LWE 语言的专用 Sigma 协议。

Threshold FHE

门限全同态加密方案（TFHE）的形式化定义如下：

• $KeyGen(setup)$：$N$ 个参与者之间的交互式协议，各个参与者 $P_k,k\in [N]$ 一同执行协议，生成公共公钥 $pk$，公共重线性化秘钥 $evk$，以及私钥的秘密分享 $s{k}_k$，它们隐含着公共私钥 $sk$
• $Enc(pk,\mu )$：非交互算法，各个参与方使用 $pk$ 独立加密消息 $\mu$
• $Eval(pk,f,c_1,\cdots ,c_l)$：非交互算法，各个参与方使用 $pk$ 独立执行同态运算
• $Dec(s{k}_1,\cdots ,s{k}_N,c)$：$N$ 个参与者之间的交互式协议，各个参与者 $P_k,k\in [N]$ 使用各自的 $s{k}_k$ 作为输入，协议结束后各方都获得明文 $\mu$

[AJW11] 使用 BGV 方案作为基础加密方案，密文 $c=(a,b)$ 可以被视为多变元线性多项式 ${\varphi }_c(x):=b-a^{T}x$，解密算法为 $Dec(s,c)=({\varphi }_c(s)(\mathrm{mod}q))(\mathrm{mod}2)$。同态加法为 ${\varphi }_{add}(x)={\varphi }_{c_1}(x)+{\varphi }_{c_2}(x)$，密文仍为线性多项式；而同态乘法为 ${\varphi }_{mul}(x)={\varphi }_{c_1}(x)\cdot {\varphi }_{c_2}(x)$，多项式度数上升为 $2$，因此需要 “重线性化” 运算。假设原始私钥为 $s$，新的私钥为 $s^{\prime }$，令 s [ i ] = s i , i ∈ [ n ] : = { 1 , ⋯   , n } s[i]=s_i,i \in [n]:=\{1,\cdots,n\} s[i]=si​,i∈[n]:={ 1,⋯,n} 表述私钥向量的各分量，并设置 $s[0]=1$，那么对应的重线性化秘钥为：
e v k : = { ψ i , j , τ ← S y m E n c ( s ′ , s i ⋅ s j ⋅ 2 τ ) :    i ∈ [ n ] , j ∈ [ n ] ∪ { 0 } , τ ∈ { 0 , ⋯   , ⌊ log ⁡ ( q ) ⌋ } } evk := \{\psi_{i,j,\tau} \leftarrow SymEnc(s', s_i \cdot s_j \cdot 2^\tau):\,\, i \in [n], j \in [n] \cup\{0\}, \tau \in \{0,\cdots,\lfloor\log(q)\rfloor\}\} evk:={ ψi,j,τ​←SymEnc(s′,si​⋅sj​⋅2τ):i∈[n],j∈[n]∪{ 0},τ∈{ 0,⋯,⌊log(q)⌋}}

Key-Homomorphic

我们将判定型 LWE 问题记为 $LW{E}_{n,q,\varphi ,\chi }$，其中 $\varphi$ 是秘密 $s$ 的分布，$\chi$ 是噪声 $e$ 的分布。容易证明，当模数 $q$ 是奇数时，$LW{E}_{n,q,\varphi ,2\chi }$ 与 $LW{E}_{n,q,\varphi ,\chi }$ 一样难，其中的 $2\chi$ 是指采样 $e\leftarrow \chi$ 然后将 $2e$ 作为输出。

Uniqueness of LWE Secrets：安全参数 $\kappa$，令 $n$ 是正整数，$q$ 是素数，设置 $m>n\log (q)+w(\log (\kappa ))$ 以及 $B<q/8$，那么均匀选取的 $A\leftarrow {\mathbb{Z}}_q^{m\times n}$ 以概率 $1-negl(\kappa )$ 使得：对于任意的 $p\in {\mathbb{Z}}_q^m$，存在至多单个 $(s,e)$ 满足 $s\in {\mathbb{Z}}_q^n$ 以及 $e\in [-B,B{]}^m$，使得 $p=As+2e$。如果存在 $(s,e)\ne (s^{\prime },e^{\prime })$ 使得 $p=As+2e=A{s}^{\prime }+2e^{\prime }$，那么有 $A(s-s^{\prime })=2(e^{\prime }-e)\in [-2B,2B{]}^m$，对于任意固定的 $s^{\ast }=s-s^{\prime }$，均匀选取的 $A$ 使得上式成立的概率仅为 $(4B/q{)}^m\le 2^{-m}$。

