Bit Extraction and Bootstrapping for BGV/BFV

本文主要是介绍Bit Extraction and Bootstrapping for BGV/BFV，希望对大家解决编程问题提供一定的参考价值，需要的开发者们随着小编来一起学习吧！

参考文献：

1. [GHS12] Gentry C, Halevi S, Smart N P. Better bootstrapping in fully homomorphic encryption[C]//International Workshop on Public Key Cryptography. Berlin, Heidelberg: Springer Berlin Heidelberg, 2012: 1-16.
2. [AP13] Alperin-Sheriff J, Peikert C. Practical bootstrapping in quasilinear time[C]//Annual Cryptology Conference. Berlin, Heidelberg: Springer Berlin Heidelberg, 2013: 1-20.
3. [HS15] Halevi S, Shoup V. Bootstrapping for helib[J]. Journal of Cryptology, 2021, 34(1): 7.
4. [CH18] Chen H, Han K. Homomorphic lower digits removal and improved FHE bootstrapping[C]//Annual International Conference on the Theory and Applications of Cryptographic Techniques. Cham: Springer International Publishing, 2018: 315-337.
5. [GV23] Geelen R, Vercauteren F. Bootstrapping for BGV and BFV Revisited[J]. Journal of Cryptology, 2023, 36(2): 12.

GHS12

多项式环 $R:=\mathbb{Z}[X]/(F(X))$，明文空间 $p=2$，密文模数 $\gcd (q,p)=1$，BGV 方案的解密分为三步：

1. 计算私钥上的依赖密文的线性函数，$Z=⟨c,s⟩\mathrm{mod}F$
2. 模掉密文模数，$e=[Z{]}_q$，这里 $e=2u+\mu \in R$
3. 提取最低比特位，$\mu =[e{]}_2$

[GHS12] 的一个重要观察是：如果 $q=2^r+1$，那么解密过程可以简化。我们用 $z[i]$ 表示整系数 $z$ 的第 $i$ 个比特（索引从 $0$ 开始），用 $z[j:i]$ 表示截取部分比特。

1. 假如 $Z$ 某个系数 $z$ 的规模远小于 $q^2$ 量级（这是合理的，因为 $c$ 的系数规模仅为 $q$ 量级），那么必定有
   $$\begin{array}{rl}[[z{]}_q{]}_2& =[z[r-1:0]-z[2r-1:r]{]}_2\\ & =[z[0]-z[r]{]}_2\\ & =z[r]\oplus z[0]\end{array}$$

2. （仅在自举时）采用新的明文空间 $p^{\prime }=2^{r+1}$，我们将私钥 $s$ 作为空间 $R_{p^{\prime }}$ 中的明文，加密为 BK 公开

3. 同态计算出 $Z(\mathrm{mod}{p}^{\prime })$，它的各个系数恰为 $z[r:0]$，我们只需再同态提取出 $z[r]$ 和 $z[0]$ 即可

现在的问题就是，如何同态提取出 $R_{p^{\prime }}$ 的 MSB 和 LSB？

Extracting the Top and Bottom Bits

[GHS12] 的另一个重要观察是：因为 $p^{\prime }$ 是二的幂次，从而有
$$\begin{array}{rl}[z^2{]}_{p^{\prime }}& =[(z[r:1]\cdot 2^k+z[0]{)}^2{]}_{p^{\prime }}\\ & =[z[r:1{]}^2\cdot 2^{2k}+z[r:1]\cdot z[0]\cdot 2^{k+1}+z[0]{]}_{p^{\prime }}\\ & =[z[r:1{]}^2\cdot 2^{k-1}+z[r:1]\cdot z[0]{]}_{p^{\prime }/2^{k+1}}\cdot 2^{k+1}+z[0]\end{array}$$
它保持 LSB 不变，在 LSB 的高位不断插入零。

因此，对于任意的整数 $z={\sum }_{i=0}^r{2}^{i}z[i]$，初始化 $w_0:=z$，计算出
$$w_i:=\frac{z-{\sum }_{j=0}^{i-1}{2}^j{w}_j^{2^{i-j}}(\mathrm{mod}{2}^{r+1})}{2^i}$$
那么就有 $w_i[0]=z[i],\forall i$，这便提取出了 MSB 和 LSB。其中的除法 $a/2^i$ 是整除的，因此可以直接计算 $ct\cdot [2^{-i}{]}_q$ 即可。副作用是噪声 $p^{\prime }u$ 也缩放为了 $p^{\prime }{2}^{-i}u=2^{r-i+1}u$（侵蚀明文空间高位），因此输出的是 $w_i\in {\mathbb{Z}}_{2^{r-i+1}}$，特别地 $w_0\in {\mathbb{Z}}_{2^{r+1}}$ 以及 $w_r={\mathbb{Z}}_2$。当然，这并不影响两者的加和，
$$w_r+w_0\equiv z[r]\oplus z[0]\in {\mathbb{Z}}_2$$
算法如图所示：

