承诺协议：定义 构造

安全性定义

承诺协议（Commitment Scheme）是一个两阶段的两方协议。一方是承诺者（Committer）$C$，另一方是接收者（Receiver）$R$，两者都是 PPT 能力的。形式化描述如下：

承诺协议的安全性分为两部分：绑定性（Binding）、隐藏性（Hiding）。Binding 是用于保护 $R$ 的，使得恶意的 $C$ 无法将已有的承诺值 Open 成不同的内容。Hiding 是用于保护 $C$ 的，使得恶意的 $R$ 无法从承诺值中获得有关于内容的信息。

如果考虑 unbounded 敌手，那么可以得到 Perfect、Statistical、Computational 三种安全强度。

• Perfect Binding 是说：每一个承诺值 $c$，都仅存在一个 $(m,dec)$ 与之对应，从而无界敌手也不能找出一对不同的消息。在 Statistical 版本中，存在多个消息与之对应的承诺值的占比（依赖于 $R$ 的随机带）可忽略。
• Perfect Hiding 是说：任意的两个消息 $m_0\ne m_1$，它们的承诺值 $c$ 的分布（依赖于 $C$ 的随机带）完全相同。在 Statistical 版本中，两者的统计距离可忽略。

Perfect / Statistical Binding 与 Perfect / Statistical Hiding 不可同时存在：

1. 如果是 Statistical Binding 的，那么承诺值 $c$ 几乎总是仅能对应两个消息 $m_0\ne m_1$ 的其中之一，无界敌手总可以穷举所有的随机带找出这个 $m_b$，从而打破 Hiding（不是 Statistical Hiding）
2. 如果是 Statistical Hiding 的，那么承诺值 $c$ 几乎总是可以对应两个消息 $m_0\ne m_1$，无界敌手总可以穷举所有的随机带找出对应的 $de{c}_0,de{c}_1$，从而打破 Binding（不是 Statistical Binding）
3. Perfect 导致 Statistical，因此 Perfect 也无法共存

在 PZK IP 中，有 “实例依赖” 的承诺方案：对于 $x\in L$ 可以达成 Perfect Hiding（从而是 Perfect ZK），对于 $x\notin L$ 可以达成 Perfect Binding（从而是 Proof System）。

方案构造

承诺方案的存在性，等价于 ZKP 的存在性。在标准假设下，承诺方案存在，于是 ZKP 也存在。下面给出若干种构造。

基于 OWP 存在性

假设 OWP $f^{\prime }(x)$ 存在，那么可以利用 Goldreich-Levin 定理，给出一个带有 hardcore $h(x,r)=⟨x,r⟩$ 的新 OWP $f(x,r)=(f^{\prime }(x),r)$

基于 OWP 的比特承诺方案：

它是 Perfect-Binding and Computational-Hiding 的非交互承诺协议。因为 OWP 是置换，因此它完美绑定了随机数。其隐藏性来源于 OWP 的单向性。

基于 DL 假设

如果素数 $p$ 满足 $p-1={\prod }_i{q}_i$ 可分解为若干小的素因子 $q_i$，那么基于 CRT 分解，可以快速穷举出每个子群 $G_{q_i}\subseteq {\mathbb{Z}}_p^{\ast }$ 上的 DL 问题的解。从而在这种素数下，${\mathbb{Z}}_p^{\ast }$ 上的 DL 问题不难。

如果素数 $p=2q+1$，其中 $q$ 是大素数，此时上述的攻击方法就必须爆破阶 $q$ 的子群 $G_q\subseteq {\mathbb{Z}}_p^{\ast }$ 上的 DL 问题。然而，根据 $x$ 的奇偶性 $(g^x{)}^{(p-1)/2}$ 分别等于 $+1,-1$，由于 $(g^x,g^y,g^{xy})$ 指数的奇偶性有关系，因此可以快速与 $(g^x,g^y,g^z)$ 做区分。从而在这种素数下，${\mathbb{Z}}_p^{\ast }$ 上的 DDH 问题不难。

如果我们选取形如 $p=2q+1$ 的大素数，在循环群 ${\mathbb{Z}}_p^{\ast }=<g>$ 中选择二次剩余群 $QR(p)=<g^2>$ 作为 DDH 问题的群，那么就使得所有群元素的指数都是偶数，从而避免上述的奇偶分析。假设这种群上的 DDH 问题是困难的，因为在 Cook 归约下 $DDH{\le }_{c}CDH{\le }_{c}DL$，因此在 $QR(2q+1)$ 上的 DL 问题也是困难的。