现在我们给出一个基于 LWE 的基本加密方案：

• $Setup(1^{\kappa })$：输入安全参数 $1^{\kappa }$，计算奇数 $q=q(\kappa )$，维度 $m=m(\kappa ),n=n(\kappa )$，环 ${\mathbb{Z}}_q$ 上噪声分布 $\varphi =\varphi (\kappa ),\chi =\chi (\kappa )$，输出参数 $params=(1^{\kappa },q,m,n,\varphi ,\chi )$
• $SymKeyGen(params)$：采样秘密 $s\leftarrow {\varphi }^n$，输出 $sk:=s$ 作为对称秘钥
• $PubKeyGen(s)$：均匀采样 $A\leftarrow {\mathbb{Z}}_q^{m\times n}$，采样噪声 $e\leftarrow {\chi }^m$，计算 $p=As+2e\in {\mathbb{Z}}_q^m$（可视为 $m$ 个密文 $SymEnc(sk,0)$），输出 $pk:=(A,p)$ 作为对应的公钥
• $SymEnc(sk,\mu )$：输入消息 μ ∈ { 0 , 1 } \mu \in \{0,1\} μ∈{ 0,1}，均匀采样 $a\leftarrow {\mathbb{Z}}_q^n$，采样噪声 $e\leftarrow \chi$，计算 $b=a^{T}s+2e+\mu \in {\mathbb{Z}}_q$，输出密文 $ct:=(a,b)$
• $PubEnc(pk,\mu )$：输入消息 μ ∈ { 0 , 1 } \mu \in \{0,1\} μ∈{ 0,1}，均匀采样 r ← { 0 , 1 } m r \leftarrow \mathbb \{0,1\}^m r←{ 0,1}m，计算 $a=r^{T}A\in {\mathbb{Z}}_q^n$ 以及 $b=r^{T}p+\mu$（若 $p=As+2e$，则 $b$ 中的噪声为 $2r^{T}e$），输出密文 $ct:=(a,b)$
• $Dec(sk,ct)$：输入密文 $ct=(a,b)$，输出 $(b-a^{T}s(\mathrm{mod}q))(\mathrm{mod}2)$

根据 [Reg05] 的文章，在 $LW{E}_{n,q,\varphi ,\chi }$ 假设下，上述加密方案是语义安全的，同时也是伪随机密文的。之后的一些著名全同态加密都是基于上述加密算法的，例如 BGV、BFV、CKKS 等等。除了加法同态和乘法同态，[AJW11] 进一步提出了“秘钥同态”，这可以用于构造分布式的门限解密协议。将系数 $a,A$ 以及噪声 $e$ 作为图灵机随机带，公钥生成算法的符号记为 $PubKeyGen(s;A,e)$，加密算法的符号记为 $SymEnc(sk,\mu ;a,e)$ 和 $PubEnc(pk,\mu ;A,e)$。

Key-Homomorphic Properties：给定两个私钥 $s_1,s_2\in {\mathbb{Z}}_q^n$，两个明文 μ 1 , μ 2 ∈ { 0 , 1 } \mu_1,\mu_2 \in \{0,1\} μ1​,μ2​∈{ 0,1}，

1. 固定一个系数 $a\in {\mathbb{Z}}_q^n$，任给两个噪声 $e_1,e_2\in {\mathbb{Z}}_q$，对称加密 $(a,b_1)=SymEnc(s_1,{\mu }_1;a,e_1)$ 以及 $(a,b_2)=SymEnc(s_2,{\mu }_2;a,e_2)$，那么密文 $(a,b_1+b_2)$ 满足
   $$(a,b_1+b_2)=SymEnc(s_1+s_2,{\mu }_1+{\mu }_2;a,e_1+e_2)$$
   即密文第二分量相加，所得的新密文是在两私钥加和下的同态加法密文。

2. 固定一个系数 $A\in {\mathbb{Z}}_q^{m\times n}$，任给两个噪声 $e_1,e_2\in {\mathbb{Z}}_q^m$，公钥生成 $(A,p_1)=PubKeyGen(s_1;A,e_1)$ 以及 $(A,p_2)=PubKeyGen(s_2;A,e_2)$，那么公钥 $(A,p_1+p_2)$ 满足
   $$(A,p_1+p_2)=PubKeyGen(s_1+s_2;A,e_1+e_2)$$
   即公钥第二分量相加，所得的新公钥是两私钥加和所对应的公钥。

我们期望在组合公钥 $(A,p_1+p_2)$ 下，上述的基本加密方案仍是语义安全的，然而组合后的公钥分布与原始分布出现了差别。[AJW11] 提出可以使用一个很大的噪声来污染（smudge out）任意的较小值，进而证明在组合公钥下的密文被污染后的分布，与均匀分布不可区分。