Lower-Degree Bit Extraction

由于自举需要的明文模数 $p^{\prime }=2^{r+1}$ 其规模依赖于密文模数 $q=2^r+1$，参数 $r$ 越小，则比特提取程序的计算速度和乘法深度都可以降低。[GHS12] 给出了优化技术：在密文 $(c_0,c_1)(\mathrm{mod}q)$ 上添加一些 $q$ 的倍数，使得它们的系数都整除 $2^{r^{\prime }},1\le r^{\prime }<r$，记为 $(c_0^{\prime },c_1^{\prime })$，易知它加密相同的消息。

只要 $c{t}^{\prime }$ 的系数依旧远小于 $q^2$ 规模，令 $Z^{\prime }=c_0^{\prime }+c_1^{\prime }\cdot s$，易知也有 $2^{r^{\prime }}|Z^{\prime }$，因此 $z^{\prime }[0]=0$，从而有 $\mu =z^{\prime }[r]$。进一步的，我们将 $(c_0^{\prime },c_1^{\prime })$ 整除（等价于求逆）掉 $2^{r^{\prime }}$ 成为 $(c_0^{\prime \prime },c_1^{\prime \prime })$，那么就有 $\mu =z^{\prime \prime }[r-r^{\prime }]$，现在只需要明文模数 $p^{\prime }=2^{r-r^{\prime }+1}$ 即可。

Bootstrapping with Packed Ciphertexts

由于自举时采用明文空间 $R_{p^{\prime }}$，其中 $p^{\prime }=2^{r+1}$ 是二的幂次（而非素数），因此 SIMD 技术存在一些改变。任意素数 $p$（包括 $p=2$），[GHS12] 将空间 $\mathbb{Z}/p^t\mathbb{Z}$ 视为 $p$-adic integers 的精度 $t$ 近似（局部域——p-进数），定义符号
$${\mathbb{Z}}_p:=\left\{\sum _{i=0}^{\infty }{a}_i\cdot p^i|a_i\in {\mathbb{F}}_p\right\}$$
它是 $p$ 上的形式幂级数，表示全部的 $p$-adic integers。当 $t$ 趋于无穷，$\mathbb{Z}/p^t\mathbb{Z}$ 的极限就是 ${\mathbb{Z}}_p$，因此 $R_{p^t}$ 是 $R_{p^{\infty }}$ 的精度 $t$ 近似。

Hensel Lifting：素数 $p$，整数 $t\ge 1$，假设 $G,H,F\in \mathbb{Z}[X]$ 是首一多项式，并且满足

• 在模数 $p$ 下，$G,H$ 互素
• $G\cdot H=F(\mathrm{mod}{p}^t)$

那么存在首一多项式 $\bar{G},\bar{H}\in \mathbb{Z}[X]$，使得

• $\bar{G}\equiv G(\mathrm{mod}{p}^t)$ 以及 $\bar{H}\equiv H(\mathrm{mod}{p}^t)$
• $\bar{G}\cdot \bar{H}=F(\mathrm{mod}{p}^{t+1})$

这个定理可以用于将 $p$ 下的解，提升到任意的 $p^t$ 下的解（具体怎么构造的？论文没写）：

1. 模 $p$ 平方自由的多项式 $F$，它在模 $p^t$ 下不可约，当仅当它在模 $p$ 下不可约
2. 模 $p$ 平方自由的多项式 $F$，它在模 $p^t$ 下的分解，由它在模 $p$ 下的分解唯一确定

这意味这，任意的 $t\ge 1$，$F(X)(\mathrm{mod}{p}^t)$ 的明文槽，与 $F(X)(\mathrm{mod}p)$ 的基本相同。

给定分圆多项式 ${\Phi }_m(X)$，假设 $p(\mathrm{mod}m)$ 的乘法阶是 $d$，那么它在模 $p$ 下可以分解为 $l=\varphi (m)/d$ 个不同的首一不可约因子，
$${\Phi }_m(X)=\prod _{j=0}^{l=1}{F}_j(X)(\mathrm{mod}p)$$
然后利用 Hensel Lifting 定理，可以获得提升后的分解：
$${\Phi }_m(X)=\prod _{j=0}^{l=1}{\bar{F}}_j(X)(\mathrm{mod}{p}^t)$$
其中 ${\bar{F}}_j\equiv F_j(\mathrm{mod}p)$ 是模 $p^t$ 下首一不可约多项式。根据 CRT，明文槽的结构为：
$$(\mathbb{Z}/p^t\mathbb{Z})[X]/({\bar{F}}_j(X))\cong (\mathbb{Z}/p^t\mathbb{Z})[X]/(G(X)),\forall j=0,\cdots ,l-1$$
其中 $G(X)$ 是任意的 ${\mathbb{F}}_p$ 下 $d$ 次不可约多项式，可以简单地取为 ${\bar{F}}_0(X)$。简记 $R_{p^t,d}$ 是这个明文槽代数结构，它包含了 $d$ 次本原单位根。$\mathcal{G}al(R_{p^t})\cong (\mathbb{Z}/m\mathbb{Z}{)}^{\ast }$，所有自同构形如 $X\mapsto X^i$，

• 由 $p$ 生成的 $d$ 阶（乘法）循环群，它们是 Frobenius maps，独立地作用在各个槽上
• 商群 $(\mathbb{Z}/m\mathbb{Z}{)}^{\ast }/(p)$ 的阶 $l=\varphi (m)/d$，它们组成了集合 $[l]$ 上的 sharply transitive permutations，可用于实现明文槽直接的任意置换（Benes Network）

