参考文献：

1. [BFM88] Blum M, Feldman P, Micali S. Non-interactive zero-knowledge and its applications[M]//Providing Sound Foundations for Cryptography: On the Work of Shafi Goldwasser and Silvio Micali. 2019: 329-349.
2. [FS90] Feige U, Shamir A. Witness hiding and witness indistinguishability[C]//Proc. 22nd Annual ACM Symposium on the Theory of Computing, Baltimore. 1990: 416-426.
3. [NY90] Naor M, Yung M. Public-key cryptosystems provably secure against chosen ciphertext attacks[C]//Proceedings of the twenty-second annual ACM symposium on Theory of computing. 1990: 427-437.
4. [BR95] Bellare M, Rogaway P. Optimal asymmetric encryption[C]//Advances in Cryptology—EUROCRYPT’94: Workshop on the Theory and Application of Cryptographic Techniques Perugia, Italy, May 9–12, 1994 Proceedings 13. Springer Berlin Heidelberg, 1995: 92-111.
5. [BRS02] Black J, Rogaway P, Shrimpton T. Encryption-scheme security in the presence of key-dependent messages[C]//Selected Areas in Cryptography: 9th Annual International Workshop, SAC 2002 St. John’s, Newfoundland, Canada, August 15–16, 2002 Revised Papers 9. Springer Berlin Heidelberg, 2003: 62-75.
6. [BP04] Bellare M, Palacio A. Towards plaintext-aware public-key encryption without random oracles[C]//International Conference on the Theory and Application of Cryptology and Information Security. Berlin, Heidelberg: Springer Berlin Heidelberg, 2004: 48-62.
7. [LMSV12] Loftus J, May A, Smart N P, et al. On CCA-secure somewhat homomorphic encryption[C]//Selected Areas in Cryptography: 18th International Workshop, SAC 2011, Toronto, ON, Canada, August 11-12, 2011, Revised Selected Papers 18. Springer Berlin Heidelberg, 2012: 55-72.

Naor-Yung Paradigm

最早在 [BFM88] 中，文章提出了 NIZKP 的概念，并证明任意的 ZKP 协议中的交互，可以被取代为一个共享的短随机带。本文基于二次剩余假设，构造了一个三着色语言的非交互零知识证明协议。[BFM88] 最后简略地提出，可以用 NIZKPoK 证明 “我知道此密文的解密”，从而使得解密神谕无用，把 IND-CCA 归约到 IND-CPA 上，第一次给出了 IND-CCA 安全的密码协议。

[NY90] 则是第一次给出了如何将 IND-CPA PKE 转化为 IND-CCA PKE 的具体构造方案，并给出了安全性证明。并不是证明 “我知道密文的解密”，而是类似于 [FS90] 的 WH/WI，将消息独立地加密两次，然后证明两个密文的一致性（不再需要 PoK）。由于解密时只需要两个密文其中之一，因此只要持有其中之一的私钥就可以解密成功（从而模拟解密神谕）。所以可以将针对 IND-CPA PKE 的 CPA 攻击，模拟成针对 IND-CCA PKE 的 CCA 攻击，这就完成了安全归约。

[NY90] 使用了 [BFM88] 的 CRS 模型下的 NIZKP，简记为 $(P,V,U)$，其中 $U$ 是 CRS 的均匀分布。令 $R\leftarrow U$ 是公共随机串，$p$ 是个 proof，那么 $(R,p)$ 是 NIZK 的副本，而 ZK 模拟器需要给出不可区分的分布。

但是 [NY90] 有一些额外要求：

1. 简单并行 NIZKP，可以降低 soundness erorr，并且保持 ZK 性质（交互式 ZKP 不一定保持 ZK，仅仅保持 WI）

2. Strong soundness：即使 CRS 随机带 $R$ 已知，然后才选择实例 $y\notin L$，依然以压倒性概率使得 $P^{\ast }$ 给出的 proof 不被接受，
   $$\underset{R\leftarrow U_n}{\mathrm{Pr}}\left[V(R,y,p;r_V)=Reject:\forall y\notin L,\forall p\leftarrow P^{\ast }(R,y;r_P)\right]=1-negl(n)$$

   作为对比，soundness 仅仅要求
   $$\forall y\notin L,\underset{R\leftarrow U_n}{\mathrm{Pr}}\left[V(R,y,p;r_V)=Reject:\forall p\leftarrow P^{\ast }(R,y;r_P)\right]=1-negl(n)$$

   可以使用量词转换技术（quantifier swapping technique ），并行 $2n$ 个副本，使得 soundness error 降低到至多 $2^{-2n}$，由于 $|y|=n$，因此 strong soundness error 就至多为 $2^{-n}$