Smudging Lemma：安全参数 $\kappa$，令 $B_1,B_2$ 是正整数，$e_1\in [-B_1,B_2]$ 是固定整数，$e_2\leftarrow [B_2,B_2]$ 是均匀随机数。那么只要 $B_1/B_2=negl(\kappa )$，则 $e_2$ 的分布与 $e_1+e_2$ 的分布统计不可区分。确切地说，统计距离为：
$$\Delta =\frac{1}{2}\sum _{x=-(B_1+B_2)}^{B_1+B_2}|Pr[e_2=x]-Pr[e_1+e_2=x]|=\frac{1}{2}\left(\sum _{x=-(B_1+B_2)}^{-B_2}\frac{1}{B_2}+\sum _{x=-(B_2)}^{B_1+B_2}\frac{1}{B_2}\right)=\frac{B_1}{B_2}$$
组合秘钥的安全性：我们定义敌手 $\mathcal{A}$ 与挑战者 $\mathcal{C}$ 之间的游戏 $JoinKe{y}^{\mathcal{A}}(params,B_1,B_2)$，

1. $\mathcal{C}$ 生成私钥 $s\leftarrow SymKeyGen(params)$，计算公钥 $(A,p)=PubKeyGen(s)$，将公钥发送给 $\mathcal{A}$
2. $\mathcal{A}$ 自适应地选择 $p^{\prime },s^{\prime },e^{\prime }$，满足 $p^{\prime }=A{s}^{\prime }+2e^{\prime }$ 以及 $\Vert e^{\prime }{\Vert }_1\le B_1$，选择明文 $\mu$，发送 $(p^{\prime },s^{\prime },e^{\prime },\mu )$ 给 $\mathcal{C}$
3. $\mathcal{C}$ 计算组合秘钥 $(A,p^{\ast }=p+p^{\prime })$，均匀掷硬币 β ← { 0 , 1 } \beta \leftarrow \{0,1\} β←{ 0,1}，当 $\beta =0$ 时均匀采样 $p{k}^{\ast }=(a^{\ast },b^{\ast })\leftarrow {\mathbb{Z}}_q^{n+1}$，当 $\beta =1$ 时计算 $(a^{\ast },b)\leftarrow PubEnc(p{k}^{\ast },\mu )$，采样 “污染噪声” $e^{\ast }\leftarrow [-B_2,B_2]$，设置 $b^{\ast }=b+2e^{\ast }$，发送 “污染密文” $(a^{\ast },b^{\ast })$ 给 $\mathcal{A}$
4. $\mathcal{A}$ 区分 $(a^{\ast },b^{\ast })$ 是哪种情况，输出 β ′ ∈ { 0 , 1 } \beta' \in \{0,1\} β′∈{ 0,1}

我们说组合秘钥是安全的，如果对于任意的 PPT 敌手 $\mathcal{A}$，都有
$$|Pr[JoinKe{y}^{\mathcal{A}}(params,B_1,B_2)=1]-\frac{1}{2}|=negl(\kappa )$$
可以证明，给定一组参数 $params$ 使得基础加密方案是语义安全的，那么对于任意的 $B_1,B_2$，满足 $B_1/B_2=negl(\kappa )$，组合秘钥是安全的。否则，存在一个 PPT 敌手 $\mathcal{A}$ 打破组合秘钥安全性。我们构造另一个敌手 $\mathcal{B}$，它的输入是公钥 $pk=(A,p)$ 和密文 $(a,b)$，它试图区分 $(a,b)$ 是真正的密文 $PubEnc(pk,0)$ 还是均匀随机数。敌手 $\mathcal{B}$ 以敌手 $\mathcal{A}$ 作为子程序，为它模拟 $JoinKe{y}^{\mathcal{A}}$ 游戏中的视图，

1. $\mathcal{B}$ 直接将 $pk$ 发送给 $\mathcal{A}$，收到回应 $(p^{\prime },s^{\prime },e^{\prime },\mu )$
2. $\mathcal{B}$ 采样噪声 $e^{\ast }\leftarrow [-B_2,B_2]$，设置 $a^{\ast }=a,b^{\ast }=b+a^T{s}^{\prime }+\mu +2e^{\ast }$，发送 $(a^{\ast },b^{\ast })$ 给 $\mathcal{A}$
3. $\mathcal{B}$ 输出 $\mathcal{A}$ 所返回的 $\beta$