利用这些自同构，可以实现批处理的比特提取（相位的每个系数）。自举基本框架：

1. 同态计算线性函数，获得 $Z(X)\in R_{2^{r+1}}$
2. 同态计算 Inv-DFT，将 $Z(X)$ 的各个系数转换到明文槽。实际上系数 $z\in {\mathbb{Z}}_{2^{r+1}}$ 仅存放在 $R_{2^{r+1},d}$ 的基环上（每个密文仅包含 $l$ 个槽，共需要 $d$ 个密文）
3. 同态计算比特提取程序，计算出 $z[r]\oplus z[0]\in {\mathbb{Z}}_2$，它放在了 $R_{2,d}$ 的基环上
4. 同态计算 DFT，将明文槽中的 ${\mu }_i$ 打包为多项式 $\mu (X)\in R_2$

AP13

[AP13] 采用了 [GHS12] 的简单解密方法，但是没有使用 Benes Network 去执行线性变换，而是利用了 Ring/Feild-Switching 技术，利用 Trace 在分圆塔上移动，实现线性变换的张量分解（tensor decomposition）。然而 [HS15] 指出：由于自举结果只有较少的 Level，因此张量分解也只能是粗粒度的，从而不消耗过多的 Level；同时为了安全性，因为噪声是超多项式的小，切换后的 Ring 应当维度很大；并且使用 [HS18] 的 BSGS 矩阵向量算法后，自举开销主要是比特提取，继续优化线性变换的意义不大。

HS15

[HS15] 最早发在 2015 美密上，之后整合了 [HS18] 的线性变换技术以及 [CH18] 的 “薄” 自举技术，还有一些其他的小优化，重新发表在 2021 密码学杂志上。

[HS15] 将 [GHS12] 的自举技术从只能处理特征 $p=2$，给推广到可以处理任意的素数特征。首先我们确定整数 $z$ 的 base-$p$ representation，

• $p=2$ 时，符号 $[z{]}_2$ 取值范围 { 0 , 1 } \{0,1\} {0,1}，二补数表示（2’s-complement representation of signed integers）
  $$z[j:i]=\sum _{k=i}^{j-1}{2}^{k-i}z[k]-2^{j-i}z[j]$$
  其中 z [ k ] ∈ { 0 , 1 } z[k] \in \{0,1\} z[k]∈{0,1}，换句话说 MSB 表示了一个很大的负数

• $p>2$ 时，符号 $[z{]}_p$ 取值范围 $[-(p-1)/2,(p-1)/2]$，平衡 $p$ 进制表示（ balanced base-p representation of signed integers）
  $$z[j:i]=\sum _{k=i}^j{p}^{k-i}z[k]$$
  其中 $z[k]\in [-(p-1)/2,(p-1)/2]$

Hypercube structure

在 HElib 实现中的本地明文空间是 $R_{p^r}$，其中 $p$ 是素数，$r$ 是 Hensel Lifting 参数。密文模数 $q$，私钥 $s\in R$，密文 $(c_0,c_1)\in R_q$，那么有 $[c_0+c_1\cdot s{]}_q=m+p^{r}e\in R$，其中 $e\in R$ 是短噪声，$m\in R_{p^r}$ 是明文。

利用 Hensel Lifting 以及 CRT，分解出 ${\Phi }_m(X)={\prod }_{i=1}^k{F}_i(X)(\mathrm{mod}{p}^r)$，每个因子 $F_i$ 的度数都是 $p(\mathrm{mod}m)$ 的乘法阶 $d$，个数为 $k=\varphi (m)/d$，同构为
$$R_{p^r}\cong \underset{i=1}{\overset{k}{⨁}}\mathbb{Z}[X]/(p^r,F_i(X))$$
我们定义 $E:=\mathbb{Z}[X]/(p^r,F_1(X))$ 是明文槽的代数结构，令 $\zeta$ 是 $m$-th 本原单位根 $X$ 在 $E$ 中所在的剩余类，于是有 $E={\mathbb{Z}}_{p^r}[\zeta ]$

假设 $S\subseteq \mathbb{Z}$ 是商群 ${\mathbb{Z}}_m^{\ast }/(p)$ 的完全代表（complete system of representatives），$|S|=k$，那么就有如下的同构映射，
R p r → ⨁ h ∈ S E α ↦ { α ( ζ h ) } h ∈ S \begin{aligned} R_{p_r} &\to \bigoplus_{h \in S} E\\ \alpha &\mapsto \{\alpha(\zeta^h)\}_{h \in S} \end{aligned} Rpr​​α​→h∈S⨁​E↦{α(ζh)}h∈S​​
自同构映射 ${\tau }_j:\alpha (X)\mapsto \alpha (X^j),\forall j\in {\mathbb{Z}}_m^{\ast }$，它们诱导了明文槽的超立方结构：HElib 记录了超立方基（hypercube basis ）$g_1,\cdots ,g_n\in {\mathbb{Z}}_m^{\ast }$，以及它们的阶 $l_1,\cdots ,l_n$（并非是 ${\mathbb{Z}}_m^{\ast }$ 中的乘法阶），使得 ${\mathbb{Z}}_m^{\ast }/(p)$ 的代表为
S : = { g 1 e 1 ⋯ g n e n ∣ 0 ≤ e i < l i } S := \{g_1^{e_1} \cdots g_n^{e_n} | 0 \le e_i < l_i\} S:={g1e1​​⋯gnen​​∣0≤ei​<li​}
那么，每个元素 $h$（明文槽）都对应一个索引 $(e_1,\cdots ,e_n)$，我们将 “固定其他坐标遍历 $e_i$ 坐标的那些槽” 称为维度 $i$ 上的超列（hypercolumn）。我们将超列中的每个槽 $(\cdots ,e_i,\cdots )$ 映射到 $(\cdots ,e_i+v(\mathrm{mod}{l}_i),\cdots )$ 称为维度 $i$ 上的旋转。具体的实现为：