基于离散对数问题的 Pedersen 承诺方案（关于群元素的，而非单比特）：

它是 Computational-Binding and Perfect-Hiding 的2-round承诺协议。假如 $r$ 均匀采样那么 $h^r$ 也是均匀的，因此是完美隐藏的。其绑定性来源于 $h=g^x$ 的 DL 问题。

可以证明，对于 non-uniform 敌手 $C^{\ast }$，不存在非交互 Perfect-Hiding 的承诺协议可以达成 Binding 安全性。因为是 Perfect Hidng，因此承诺值 $c$ 可以对应两个不同的消息 $(m_0,r_0),(m_1,r_1)$，因此可以把它作为 advice 写入到某个 non-uniform PPT 敌手 $C^{\ast }$（存在性），这就打破了 Computational Binding（因此必须引入 $R$ 的随机性，这需要交互）

不过，确实存在基于 hash 的非交互 statistical-hiding and computational-binding 的承诺协议，可以抵御 uniform（能力弱）PPT 的敌手 $C^{\ast }$ [Halevi, Micali, 96]

基于 OWF 存在性

OWP 存在性的假设较强，实际上只要 OWF 存在就可以导致承诺协议存在。密码学课程都会讲授 Levin 的从带 hardcore OWP 构造 PRG 的方法，而 [Hill90] 证明了 OWF 就可以构造出 PRG（但是很复杂）。

基于 OWF 的 Naor 比特承诺方案：

它是 Statistical-Binding and Computational-Hiding 的2-round承诺协议。由于 $G$ 将 $n$ 比特的 $r$ 拉长为 $3n$ 比特，因此 $G(r_0)\oplus G(r_1)$ 仅仅有 $2^{2n}$ 种取值，但是 x ∈ { 0 , 1 } 3 n x \in \{0,1\}^{3n} x∈{0,1}3n 有 $2^{3n}$ 种取值，仅仅占比 $negl(n)$ 的随机串可能被敌手利用，然而 $x$ 是被诚实的 $R$ 均匀掷出的。其隐藏性来源于 PRG 的伪随机性。

那么，是否可以基于 OWF 构造 Statistical-Hiding 的承诺方案呢？假如 hiding 仅仅来源于 one-way，那么无界敌手 $C^{\ast }$ 必然可以求逆，从而打破它。令人吃惊的是，[Haitner, Nguyen, et al. 09] 给出了一种构造。

基于 DDH 假设

基于 OWP 的 Perfect-Binding 比特承诺方案，当遇到了需要承诺多个比特的情况时，就必须独立执行多次。如果串行组合，根据 Sequential composition theorems 这依然是安全的，但是 round complexity 就会快速上升；如果并行组合，那么这就很复杂了（基于游戏的归约，loss factor 可能会是指数级；基于模拟的归约，rewind 次数可能会是指数级）。

基于 DDH 问题的 ElGamal 承诺协议（关于群元素的，而非单比特）：

它是 Perfect-Binding and Computational-Hiding 的非交互承诺协议。因为 $g^r$ 是置换，因此这是完美绑定的。可以将 DDH 问题归约到打破它的隐藏性：输入一个三元组 $(g^x,g^y,g^z)$，将 $h$ 替换为 $g^x$，将 $g^r$ 替换为 $g^y$，因为它们都是均匀分布。接着将 $g^{m_b}{h}^r$ 替换为 $g^{m_b}{g}^z$：假如 $z$ 均匀，那么 $g^{m_0}{g}^z$ 和 $g^{m_1}{g}^z$ 同分布，无界敌手也不能给出有偏的输出分布；假如 $z=xy$，那么 $g^{m_b}{g}^z$ 和 $g^{m_b}{h}^r$ 同分布，于是针对 Hiding 的敌手 $(R^{\ast },D)$ 就转化为了针对 DDH 的敌手。

总结

下面的 Round Complexity 考虑的是 Committing 阶段的，而 Opening 阶段直接发送 $C$ 所使用的随机带即可（必然是 1-round 的）。

1. 如果 DL 假设成立，则存在 2-round 的 perfect-hiding 以及 computational-binding 的承诺协议（二次剩余群上的 Pedersen 承诺方案）
2. 如果 OWF 存在，则存在 2-round 的 computational-hiding 以及 statistical-binding 的承诺协议（基于 PRG 的 Naor’s 比特承诺方案）
3. 如果 OWP 存在，则存在 1-round 的 computational-hiding 以及 perfect-binding 的承诺协议（基于 hardcore 的比特承诺方案）
4. 如果 DDH 假设成立，则存在 1-round 的 computational-hiding 以及 perfect-binding 的承诺协议（二次剩余群上的 ElGamal 承诺方案）

前三者可以被用于 Blum’s ZKP for HC 的构造，从而导出 ZKP 的存在性结论。