易知 $\mathcal{B}$ 是 PPT 敌手。假设 $(a,b)$ 是均匀的，那么 $(a^{\ast },b^{\ast })$ 明显也是均匀的。假设 $(a,b)\leftarrow PubEnc(pk,0)$，由于 $p^{\prime }=A{s}^{\prime }+2e^{\prime }$，那么有
$$b^{\ast }=(r^{T}p+2e)+r^T(p^{\prime }-2e^{\prime })+\mu +2e^{\ast }=r^T{p}^{\ast }+\mu +(2e^{\ast }-2r^T{e}^{\prime })$$
因为 $r^T{e}^{\prime }\le \Vert e^{\prime }{\Vert }_1\le B_1$, 是个小常数，因此根据 Smudging Lemma 可知 $b^{\ast }\stackrel{s}{\equiv }{r}^T{p}^{\ast }+\mu +2e^{\ast }$，所以 $\mathcal{B}$ 为 $\mathcal{A}$ 模拟出了统计不可区分的视图。从而 $\mathcal{A}$ 打破组合秘钥的安全性的同时，$\mathcal{B}$ 也打破了基础加密方案的密文伪随机性，出现矛盾。所以，组合秘钥下的污染密文与均匀随机数不可区分，组合秘钥是安全的。

Construction

使用 BGV 作为基础加密算法，TFHE 构造如下：

• $TFHE.Setup()$：所有参与者对以下所有参数达成共识，确定 BGV 的运算深度 $D$，每层的加密算法参数为 $para{m}_d:=(1^{\kappa },q_d,m,n,\varphi ,\chi )$，噪声范围 $B_{\varphi },B_{\chi }\in \mathbb{Z}$，污染噪声的范围 $B_{eval},B_{enc},B_{dec}\in \mathbb{Z}$，系数 { A d ← Z q d m × n } \{A_d \leftarrow \mathbb Z_{q_d}^{m \times n}\} { Ad​←Zqd​m×n​} 和 { a d , i , τ k ← Z q d n } \{a_{d,i,\tau}^k \leftarrow \mathbb Z_{q_d}^{n}\} { ad,i,τk​←Zqd​n​}

• $TFHE.KeyGen(setup)$：两轮交互协议，

  第一轮通信（生成公共公钥）：

  1. 各方 $P_k$ 独立生成每层的公私钥对 $\{(s_d^k,(A_d,p_d^k:=A_d{s}_d^k+2e_d^k))\}$，这里的 $A_d$ 是公共随机串。各方 $P_k$ 独立计算 $(a_{d,i,\tau }^k,b_{d,i,\tau }^{k,k})\leftarrow BGV.SymEnc(s_d^k,2^{\tau }\cdot s_{d-1}^k[i];a_{d,i,r}^k,e_{d,i,\tau }^{k,k})$ 以及 $(a_{d,i,\tau }^l,b_{d,i,\tau }^{l,k})\leftarrow BGV.SymEnc(s_d^k,0;a_{d,i,r}^l,e_{d,i,\tau }^{l,k}),l\ne k$，这些 { b d , i , r l , k } \{b_{d,i,r}^{l,k}\} { bd,i,rl,k​} 将被用于创建重线性化秘钥。

  2. 各方广播 { p d k } , { b d , i , r l , k } \{p_d^k\},\{b_{d,i,r}^{l,k}\} { pdk​},{ bd,i,rl,k​}，计算 $p_d^{\ast }:={\sum }_l{p}_d^l$， $b_{d,i,\tau }^l:={\sum }_l{b}_{d,i,\tau }^{l,k}$，将 $(A_d,p_d^{\ast })$ 作为每一层的公共公钥，而 { b d , i , τ l } \{b_{d,i,\tau}^l\} { bd,i,τl​} 则是私钥碎片的密文。

  3. 可以验证，
     $$\begin{array}{rl}(A,d,p_d^{\ast })& =BGV.PubKeyGen(s_d^{\ast };A_d,e_d^{\ast }),s_d^{\ast }:=\sum _{l=1}^N{s}_d^l,e_d^{\ast }:=\sum _{l=1}^N{e}_d^l\\ (a_{d,i,\tau }^l,b_{d,i,\tau }^l)& =BGV.SymEnc(s_d^{\ast },2^{\tau }\cdot s_{d-1}^l[i];a_{d,i,\tau }^l,e_{d,i,\tau }^l),e_{d,i,\tau }^l:=\sum _{k=1}^N{e}_{d,i,\tau }^{l,k}\end{array}$$

  第二轮通信（生成公共重线性化秘钥）：

  1. 各个参与方 $P_k$ 采样 $(v_{d,i,j,\tau }^{l,k},w_{d,i,j,\tau }^{l,k})\leftarrow BGV.PubEnc(p_d^{\ast },0)$ 以及污染噪声 $e\leftarrow [-B_{eval},B_{eval}]$，计算 $({\alpha }_{d,i,j,\tau }^{l,k},{\beta }_{d,i,j,\tau }^{l,k}):=s_{d-1}^k[j]\cdot (a_{d,i,\tau }^l,b_{d,i,\tau }^l)+(v_{d,i,j,\tau }^{l,k},w_{d,i,j,\tau }^{l,k}+2e)$