1. 假如 $g_i$ 在 ${\mathbb{Z}}_m^{\ast }$ 上的乘法阶恰为 $l_i$，那么定义 ${\rho }_i^v(\alpha ):={\tau }_{g_i^v}(\alpha )$，我们称 $i$ 是 “good dimension”（只需一次自同构）
2. 假如 $g_i$ 在 ${\mathbb{Z}}_m^{\ast }$ 上的乘法阶不是 $l_i$，那么定义 ${\rho }_i^v(\alpha ):={\tau }_{g_i^v}(\text{mask}\cdot \alpha )+{\tau }_{g_i^{v-l_i}}((1-\text{mask})\cdot \alpha )$，我们称 $i$ 是 “bad dimension”（需要两次自同构）

除了这些 rotate1D 自同构，循环群 $(p)$ 对应的那些自同构是 Frobenius map，可用于计算明文槽本身的线性变换。假设 $M$ 是明文槽 $E$ 上的 ${\mathbb{Z}}_{p^r}$-线性变换（注意区分各个槽之间的 $E$-线性变换），那么总存在唯一的常数集 ${\theta }_0,\cdots ,{\theta }_{d-1}$，使得 $M$ 写为如下的线性化多项式（linearized polynomials），
$$M(a)=\sum _{i=0}^{d-1}{\theta }_i{\tau }_p^i(a),\forall a\in E$$
给定 $M$ 的描述（比如 power basis 的像），可以通过求解模 $p$ 下的线性方程组，获得 mod-$p$ solutions，然后利用 Hensel Lifting 提升到模 $p^r$ 下即可获得 ${\theta }_i$ 的具体值。对于不同的明文槽，可以执行不同的变换 $M$；我们计算出它们的常数后，打包为 $d$ 个多项式，用于同态计算明文槽内部的线性变换。

Recryption Procedure

[HS15] 采取了 [GHS12] 的自举框架：明文模数 $p^r$，密文模数 $q=p^e+1$，自举需要的明文模数为 $p^{e+r}$，那么

1. 首先计算 $u=[⟨sk,ct⟩{]}_{p^{e+r}}$
2. 然后计算 $m=u[r-1:0]-u[e+r-1:e](\mathrm{mod}{p}^r)$

为了降低乘法深度，可以设置中等规模参数 $r\le e^{\prime }<e$，使得密文 $c{t}^{\prime }$ 可被 $p^{e^{\prime }}$ 整除，从而我们计算 $u^{\prime }=[⟨sk,c{t}^{\prime }/p^{e^{\prime }}⟩{]}_{p^{e+r}}$，然后输出 $m=-u^{\prime }[e-e^{\prime }+r-1:e-e^{\prime }](\mathrm{mod}{p}^r)$

[GHS12] 的 ”通过平方插入零“ 的技巧仅适用于 $p=2$ 的情况，[HS15] 给出了更一般的 Lifting Polynomials，适用于任意的 $p^r$ 情况。由于 [HS15] 采取了带符号的二补数和平衡进制表示，因此解密公式略有不同。

Simpler Decryption Formula：对于任意的素数 $p>1$，整数 $e>r\ge 1,q=p^e+1$，假设 $z$ 是满足 $z/q$ 和 $[z{]}_q$ 规模都远小于 $q$ 的整数，具体来说，$|z/q|+|[z{]}_q|\le (q-1)/2$，那么

1. 当 $p=2$ 时，$[z{]}_q=z[r-1:0]-z[e+r-1:e]-z[e-1](\mathrm{mod}{2}^r)$
2. 当 $p>2$ 时，$[z{]}_q=z[r-1:0]-z[e+r-1:e](\mathrm{mod}{p}^r)$

Reduce the number of digits：对于任意的整数 $e^{\prime }\ge 1$ 以及 $q>p>1$，使得 $q\equiv 1(\mathrm{mod}{p}^{e^{\prime }})$，任给整数 $z$ 总存在 $|v|\le p^{e^{\prime }}/2$，它使得 $z+v\cdot q\equiv 0(\mathrm{mod}{p}^{e^{\prime }})$

The digit-extraction procedure：对于任意的素数 $p$ 和指数 $e\ge 1$，任意的形如 $z=z_0+p^e{z}_1,z_0\in [p],z_1\in \mathbb{Z}$ 的整数，满足 $z^p=z_0(\mathrm{mod}p)$ 以及 $z^p=z_0^p(\mathrm{mod}{p}^{e+1})$

