朱薈潼

摘 要：提出了一種簡單的功能加密方案，首次利用簡潔功能加密和可刺穿偽隨機函數(shù)，并通過迭代實現(xiàn)功能加密的不可區(qū)分混淆，并通過安全性分析驗證其可靠性。根據(jù)Nir Bitansky給出的通用方案，第一個給出了針對功能加密混淆的具體的實現(xiàn)方案。

關(guān)鍵詞：混淆；公鑰加密；密鑰分割函數(shù)；可刺穿偽隨機函數(shù)

中圖分類號：TN918 文獻標志碼：A 文章編號：2095-2945（2017）21-0023-02

1 概述

程序混淆把方案變成“不知所云”并維持功能性，但混淆的最自然和直觀吸引力概念，虛擬黑盒（VBB）混淆[1]有強局限性。過去的突破性成果顯著改變，Garg，Gentry，Halevi，Raykova，Sahai和Waters[3]展示了對于所有線路的候選模糊處理算法，并推測其滿足不可分辨混淆的一個明顯弱概念（IO）[1，3]，只表示需要相同的大小和函數(shù)性的任何兩個線路的混淆在計算上難以區(qū)分。

2 基礎(chǔ)知識

2.1 功能加密

·FE.Setup（1λ）：作為輸入一個安全性參數(shù)一元λ，并輸出一個（主）公鑰和密鑰（PK，MSK）。

·FE.Gen（MSK，f）：需要輸入第一步產(chǎn)生的密鑰MSK，一個函數(shù)f∈F和輸出函數(shù)密鑰FSKf。

·FE.Enc（PK，m）：作為輸入的公鑰PK消息m∈{0，1}*并輸出m的加密。我們將有時解決加密中使用明確的隨機性R，其中我們用FE.Enc（PK，m；r）。

·FE.Dec（FSKf，CT）：作為輸入的函數(shù)密鑰FSKf，密文CT和輸出。

2.2 簡潔功能加密（FE）

·FE.Setup（1λ，f）：作為輸入的一元函數(shù)f∈F和一個安全參數(shù)λ，輸出公鑰PK和函數(shù)密鑰FSKf。

·FE.Enc（PK，m）：作為輸入的公開密鑰PK，消息m∈{0，1}*并輸出m的加密。將有時解決加密中使用明確的隨機性r，其中我們用FE.Enc（PK，m；r）。

·FE.Dec（FSKf，CT）：作為輸入的函數(shù)密鑰FSKf，密文CT和輸出。

2.3 刺穿的偽隨機函數(shù)（PRF）

考慮任何的PRF可在單個點被刺穿可刺穿的偽隨機函數(shù)簡單情況。

PRF：K×X→Y，輸入X={0，1}？詛，？詛=？詛（λ），n，k為多項式有界長度函數(shù)。

PRF={PRFK：{0，1}*→{0，1}λ|K∈{0，1}k（λ），λ∈N}

3 主要思想

受Nir Bitansky文章“Indistinguishability Obfuscation from Functional Encryption”[4]啟發(fā)。

混淆器IO：給定一個身份信息ID，作為線路C：{0，1}n→{0，1}和安全參數(shù)λ，混淆器iO（C，1λ），計算=ω（（n2+logλ）1/ε）并調(diào)用遞歸混淆過程rO.Obf（n，C，1■）。遞歸混淆程序rO.Obf（i，Ci，1）延伸線路混淆其中i-1個位以i比特于混淆處理為線路。為此生成一個加密線路的混淆，需要一個前綴xi-1∈{0，1}i-1，并產(chǎn)生每個延續(xù)x0或x1兩種加密。

令G是群N=pq，其中p和q是素數(shù)，給定g，ga，…，g用于隨機選擇g∈G，a∈Z很難區(qū)分g與隨機組元素。設(shè)置主身份信息ID=C：{0，1}n→{0，1}記為d=（da…dn）轉(zhuǎn)換d=（（d1，0，d1，1 ）…（dn，0，dn，1）），子身份id。一個？詛位輸入x使用散列函數(shù)h：{0，1}？詛→{0，1}n計算h（x）=（b1…bn），其中bi∈{0，1}

密鑰分割函數(shù)KDF，KDF（SK）=（SK，SK），SK=ga和SK=gPK是不可區(qū)分。

本文構(gòu)造的簡單功能加密方案該過程如下：

（1）FE.Setup（1λ，id）→（PKi，F(xiàn)SKi）隨機選取公鑰PK=α，α∈ZN，F(xiàn)SK=gid

4 結(jié)束語

本文加入了身份信息，并對身份信息進行哈希變換，保證身份信息的抗沖突性；使用密鑰時利用KDF和PRF保證不可區(qū)分性；最后通過迭代實現(xiàn)整個線路的功能加密的混淆。

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