Raccon：更好防侧信道攻击的后量子签名方案

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1. 引言

安全社区已经开发出了一些出色的加密算法，这些算法非常安全，但最终，所有的数据都会被存储在硅和金属中，而入侵者越来越多地会在那里放置监视器来激活成功教程密钥。

• 无意中泄露加密信息，如电磁辐射、功耗、电压波动，甚至声音和热量变化。

目前很少有公司保护其设备免受侧信道攻击，尤其是因为这种攻击成本高昂，需要使用复杂的设备进行大量测试。

随着设备的速度越来越快，可能会发射越来越多的无线电和电磁 (electromagnetic，EM) 辐射。如：

• 2GHz 处理器的运行频率与 Wi-Fi 信号 (2.4 GHz) 相同，且芯片通常不受无线电波发射保护，这是设备快速运行的自然副产品。由于这些高频，通常很难阻止电磁辐射耦合到附近的电线和其他电路中：
  
  本文重点关注后量子签名方案，如：Dilithium、SPHINCS+ 、FALCON和Raccoon的侧信道攻击问题。
  所谓Raccoon：
  
  
  
• 为由PQShied开发的，基于Lattice的后量子签名方案。
• 已作为额外签名，提交到NIST PQC竞赛。
• 使用无aborts的Fiat-Shamir方法。而Dilithium则使用的是有aborts的Fiat-Shamir方法。
• 所谓无aborts的Fiat-Shamir方法，是指：支持分布式门限签名，且对侧信道攻击进行了改进。
• 开源代码实现见：https://asecuritysite.com/pqc/raccoon

2. PQC 中的侧通道

在 FALCON 中，Karabulut 和 Aysu 表明，功耗主要源自签名和私钥（sk）的点积，甚至纯粹是私钥的点积：

Masking-Friendly Signatures and the Design of Raccoon 作者随后展示了 Dilithium 如何存在侧信道问题，并使用了经典的过河难题：

3. Dilithium后量子签名方案

Dilithium keygen为：

• 从密钥 ($sk$)和误差矩阵 ( $e$ ) 中推导出公钥 ( $vk$ ) ，采用经典的 LWE (learning with errors) 方法：
  $vk=\mathbf{A}\cdot sk+e$
  其中：
  • $\mathbf{A}$是$k\times l$矩阵，$t$是$k$ 个元素的向量。
  • 这些都取 ($\mathrm{mod}q$ )，其中$q$是素数。
  • 验签密钥将是 $(\mathbf{A},vk)$，签名密钥是$sk$。

  
  
  

Dilithium签名过程为：

• 采用一个简短的随机秘密（$r$）和消息（$msg$），并创建一个挑战承诺（其中$e^{\prime }$是$e$的一个样本），计算：
  $w=\mathbf{A}\cdot r+e^{\prime }$​​
  $c=Hash(vk，msg，w)$
  然后计算：
  $z=r+c\cdot sk$
  • 若z太大，则重试以上计算流程。

  
  
  
  
  

• 最后返回 $(w,z)$ 作为签名。

这是一个经典的带有aborts的 Fiat-Shamir sigma 方法。该abort用于阻止签名密钥被泄露。

Dilithium验签过程为：

• 首先检查z是否很小。
• 然后计算：
  $c^{\prime }=Hash(vk，msg，w)$
  
• 然后检查：$\mathbf{A}\cdot z\approx w+c\cdot vk$

这是有效的，因为error值相对较小：

• $\mathbf{A}\cdot z=\mathbf{A}\cdot (r+c\cdot sk)=\mathbf{A}\cdot r+\mathbf{A}\cdot c\cdot sk\approx w+c\cdot vk$
  因为 $\mathbf{A}\cdot r\approx \mathbf{A}\cdot r+e^{\prime }$且$\mathbf{A}\cdot c\cdot sk\approx vk\cdot c$。
  

4. Raccoon后量子签名方案

Raccoon后量子签名方案：

• 利用了 Lyubashevsky 的签名方法（见Lyubashevsky 2009年论文《Fiat-Shamir with aborts: Applications to lattice and factoring-based signatures》，以及2012年论文《Lattice signatures without trapdoors》），但没有aborts。

Raccoon keygen为：

• 从密钥 ($sk$)和经典 LWE（learning with errors）方法的error 矩阵$e$中得出公钥 ( $vk$ )：
  $vk=\mathbf{A}\cdot sk+e$​​
  其中：
  • $\mathbf{A}$是$k\times l$矩阵，$t$是$k$ 个元素的向量。
  • 这些都取 ($\mathrm{mod}q$ )，其中$q$是素数。
  • 验签密钥为 $(A,vk)$，签名密钥为$sk$。

  
  
  

Raccoon签名过程为：

• 采用一个简短的随机秘密（$r$）和消息（$msg$），并创建一个挑战承诺（其中$e^{\prime }$是$e$的一个样本）：
  $w=\mathbf{A}\cdot r+e^{\prime }$​​
  $c=Hash(vk，msg，w)$
  
  
• 接下来计算：
  $z=r+c\cdot sk$
  $y=c\cdot e+e^{\prime }$​​
  
  
• 那么签名就是$c,z,y$。

Raccoon验签过程为：

• 计算：
  $w^{\prime }=\mathbf{A}\cdot z+y-c\cdot vk$
  $c^{\prime }=Hash(vk,msg,w^{\prime })$
  
  
• 然后检查$c=c^{\prime }$是否成立，若成立则验签通过。
  • 这是因为：
    $w^{\prime }=\mathbf{A}\cdot z+y-c\cdot vk-\mathbf{A}\cdot (c\cdot sk+r)+c\cdot e+e^{\prime }+c\cdot (\mathbf{A}\cdot sk+e)=\mathbf{A}\cdot c\cdot sk+\mathbf{A}\cdot r+c\cdot e+e^{\prime }-c\cdot \mathbf{A}\cdot sk-c\cdot e=\mathbf{A}\cdot r+e=w$
    
  • 因此 $Hash(vk,msg,w)$ 等于 $Hash(vk,msg,w^{\prime })$。

总体而言，将其分成了 $d$份，其中 Raccoon 在masking方面的扩展性比 Dilithium 好得多：

5. 结论

参考资料