由于 $z^p(\mathrm{mod}{p}^{e+1})$ 仅依赖于 $z_0=[z{]}_{p^e}\in [p]$ 的值，因此可以遍历 $z_0$ 计算出 $z^p(\mathrm{mod}{p}^{e+1})$ 的各个数位，然后采取拉格朗日插值公式（$f_i(z_0)=z^p[i]$），计算出 $f_1,f_2,\cdots$ 序列（有限个非凡的，后续的都是 $f_i=0$），它们的度数至多为 $p-1$。对于任意的 $e\ge 1$ 和整数 $z=z_0+p^e{z}_1,z_0\in [p],z_1\in \mathbb{Z}$，总满足
$$z^p=z_0+\sum _{i=1}^e{f}_i(z_0)p^i(\mathrm{mod}{p}^{e+1})$$
因此，对于任意的 $e\ge 1$，我们定义 $\mathrm{deg}=p$ 的多项式：
$$F_e(X)=X^p-\sum _{i=1}^e{f}_i(X)p^i$$
对于任意的 $1\le e^{\prime }\le e$，任给形如 $z=z_0+p^{e^{\prime }}{z}_1,z_0\in [p],z_1\in \mathbb{Z}$ 的整数，都有 $F_e(z)=z_0(\mathrm{mod}{p}^{e^{\prime }+1})$，这便实现了 “高位插入零” 的效果。通过 $F_e$ 的复合迭代，它可以将 $z_0+p{z}_1$ 映射为 $z_0(\mathrm{mod}{p}^{e+1})$ ，从而实现 LSB 的提取。再将 LSB 不断移除，也可以实现 MSB 的提取。

特别地，对于 $p=2,3$，恰好是 $F_e(X)=X^p,\forall e$，这便是 [GHS12] 所使用的平方技巧。

Linear Transformations

本地明文空间 ${\mathbb{Z}}_{p^r}[X]/({\Phi }_m(X))$，我们考虑 $m$ 的分解 $m_1\cdots m_t$，它们两两互素（比如素数幂分解），那么 $h\in {\mathbb{Z}}_m$ 可以写作 $h=\text{CRT}(h_1,\cdots ,h_t),h_i\in [m_i]$

商群 ${\mathbb{Z}}_m^{\ast }/(p)$ 的超立方结构：

1. 我们令 $p(\mathrm{mod}{m}_1)$ 的乘法阶是 $d_1$，对于 $i\ge 2$ 定义 $d_i$ 是 $p^{d_1\cdots d_{i-1}}(\mathrm{mod}{m}_i)$ 的乘法阶，那么 $d:=d_1\cdots d_t$ 就是 $d(\mathrm{mod}m)$ 的乘法阶。
2. 我们令 $S_i\subseteq [m_i]$ 是商群 ${\mathbb{Z}}_{m_i}^{\ast }/(p^{d_1\cdots d_{i-1}})$ 的完全代表，那么 $S:=\text{CRT}(S_1,\cdots ,S_t)$ 就是 ${\mathbb{Z}}_m^{\ast }/(p)$ 的完全代表。

现在我们需要将这里的 $S:=\text{CRT}(S_1,\cdots ,S_t)$ 和前两节的 S : = { g 1 e 1 ⋯ g n e n ∣ 0 ≤ e i < l i } S := \{g_1^{e_1} \cdots g_n^{e_n} | 0 \le e_i < l_i\} S:={g1e1​​⋯gnen​​∣0≤ei​<li​} 统一起来，这限制了 $m$ 的选取：

• 限制 $m$ 及其分解，使得 ${\mathbb{Z}}_{m_i}^{\ast }/(p^{d_1\cdots d_{i-1}})$ 是循环群，
  • 生成元 ${\bar{g}}_i\in [m_i]$，乘法阶 $k_i$
  • 集合 S i : = { g ˉ i e i ∣ 0 ≤ e i < k i } S_i:=\{\bar g_i^{e_i}| 0\le e_i<k_i\} Si​:={gˉ​iei​​∣0≤ei​<ki​}
  • 定义 $g_i=\text{CRT}(1,\cdots ,{\bar{g}}_i,\cdots ,1)\in [m]$ 是超立方基，那么 $S$ 的那两种定义是同一个
• 限制 $m$ 及其分解，使得 $d_1=d$ 和 $d_2=\cdots =d_t=1$，
  • $p$ 在 ${\mathbb{Z}}_{m_1}^{\ast }$ 的阶，就是 $p$ 在 ${\mathbb{Z}}_m^{\ast }$ 的阶 $d$
  • $g_i,\forall i\ge 2$ 在 ${\mathbb{Z}}_m^{\ast }$ 的阶，就是 ${\bar{g}}_i$ 在 ${\mathbb{Z}}_{m_i}^{\ast }/(p^d)={\mathbb{Z}}_{m_i}^{\ast }$ 的阶 $k_i$
  • $k_1=\varphi (m_1)/d$，$k_i=\varphi (m_i),\forall i\ge 2$