  2. 各方广播 $\{({\alpha }_{d,i,j,\tau }^{l,k},{\beta }_{d,i,j,\tau }^{l,k})\}$，对于 $j\in [n]$ 计算 ${\varphi }_{d,i,j,\tau }:={\sum }_l{\sum }_k({\alpha }_{d,i,j,\tau }^{l,k},{\beta }_{d,i,j,\tau }^{l,k})$，对于 $j=0$ 计算 ${\varphi }_{d,i,j,\tau }:={\sum }_l(a_{d,i,j,\tau }^l,b_{d,i,j,\tau }^l)$

  3. 可以验证，
     $$\begin{array}{rl}({\alpha }_{d,i,j,\tau }^{l,k},{\beta }_{d,i,j,\tau }^{l,k})& =BGV.SymEnc(s_d^{\ast },2^{\tau }\cdot s_{d-1}^l[i]\cdot s_{d-1}^k[j])\\ {\varphi }_{d,i,j,\tau }& =BGV.SymEnc(s_d^{\ast },2^{\tau }\cdot s_{d-1}^{\ast }[i]\cdot s_{d-1}^{\ast }[j])\end{array}$$

  算法输出为：公共公钥 $pk:=(A_0,p_0^{\ast })$，公共重线性化秘钥 e v k : = { ϕ d , i , j , τ } evk:=\{\phi_{d,i,j,\tau}\} evk:={ ϕd,i,j,τ​}，参与者 $P_k$ 持有私钥 $s{k}_D$ 的秘密分享 $s_D^k$

• $TFHE.Enc(pk,\mu )$：在参数 $para{m}_0$ 下计算密文 $(v,w)\leftarrow BGV.Enc(pk,\mu )$，然后采样额外的污染噪声 $e\leftarrow [-B_{enc},B_{enc}]$，输出密文 $c:=((v,w+2e),level=0)$

• $TFHE.Eval(evk,f,c_1,\cdots ,c_l)$：非交互算法，简单输出 $BGV.Eval(evk,f,c_1,\cdots ,c_l)$

• $TFHE.Dec(s_D^1,\cdots ,s_D^N,c)$：一轮交互协议，

  1. 假设密文形如 $c=(v,w,D)$，组合私钥为 $s_D^{\ast }:={\sum }_k{s}_D^k$
  2. 各方 $P_k$ 计算 $w^k=v^T{s}_D^k+2e_k$，其中 $e_k\leftarrow [-B_{dec},B_{dec}]$ 是污染噪声，将部分解密值 $w^k$ 广播给其他参与者
  3. 各方计算 ${\varphi }_c(s_D)=w-{\sum }_k{w}^k$，输出明文 $({\varphi }_c(s)(\mathrm{mod}q{)}_D)(\mathrm{mod}2)$

我们选取一组参数使得基础 FHE 方案是语义安全的，然后选择合适的污染噪声 $B_{eval},B_{enc},B_{dec}$ 使得组合秘钥 $p_d^{\ast }={\sum }_l{p}_d^l$ 是安全的。此外 TFHE 还需要证明其门限解密算法的安全性。

Semi-Malicious MPC

现在，我们使用上述的 TFHE，立即得到了一个通用 MPC 协议：令 f : ( { 0 , 1 } l i n ) N → { 0 , 1 } l o u t f:(\{0,1\}^{l_{in}})^N \to \{0,1\}^{l_{out}} f:({ 0,1}lin​)N→{ 0,1}lout​ 是任意公共输出的确定性函数，对应逻辑电路的乘法深度为 $D$，协议 ${\Pi }_f$ 步骤如下：

1. 初始化：各参与方协商出 TFHE 的参数 $setup$， 设 $P_k$ 的输入为 x k ∈ { 0 , 1 } l i n x_k \in \{0,1\}^{l_{in}} xk​∈{ 0,1}lin​

2. 第一轮通信：每个参与方 $P_k$ 执行 $TFHE.KeyGen(setup)$ 的第一轮，获得公共公钥 $pk$ 和私钥秘密分享 $s{k}_k$

3. 第二轮通信：每个参与方 $P_k$ 使用获得的 $pk$ 逐比特地加密 $x_k$，获得密文 $c_{k,i}\leftarrow TFHE.Enc(pk,x_k[i])$。同时执行 $TFHE.KeyGen(setup)$ 的第二轮，获得公共重线性化秘钥 $evk$，将 ( { c k , i } , e v k ) (\{c_{k,i}\},evk) ({ ck,i​},evk) 打包广播给其他参与者