3. Valid distributions：在 strong soundness 中要求 CRS 的分布服从均匀分布，但是 Sim 模拟的分布 $S_R(x),x\in L$ 不一定是均匀的。我们说分布簇 { Q R ( x ) : x ∈ L } \{Q_R(x):x \in L\} {QR​(x):x∈L} 是有效的，如果不存在 PPT 算法：它先选择 $x\in L$，然后输入 $R\leftarrow Q_R(x)$，以显著优势找到一对 invalid word $(y,p)$，使得 $y\notin L,p\in Accept(R,y)$。[NY90] 要求模拟器输出的分布簇 { S R ( x ) : x ∈ L } \{S_R(x):x \in L\} {SR​(x):x∈L} 是有效的，并证明了任意的 NIZKP 都可以转化为 $S_R$ 有效的另一个 NIZKP。

4. Recognizability：要求存在一个有效算法，可以识别出 invalid word

现在，使用上述的 NIZKP，可以将 IND-CPA PKE $\Pi =(Gen,Enc,Dec)$ 转化为 IND-CCA PKE ${\Pi }^{\prime }=(Ge{n}^{\prime },En{c}^{\prime },De{c}^{\prime })$。我们定义 NP 语言 consistent double encryptions：
$$L_{NY}^{\Pi }:=\{(p{k}_1,p{k}_2,c_1,c_2):\exists m,r_1,r_2,s.t.c_1=E(p{k}_1,m;r_1),c_2=E(p{k}_2,m;r_2)\}$$

令 $(P,V,U)$ 是关于语言 $L_{NY}^{\Pi }$ 的 NIZKP。那么 Naor-Yung Paradigm 就是：

1. $(sk,pk,R)\leftarrow Ge{n}^{\prime }(n)$：独立运行两次 $Gen$ 获得独立随机公私钥对 $(s{k}_1,p{k}_1),(s{k}_2,p{k}_2)$，随机采样 $R\leftarrow U$
2. $(c_1,c_2,p)\leftarrow En{c}^{\prime }(pk,m)$：采样随机带 $r_1,r_2$，分别加密 $c_i=E(p{k}_i,m;r_i),i=1,2$，并给出一致性证明 $p=P(R,(p{k}_1,p{k}_2,c_1,c_2),(m,r_1,r_2))$
3. $m\leftarrow Dec(sk,c)$：验证一致性 $t\leftarrow V(R,(p{k}_1,p{k}_2,c_1,c_2),p)$，并用 $s{k}_i,i=1,2$（其中之一）解密对应的密文 $c_i$ 得到消息 $m$

在 [NY90] 中证明了上述方案是 IND-CCA 的（当时人们还没区分 CCA1/CCA2，但它应该是 IND-CCA2 的），否则便打破了 CPA 或者 ZK。大体思路是：给定 CPA 目标 $(p{k}_1,c{t}_1=E(p{k}_1,b_1,r_1))$，随机生成 $(s{k}_2,p{k}_2)$，计算 $c{t}_2=E(p{k}_2,b_2=0,r_2)$，运行 NIZK Sim 模拟出 $(c{t}_1,c{t}_2)$ 的一致性证明 $(R,p)$，这就制造出了一个 CCA 目标 $((p{k}_1,p{k}_2),R,c{t}^{\ast }=(c{t}_1,c{t}_2,p))$；每当 CCA 敌手询问解密神谕，只要它不是 invalid word（根据 Valid distributions 以及 Recognizability，压倒性优势不会出现），我们就可以用 $s{k}_2$ 正确解密；当 CCA 敌手以显著优势猜测 $c{t}^{\ast }$ 时，根据 $b_1=0=b_2$ 还是 $b_1=1\ne b_2$ 导致不同的概率分布，从而以显著优势区分出 CPA 目标。另外 CRS 模型下的 NIZK of NPC，替换为 ROM 模型下语言 $L_{NY}^{\Pi }$ 专用的 FS Heuristic 似乎也没问题。

Key-Dependent Messages

[BRS02] 提出了 KDM 安全的概念，它严格地比 IND-CPA更强（KDM 则必然 IND-CPA，反之不然）。并且，本文证明了（对称/非对称）KDM 安全在 ROM 下轻易可达。

想要构造安全的 FHE 方案总是绕不过 KDM 安全，我们可以利用 KDM 安全的可自举 SWHE，通过重加密来获得 FHE。不过 standard model 下可以构造出 KDM 安全的 PKE 么？毕竟 Hash 函数的乘法深度太大了。

符号表 $S$，令 $S^{\ast }$ 代表有限长字符串，$S^{\infty }$ 代表无限长字符串。令 $K=(K_1,K_2,\cdots )$ 是一串秘钥，函数 $g$ 作用在 $K$ 上计算函数值。敌手 $A$ 试图与函数 $g$ 共谋，使得 $g$ 的输出值对应的密文泄露秘钥的部分信息。令 $H$ 是随机神谕，ROM 下对称加密的 KDM 安全性：