[HS15] 将编码解码的线性变换视为多项式的多点求值。利用 [LPR13] 的 Powerful Basis，存在如下的同构：
$$R_{p^r}:=\mathbb{Z}[X]/(p^r,{\Phi }_m(X))\cong R_{p^r}^{\prime }:=\mathbb{Z}[X_1,\cdots ,X_t]/(p^r,{\Phi }_{m_1}(X),\cdots ,{\Phi }_{m_t}(X))$$
其同构映射为 $X_i\mapsto X^{m/m_i}$。由于 $E$ 包含 $m$-th 本原单位根 $\zeta$，我们定义 ${\zeta }_i:={\zeta }^{m/m_i}$，那么 $\alpha ({\zeta }^h)={\alpha }^{\prime }({\zeta }_1^{h_1},\cdots ,{\zeta }_t^{h_t})$，其中 $h=\text{CRT}(h_1,\cdots ,h_t)\in S$，并且 $h_i=g_i^{e_i}\in S_i$

现在，我们对 ${\alpha }^{\prime }(X_1,\cdots ,X_t)$ 在多个点 $({\zeta }_1^{h_1},\cdots ,{\zeta }_t^{h_t})$ 上求值（效果是 Slot-to-Coeff）：
$$\begin{array}{rl}{\alpha }^{\prime }(X_1,\cdots ,X_t)& =\sum _{j_1,j_2,\cdots ,j_t}{c}_{j_1,j_2,\cdots ,j_t}\cdot X_1^{j_1}{X}_2^{j_2}\cdots X_t^{j_t}\\ & =\sum _{j_2,\cdots ,j_t}\left(\sum _{j_1}{c}_{j_1,j_2,\cdots ,j_t}\cdot X_1^{j_1}\right)\cdot X_2^{j_2}\cdots X_t^{j_t}\end{array}$$

其中 $j_i\in [\varphi (m_i)]$（考虑下 $\varphi (m)$ 的分解），因此关于 $X_1$ 的每个小多项式的长度为 $\varphi (m_1)$，共有 $\varphi (m)/\varphi (m_1)$ 个小多项式。

[HS15] 采取的编码方式是，将它们的连续 $d$ 个系数打包在单个槽内，总共需要 $\varphi (m_1)/d$ 个明文槽。恰好我们选择的参数下，包含 $\varphi (m)/\varphi (m_1)$ 条长度为 $k_1=\varphi (m_1)/d$ 的维度 $1$ 超列，因此每条维度 $1$ 的超列都记录一个小多项式。

[HS15] 定义了 Eval 线性变换，它用于多点求值 ${\alpha }^{\prime }(X_1,\cdots ,X_t)$，共分为 $t$ 个截断，

1. 第 $1$ 阶段，小多项式 $P_{j_2,\cdots ,j_t}(X_1)={\sum }_{j_1}{c}_{j_1,j_2,\cdots ,j_t}\cdot X_1^{j_1}$ 存放在索引 $(\star ,j_2,\cdots ,j_t)$ 的维度 $1$ 超列，

   • 关于多点 ${\zeta }_1^{g_1^{e_1}},0\le e_1<k_1$ 的求值可以写作某线性变换 $M_1:{\mathbb{Z}}_{p^r}^{d\cdot k_1}\to E^{k_1}$（多项式的系数表示就是 power basis 下的坐标），可以利用 [HS18] 的 BSGS 技巧

   • 计算结果是各个 $e_1$ 索引的更少变元的若干多项式
     $$A_{e_1}={\alpha }^{\prime }({\zeta }_1^{g_1^{e_1}},X_2,\cdots ,X_t)$$
     它的系数存放在索引 $(e_1,\star ,\cdots ,\star )$ 的子超立方

2. 第 $2$ 阶段，我们将 $A_{e_1}$ 继续拆分为关于 $X_2$ 的小多项式求值，
   $$\begin{array}{rl}{A}_{e_1}(X_2,\cdots ,X_t)& =\sum _{j_2,j_3,\cdots ,j_t}{P}_{j_2,j_3,\cdots ,j_t}({\zeta }_1^{g_1^{e_1}})\cdot X_2^{j_2}{X}_3^{j_3}\cdots X_t^{j_t}\\ & =\sum _{j_2,j_3,\cdots ,j_t}\left(\sum _{j_2}{P}_{j_2,j_3,\cdots ,j_t}({\zeta }_1^{g_1^{e_1}})\cdot X_2^{j_2}\right)\cdot X_3^{j_3}\cdots X_t^{j_t}\end{array}$$
   这些小多项式 $Q_{e_1,j_3,\cdots ,j_t}(X_2)$ 被存放在索引 $(e_1,\star ,j_3,\cdots ,j_t)$ 的维度 $2$ 超列，类似地执行线性变换 $M_2$ 计算出它们，获得索引 $(e_1,e_2,\star ,\cdots ,\star )$ 的子超立方

3. 对于 $3,\cdots ,t$ 阶段，也是类似的

对于 Coeff-to-Slot 过程，就是上述 Eval 变换的逆过程。

由于 digit-extraction 是作用在明文槽基环 ${\mathbb{Z}}_{p^{e+r}}$ 上的，因此需要利用 Frobenius map 构造 $E$-线性映射的线性化多项式，将明文槽内的各个 power basis 的系数分解到 $d$ 个 “稀疏打包”（明文仅在基环内）的密文。现在可以执行数字提取了，最后还需将 $d$ 个密文重新组合为 “密集打包” 的单个密文，从而可执行 Eval 运算。