4. 第三轮通信：令 $f_j$ 是函数 $f$ 的各个输出比特的运算函数，各方同态计算 c j = E v a l ( e v k , f j , { c k , i } ) c_j = Eval(evk,f_j,\{c_{k,i}\}) cj​=Eval(evk,fj​,{ ck,i​})。需要解密时，所有参与者协同执行 $y_j=TFHE.Dec(s_D^1,\cdots ,s_D^N,c_j)$ 获得输出值 $y=f(x_1,\cdots ,x_N)$

根据 [Gol04] 中的标准转换技术，对于任意的随机函数 $g(x_1,\cdots ,x_N;r)\mapsto y$，我们都可以定义一个确定性函数
$$f((x_1,r_1),\cdots ,(x_N,r_N)):=g(x_1,\cdots ,x_N;\underset{i=1}{\overset{N}{⨂}}{r}_i)$$
只要存在某个均匀掷硬币的参与者，那么 ${⨂}_{i=1}^N{r}_i$ 就会是一个无偏的随机串。上述的转换过程并不增加 MPC 的轮复杂度。

根据 [LP09] 中的标准转换技术，对于任意的私人输出函数 $g(x_1,\cdots ,x_N)\mapsto (y_1,\cdots ,y_N)$，我们都可以定义一个公共输出函数
$$f((x_1,s_1),\cdots ,(x_N,s_N)):=y_1\otimes s_1\Vert \cdots \Vert y_N\otimes s_N$$
其中 $s_k$ 是各方独立选取的对称加密私钥。执行 MPC 协议计算上述函数，最后各个参与方 $P_k$ 对计算结果中的 $y_k\otimes s_k$ 部分解密。这仅仅增加了一个开销极小的本地后处理过程，也不增加 MPC 的轮复杂度。

可以证明上述的 MPC 协议是在 UC 框架下半恶意安全的。UC 框架是在 [Can01] 中描述的，论文有 100 多页，本人还没看过，因此这儿的安全证明就不再写了。这里的 “半恶意敌手” 是 [AJW11] 提出的一个比半诚实敌手更强的概念，因此从半恶意安全协议转换到恶意安全协议将会更加容易。

Universal Composability Framework（[Can01]）：定义 PPT 环境 $\mathcal{Z}$，输入为安全参数 $1^{\kappa }$ 和辅助输入 $z$，它在真实世界或者理想世界中运行。

• Ideal world：存在若干虚拟参与者 ${\tilde{P}}_1,\cdots ,{\tilde{P}}_N$，一个理想敌手 $\mathcal{S}$ 入侵了某些虚拟参与者，它们计算一个函数性 $\mathcal{F}$
• Real World：存在若干 PPT 参与者 $P_1,\cdots ,P_N$，一个真实敌手 $\mathcal{A}$ 入侵了某些参与者，它们执行一个协议 $\pi$
• 环境 $\mathcal{Z}$ 为参与者提供输入，并在执行过程中与敌手交互，最后 $\mathcal{Z}$ 判断它是处于真实世界还是理想世界中。定义随机变量 $IDEA{L}_{\mathcal{F},S,\mathcal{Z}}(1^{\kappa },z)$ 是环境与理想世界中参与者和敌手交互后的视图，令 $IDEA{L}_{\mathcal{F},S,\mathcal{Z}}$ 是分布簇。定义随机变量 $REA{L}_{\pi ,\mathcal{A},\mathcal{Z}}(1^{\kappa },z)$ 是环境与理想世界中参与者和敌手交互后的视图，令 $REA{L}_{\pi ,\mathcal{A},\mathcal{Z}}$ 是分布簇。

UC 安全性：给定正整数 $N$，令 $\mathcal{F}$ 是一个 $N$ 变元函数性，$\pi$ 是一个 $N$ 方协议。我们说 $\pi$ 安全计算 $\mathcal{F}$，如果对于任意的 PPT 真实敌手 $\mathcal{A}$，都存在 PPT 理想敌手 $\mathcal{S}$，使得任意的 PPT 环境 $\mathcal{Z}$ 都有
$$REA{L}_{\pi ,\mathcal{A},\mathcal{Z}}\stackrel{c}{\equiv }IDEA{L}_{\mathcal{F},S,\mathcal{Z}}$$
为了方便协议构建，我们往往约束敌手能力，例如：半诚实敌手、恶意敌手、只能入侵一定数量的参与者，等等。另外还有 “security-with-abort”，其中的理想敌手 $\mathcal{S}$ 能够 abort，导致函数性在某些参与者上没有输出；而 “fairness” 意为，敌手没有 abort 的能力，诚实参与者总会获得函数性的输出。