注意默认的基本要求是 $|g^H(K)|=|g^{H^{\prime }}(K^{\prime })|,\forall H\ne H^{\prime },\forall K\ne K^{\prime }$，保证密文长度不会泄露秘钥信息。如果简单地把 $H$ 去掉，那么就是 standard model 下的安全性定义了。

[BRS02] 给出了 ROM 下 KDM 安全的对称加密方案。令 $\Pi =(KG,E,D)$ 是标准模型下 IND-CPA 安全的对称加密，那么构造 ${\Pi }^{\prime }=(K{G}^{\prime },E^{\prime },D^{\prime })$

1. 秘钥生成算法 $K{G}^{\prime }(\lambda )$：简单调用算法 $KG(\lambda )$ 获得对称秘钥 k ∈ { 0 , 1 } λ k \in \{0,1\}^\lambda k∈{0,1}λ
2. 加密算法 $E^{\prime }(k,m)$：随机采样 r ∈ { 0 , 1 } λ r \in \{0,1\}^\lambda r∈{0,1}λ，计算 $k^{\prime }=H(k\Vert r)$，输出密文 $r\Vert E(k^{\prime },m)$
3. 解密算法 $D^{\prime }(k,c)$：计算 $k^{\prime }=H(k\Vert r)$，输出消息 $D(k^{\prime },c)$

特别地，可以简单设置 $E(k,m;r)=k\oplus m$ 是个 one-time pad。对于这个 $\Pi$ 转化得到的 ${\Pi }^{\prime }$，假设 KDM 敌手 $A$ 询问了 $q$ 次（加密神谕、直接 RO、间接 RO），那么优势仅为 $Ad{v}_{{\Pi }^{\prime }}^{KDM}(A)\le q^2/2^{\lambda -2}$。

类似的，可以给出公钥方案的 standard/RO model 下的 KDM 安全性：

我们构造 ROM 下 KDM 安全的公钥方案。令 $(f,f^{-1})$ 是 trapdoor PRP，

1. 加密算法 $E(f,m)$：随机采样 $r$，输出密文 $f(r)\Vert H(r)\oplus m$
2. 解密算法 $D(f^{-1},c)$：求逆 $r=f^{-1}(f(r))$，解密出消息 $m$

如果 { f } \{f\} {f} 是安全的 trapdoor PRP，那么上述方案是 IND-KDM 安全的。或者给定某 IND-CPA 安全的 PKE，也可以类似的转化为 IND-KDM 安全。

CCA-secure SWHE

[BR95] 提出了 Plaintext Awareness 的概念：生成密文的唯一方式就是从明文加密获得。根据定义的一些细微区别，[BP04] 把 PA 分为了 PA-0, PA-1, PA-2，并且有 PA-X + CPA = CCA-X, X=1,2，安全性的关系如图：

因为 PA 是一个强大的概念，为了证明它也就需要强大的假设：knowledge assumption。例如：某算法可以输出一个十分靠近格点的非格点向量，那么它必须 “知道”（$⟺$可以写出）对应的最近格点。为了证明某 CPA 安全的方案也是 CCA1 安全的，我们需要 PA-1 的概念，它定义如下：

很明显，由于同态方案的延展性（malleable），IND-CCA2 是不可达的。但是一些单同态方案（ElGamal 变体）确实达到了 IND-CCA1 安全，而 [LMSV12] 第一次给出了 IND-CCA1 安全的 SWHE。不过本文构造的 SWHE 是基于 ideal lattice 的 Gentry 方案的变体，结构较为复杂，看不太懂。后续是否有人给出基于 (R/M)LWE 的 CCA1 安全的 SWHE 呢？

他们进一步证明了这个 SWHE 方案不是 CVA 安全的（ciphertext verifification, 敌手两个阶段都可以访问一个判断密文是否有效的神谕）。这说明 IND-CCA1 或者 PA-1 不能导致 CVA，但是解密神谕直接导出密文有效性神谕，于是 CVA 应当是介于 CCA1 和 CCA2 之间的安全强度。所以，SWHE 是否可以达到 CVA 安全呢？

[LMSV12] 最后考虑了 CCA2 安全对于 FHE 场景的必要性，提出了 CCA-embeddable homomorphic encryption，也就是使用 Naor-Yung Paradigm 把一个 IND-CPA 安全的 FHE，转化为 IND-CCA2 安全的 PKE（整体上不再是 FHE，但是它包含的两个密文 $(c_1,c_2)$ 还可以做同态计算）。

安全性的关系

总结下一些安全性定义之间的强度关系：

1. $$CPA\le KDM$$
2. $$CCA1\le CPA+PA1\nleqq CCA2$$
3. $$\begin{gathered} CPA\le CVA\le CCA2 \\ CVA\nleqq CCA1 \end{gathered}$$