当然，[HS15] 也参考 [CH18] 给出了 “薄自举”，也就是明文本身就是稀疏打包的，此时可以将比特提取的过程减少为单个密文，效率基本提升了 $d$ 倍（线性变换很快，主要是比特提取）。

Parameters for Recryption

在使用 HElib 时，需要设置合适的参数，使之支持自举程序。然而它并没有提供参数生成的程序。参数集应当满足的条件是：设置特征 $p$ 和明文槽长度 $n$

1. $m$ 和 $p$ 互素，从而 $p$ 是 ${\mathbb{Z}}_m^{\ast }$ 中的元素
2. $p$ 模 $m$ 的乘法阶 $d$ 被 $n$ 整除，从而 $E$ 中存在维度 $n$ 的子环
3. $m$ 被分解为素数幂 $m_1,\cdots ,m_t$，存在某个 $m_{i^{\ast }}$ 使得 $p$ 模 $m_{i^{\ast }}$ 的乘法阶也是 $d$，从而 ${\mathbb{Z}}_m^{\ast }/(p)$ 的阶是 $k=\varphi (m)/d$
4. 重排使得 $m_{i^{\ast }}$ 成为 $m_1$，计算循环群 ${\mathbb{Z}}_{m_1}^{\ast }/(p)$ 的生成元 ${\bar{g}}_1$ 和阶 $l_1$，然后用 CRT 提升为 ${\mathbb{Z}}_m^{\ast }$ 的生成元 $g_1$
5. 对于 $i>1$，继续计算循环群 ${\mathbb{Z}}_{m_i}^{\ast }/(p^d)$ 的生成元 ${\bar{g}}_i$ 和阶 $l_i$，然后用 CRT 提升为 ${\mathbb{Z}}_m^{\ast }$ 的生成元 $g_i$
6. 事实上 $p^d(\mathrm{mod}{m}_i)=1$，因此 $g_i,\forall i>2$ 在模 $m$ 下的阶就等于在模 $m_i$ 下的阶（good dimension），从而超立方的一维旋转是高效的
7. HElib 要求将 $ord(g_i\mathrm{mod}{m}_i)=ord(g_i\mathrm{mod}m)$ 的排在最前面，因此将上述结果反序

[HS15] 测试了一些参数下的性能，

• “thick” 版本的自举：用于稠密打包的明文，耗时较多。

• “thin” 版本的自举：专用于稀疏打包的明文，计算效率提高了大约 $d$ 倍。它需要先执行 Slot-to-Coeff 变换（Froward-DFT），因此要求 min capacity 剩余；在末尾不执行它，因此 after capacity 也相对更大。

CH18

[HS15] 的比特提取程序的复杂度严重依赖明文模数 $p^r$ 的规模，对于较大的明文规模速度很慢。[CH18] 提出了更适合较大明文模数的自举算法，并给出 BFV 的第一个自举实现。此外，[CH18] 提出了 “瘦模式” 的自举，也就是 HElib 中的 “薄自举”。

Digit Removal Algorithm

[HS15] 采用 lifting polynomials 在 LSD 高位依次插入零，而 [CH18] 使用 lowest digit removal polynomials 直接计算出 LSD

简记 $u_{i,j}$ 表示 $u[i]+(p^{i+j+1})$ 等价类，或者说 $u[i](\mathrm{mod}{p}^{i+j+1})$

在 [GHS12] 和 [HS15] 的比特提取程序中，利用 $F_e(X)$ 从 $u_{i,0}$（绿色数字）迭代计算出 $u_{i,e-i-1}$（同一行的蓝色数字），然后从 $u$ 中减去 $u_{k,i+1-k}\cdot p^k,k\le i$（所在的反对角线）获得 $u_{i+1,0}$（下一行的绿色数字）。

在上述运算中，$u_{0,e-1}=F_e^{e-1}(u_{0,0})$，由于 $F_e(X)$ 本身就是 $p$ 次多项式，因此计算 $u_{0,e-1}$ 的多项式度数是 $p^{e-1}$，需要的乘法深度较大（度数更大，乘法数量不一定多，但是乘法深度一定大）。

[CH18] 指出：对于任意素数 $p$ 和指数 $e\ge 1$，从存在度数至多 $(e-1)(p-1)+1$ 的多项式 $f(x)$，它将整数 $0\le x<p^e$ 映射为
$$f(x)\equiv x-[x{]}_p(\mathrm{mod}{p}^e)$$
它可以直接移除 LSD（不过它无法移除其他的 digits，因此依旧需要和 lifting polynomials 组合使用），从而 $g(x):=x-f(x)$ 就是提取 LSB 的度数至多 $(e-1)(p-1)+1$ 的多项式。