Semi-Malicious Adversaries：半恶意敌手是一个交互图灵机，除了标准的输入输出带、随机带，额外拥有一条 “witness tape”。在协议的每一轮交互中，敌手代替 $P_k$ 发送消息 $m$，并在 witness tape 上写下元组 $(x,r)$，使得敌手 $P_k^{\ast }$ 的历史记录完全匹配诚实执行 $P_k(x,r)$ 的视图。在每一轮中，敌手收到诚实方的消息后，根据任意的 PPT 策略，自适应地选择 $(m,(x,r))$，在不同轮中写下的 $(x,r)$ 可以不一致。同时敌手可以在任意一轮交互中终止协议。

任意的半诚实敌手都均匀选取随机带，可以把随机带简单地写在 witness tape 上，因此半恶意敌手比半诚实敌手更加自由。同时半恶意敌手的所有行为都被写在 witness tape 上的 $(x,r)$ 所描述，因此它确实比恶意敌手更加受限。半恶意敌手的能力，严格介于半诚实敌手和恶意敌手之间。

Full-Malicious MPC

为了获得恶意模型下安全的 MPC 协议，可以使用标准的编译器去转化半诚实安全协议，这需要公平掷硬币协议以及零知识证明协议。由于 [AJW11] 构造的基于 TFHE 的 MPC 协议是半恶意安全的，因此可以省略掉掷硬币环节。在 CRS 模型下存在通用的 NIZKP 协议，但是效率较低。因此 [AJW11] 设计了一个高效的关于 LWE 语言的 Gap Sigma 协议（Sigma 协议的弱化），使用 FS 启发式可获得 RO 模型下的 NIZKP 协议。

Gap Sigma Protocol：令 ${\mathcal{R}}_{zk}\subseteq {\mathcal{R}}_{sound}$ 是两个 NP 关系，对应的语言为 $L_{zk}\subseteq L_{sound}$。关于语言 $(L_{zk},L_{sound})$ 的 Gap Sigma 协议 $⟨P,V⟩$，是一个三轮交互协议，声明 $x$，证据 $w$，过程 $⟨P(w),V⟩(x)$ 产生的副本形如 $(a,c,z)$。它满足以下性质：

1. Correctness：对于任意的 $(x,w)\in {\mathcal{R}}_{zk}$，都有 $⟨P(w),V⟩(x)=1$
2. Special Soundness：存在 PPT 提取器 $E$，任给声明 $x$ 的两个可接受副本 $(a,c,z),(a,c^{\prime },z^{\prime }),c\ne c^{\prime }$，那么 $E(x,a,c,z,c^{\prime },z^{\prime })\in {\mathcal{R}}_{sound}(x)$
3. Honest-Verifier Zero-Knowledge：存在 PPT 模拟器 $S$，给定任意声明 $x\in L_{zk}$ 和挑战 $c$，使得 $(a^{\prime },z^{\prime })\leftarrow S(x,c)$ 满足 $\{(a^{\prime },c,z^{\prime })\}\stackrel{s}{\equiv }\{(a,c,z)\}$，这里的 $(a,c,z)$ 是由协议双方 $⟨P(w),V⟩(x)$ 交互产生的

在 Gap Sigma 协议中，其完备性和零知识性是关于关系 ${\mathcal{R}}_{zk}$ 的，而可靠性是关于关系 ${\mathcal{R}}_{sound}$ 的，满足关系 ${\mathcal{R}}_{zk}\subseteq {\mathcal{R}}_{sound}$。也就是说，在 ${\mathcal{R}}_{zk}$ 中的 $(x,w)$ 都满足上述三个性质；而对于 ${\mathcal{R}}_{sound}$ 中的一些 $(x,w)$ 仅仅满足可靠性，协议并不保证正确性以及零知识性。

[AJW11] 构造了关于 LWE 语言的一个 Gap Sigma 协议。令 $B$ 是噪声的规模，我们定义一个 NP 关系：
$${\mathcal{R}}_{LWE}^B:=\{((A,b),(s,2e)):b=As+2e,A\in {\mathbb{Z}}_q^{m\times n},b\in {\mathbb{Z}}_q^m,s\in {\mathbb{Z}}_q^n,2e\in [-B,B{]}^m\}$$
它对应的语言记为 $L_{LWE}^B$，对于 $B^{\ast }\ge B$，易知 ${\mathcal{R}}_{LWE}^B\subseteq {\mathcal{R}}_{LWE}^{B^{\ast }}$ 以及 $L_{LWE}^B\subseteq L_{LWE}^{B^{\ast }}$。现在我们构造关于 $({\mathcal{R}}_{LWE}^B,{\mathcal{R}}_{LWE}^{B^{\ast }})$ 的 Gap Sigma 协议 $⟨P,V{⟩}_{LWE}$，声明为 $(A,b)\in L_{LWE}^B$，证据为 $(s,2e)\in {\mathcal{R}}_{LWE}^B(A,b)$，