这个多项式的具体构造：首先定义如下的函数，
$$F_A(x):=\sum _{j=0}^{\infty }(-1{)}^j(\genfrac{}{}{0ex}{}{A+j-1}{j}\left)\right(\genfrac{}{}{0ex}{}{x}{A+j})$$
它的功能是将 $M\ge A$ 映射到 $F_A(M)=1$，其余的是 $F_A(M)=0$（一个输入固定为 $A$ 的比较函数）

我们继续定义如下函数，其中的系数 $a(m)$ 是 $F_p,F_{2p},\cdots$ 的 $x^m$ 系数累加，
$$\hat{f}(x)=p\sum _{j=1}^{\infty }{F}_{jp}(x)=\sum _{m=p}^{\infty }a(m)\left(\genfrac{}{}{0ex}{}{x}{m}\right)$$
它的功能是计算 max ⁡ k { x ≥ k p } \max_k\{x\ge kp\} maxk​{x≥kp} 或者说 $x-[x{]}_p$

我们实际只需要 $x-[x{]}_p(\mathrm{mod}{p}^e)$ 等价类，而非 $x-[x{]}_p\in \mathbb{Z}$ 本身，因此只需要它的有限截断（更高的那些 $x^m$ 不再影响 $u[e-1:0]$ 内的数据）：
$$f(x)=\sum _{m=p}^{(e-1)(p-1)+1}a(m)\left(\genfrac{}{}{0ex}{}{x}{m}\right)$$
利用上述构造的 $f(x),g(x)$，假定我们想要移除最低的 $v$ 个数位，那么需要计算出 $u[0](\mathrm{mod}{p}^e),u[1](\mathrm{mod}{p}^{e-1}),\cdots ,u[v-1](\mathrm{mod}{p}^{e-v})$，计算过程为：根据 $u_{i,0}$（绿色数字）直接计算 $g(x)$ 获得 $u_{i,e-i-1}$（红色数字），还需迭代计算 $F_e$ 获得 $u_{i,v-i-1}$（同一行的蓝色数字）用于获取 $u_{i+1,0}$（下一行的绿色数字）。

复杂度分析：

• 为了计算 $u_{i,0}$，需要 $u$ 减去反对角线上的那些数字，$u_{0,i}=F_e^i(u)$ 的次数为 $p^i$，$,u_{1,i-1}=F_e^{i-1}(u_{1,0})$ 的次数也是 $p^i$，其他的也都是，因此计算 $u_{i,0}$ 的多项式次数为 $p^i$
• 在 [HS15] 方法中，计算 $u_{i,e-i-1}$ 需要计算 $F_e^{e-i-1}(u_{i,0})$，它自身的次数为 $p^{e-i-1}$，总的度数为 $p^{e-1}$
• 在 [CH18] 方法中，计算 $u_{i,e-i-1}$ 需要计算 $g(u_{i,0})$，它自身的次数仅为 $(p-1)(e-i-1)+1$，总的度数为 $e{p}^v$
• 当 $v\le e-1$ 并且 $p>e$ 时（较大的明文模数），[CH18] 的方法复杂度更低

如果计算某些蓝色数字时，满足了条件 $p^l>(p-1)(e-i-1)+1$，那么可以直接使用红色数字（比同一行的蓝色数字含有更多的高位零，因此必定是正确的）来构造下一行的绿色数字，多项式的度数会更低。[CH18] 的数位移除程序为：

Bootstrapping for FV and BGV

对于 BGV 自举：

1. 密文模数需要和明文特征互素，选取 $q=p^e+1$
2. 相位 $[p^{r}v+m{]}_q$，
   • 明文放大 $p$ 倍：计算 $ct\cdot [p{]}_q$，相位变为 $[p^{r+1}v+pm{]}_q$
   • 明文缩小 $p$ 倍（要求 $p\mid m$）：计算 $ct\cdot [p^{-1}{]}_q$，相位变为 $[p^{r-1}v+m/p{]}_q$

对于 BFV 自举：

1. 密文模数和明文特征之间没有要求，选取 $q=p^e$
2. 相位 $[p^{e-r}m+v{]}_q$，
   • 明文放大 $p$ 倍：将 $\Delta =p^{e-r}$ 修改为 ${\Delta }^{\prime }=p^{e-r-1}$，相位依旧是 $[p^{e-r-1}\cdot pm+v{]}_q$
   • 明文缩小 $p$ 倍（要求 $p\mid m$）：将 $\Delta =p^{e-r}$ 修改为 ${\Delta }^{\prime }=p^{e-r+1}$，相位依旧是 $[p^{r-1+1}\cdot m/p+v{]}_q$

采取 [HS15] 对 BGV 自举的框架，[CH18] 对于 BFV 自举的框架为：

此外，[CH18] 对于 “稀疏打包” 的明文，提出了 “slim mode” 版本的自举。需要注意的是，它首先在待自举的密文上执行 Slot-to-Coeff 线性变换，因此要求输入密文的 Level 不能被消耗殆尽，必须能够支撑这个线性变换。当然，它的数字提取之后不必执行 Slot-to-Coeff 变换，因此输出密文的 Level 也会稍大一点。

效率对比：对于 $e\ge v+2$ 以及较大的 $p$，[CH18] 的方法更好，

这篇关于Bit Extraction and Bootstrapping for BGV/BFV的文章就介绍到这儿，希望我们推荐的文章对编程师们有所帮助！

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