1. $P$ 均匀采样掩码 $s^{\prime }\leftarrow {\mathbb{Z}}_q^n$ 以及偶噪声 $2e^{\prime }\leftarrow [-(B^{\ast }/2-B),B^{\ast }/2-B{]}^m$，计算 $b^{\prime }=A{s}^{\prime }+2e^{\prime }$ 并发送给 $V$
2. $V$ 随机选择挑战 c ∈ { 0 , 1 } c \in \{0,1\} c∈{ 0,1} 发送给 $P$
3. $P$ 计算 $z=s^{\prime }+cs$ 并发送给 $V$
4. $V$ 计算 $2e^{\ast }=b^{\prime }+cb-Az$，判断它是否是个短的偶噪声 $2e^{\ast }\in [-B^{\ast }/2,B^{\ast }/2{]}^m$

可以证明，当 $B/B^{\ast }=negl(\kappa )$ 时，上述协议是一个 Gap Sigma 协议。

• 证明完备性：对于诚实证明者 $P$，容易验证 $Az=(b^{\prime }-2e^{\prime })+c(b-2e)=b^{\prime }+cb-2(e^{\prime }+e)$，其中 $2e^{\prime }\in [-(B^{\ast }/2-B),B^{\ast }/2-B{]}^m,2e\in [-B,B]$，因此 $b^{\prime }+cb-Az=2(e^{\prime }+e)$ 是个短的偶噪声
• 证明特殊可靠性：给定声明 $(A,b)$ 的两个可接受副本 $(b^{\prime },1,z_1),(b^{\prime },0,z_2)$，我们构造提取器 $E$，它计算 $s^{\ast }=z_1-z_2$ 和 $2e^{\ast }=b-A{s}^{\ast }$，输出 $(s^{\ast },2e^{\ast })$。容易验证 $b=A{s}^{\ast }+2e^{\ast }$ 且 $2e^{\ast }\in [-B^{\ast },B^{\ast }]$，从而 $(s^{\ast },2e^{\ast })\in {\mathcal{R}}_{LWE}^{B^{\ast }}(A,b)$ 是个证据。
• 证明诚实验证者零知识性：给定 $(A,b)$ 和 $c$，我们构造模拟器 $E$，它均匀采样 $z\leftarrow {\mathbb{Z}}_q^n$ 和 $2e^{\ast }\leftarrow [-(B^{\ast }/2-B),B^{\ast }/2-B{]}^m$，计算 $b^{\prime }=Az+2e^{\ast }-cb$，输出模拟视图 $(b^{\prime },c,z)$。由于 $b^{\prime }=Az+2e^{\ast }-c(As+2e)$，因此令 $s^{\prime }=z-cs,2e^{\prime }=2e^{\ast }-2ce$，则有 $b^{\prime }=A{s}^{\prime }+2e^{\prime }$。当 $c=0$ 时，模拟视图恰好与 $V$ 的真实视图同分布。当 $c=1$ 时，在真实视图中 $b^{\prime }=A{s}^{\prime }+2e^{\prime }$，其中 $2e^{\prime }\leftarrow [-(B^{\ast }/2-B),B^{\ast }/2-B{]}^m$。而在模拟视图中的 $b^{\prime }=A{s}^{\prime }+2e^{\prime }$，其中 $2e^{\prime }=2e^{\ast }-2e$，这里的 $2e\in [-B,B{]}^m$ 是固定的小噪声，因为 $2e^{\ast }\leftarrow [-(B^{\ast }/2-B),B^{\ast }/2-B{]}^m$。根据 Smudging Lemma，当 $B/B^{\ast }=negl(\kappa )$ 时，模拟视图与真实视图中的 $2e^{\prime }$ 的分布统计不可区分。

使用上述协议 $⟨P,V{⟩}_{LWE}$，可以构造出多个关于其他相关语言的 ZKP 协议，再使用 FS 启发式可以获得 RO 模型下的 NIZKP。将它们组装到基于 TFHE 的半恶意安全 MPC 协议上，强制各个参与方都诚实地执行协议，从而实现恶意安全的 MPC 协议。另外还需证明 Gap 并不会影响协议的安全性。