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问题集2问题1（PRG是OWFS）10分...
其中k←{0，1} n被随机选择。换句话说，没有PPT对手可以区分访问Oracle ENC 0（k，·，·），当给出时，当以输入为两个消息m 0时，m1∈{0，1}ℓ（n）总是加密m 0 vs. oracle encacle ence enc 1（k，·，·）总是加密始终加密eNcrypts m 1 1。对手A可以根据需要将Oracle称为多次。在讲义中https://www.ccs.neu.edu/home/wichs/class/crypto-fall17/lecture7。pdf我们给出了定义的略有不同的变体，在该定义中，我们定义了一个称为b = 0、1的cpagame b的交互式游戏，并要求这两个游戏是无法区分的。表明这两个定义是等效的，这意味着任何满足一个方案也必须满足另一个方案。
George Konidaris -Brown CS
总结了本周材料中最重要的见解，包括从讲座，笔记，教科书，家庭作业问题以及您发现有用的其他资源中，将其纳入一页的资源。我们预计这些摘要页面将为您提供家庭期间和最终的帮助。请注意，根据完成将对此问题进行分级 - 我们不会检查它是否正确。
家庭作业3 1 CPA安全性来自PRFS和PRGS 2 Mac ...
1 de Jan。 DE 2025-在过去25年的生成语法中，语言语义的进步。 ...政府结合模型。 它涵盖了基本结构...1 de Jan。 DE 2025-在过去25年的生成语法中，语言语义的进步。...政府结合模型。它涵盖了基本结构...
结构化种子的本地伪和发电机及其应用
pseudorandom发电机（PRG）是将n位映射到m（n）> n位的函数，因此没有多项式时间算法可以将其输出与随机M -bit String区分开。局部伪和生成器（本地PRG）是伪内生成器，可以从恒定数量的输入位计算每个输出位（也就是说，它们属于复杂性类NC 0）。在Cryan和Miltersen的工作中首次研究了本地PRG的存在[CM01]。Applebaum，Ishai和Kushilevitz [Aik04，aik08]的工作表明，NC 0中具有弹性伸展的伪随机的生成器（M = n + O（n））存在于广泛相信的标准假设中，因为PRG与sublinear straption相关的hardistion（例如，诸如异常的差异）（或散发性），以及不足的差异，或者是置换的。 “稀疏生成”的线性代码针对线性拉伸M =θ（n）的PRG情况。近年来，已经证明存在具有多项式伸展的局部伪和发电机（M = n 1+εε，对于某些常数ε> 0）已被证明可以享受各种应用，范围从具有恒定的计算架空开销[IKOS08]的安全计算[IKOS08]，无法可见的性能，无法可见的性obfusca-tion [JLS21，jls21，jls21，jls2222] + 17，BCM + 24]，公共密钥加密[BKR23]和Sublrinear Secure Computitation [BCM23]，以扩展到密码学领域的应用程序，例如学习硬度[DV21]。Consequently, the existence of polynomial-stretch local PRGs and the cryptanalysis of existing candidates has been the subject of many works [Gol00,MST03,BQ09,App12,OW14,CEMT14,App15,ABR16,AL16,LV17,CDM + 18, AK19，OST19，Méa，YGJL21，Méa22，üna23b，dmr23，üna23a]。所有现有的候选者都建立在最初建议的[GOL00]中建议的设计，该设计适用于种子碎特的恒定尺寸子集上，其中选择了子集以形成足够扩展的均匀均匀均匀超图的超匹配。
勒索软件漏洞和文件传输
Progress (Nasdaq: PRGS) 致力于在技术驱动的世界中推动业务发展，帮助企业加快创新周期、增强发展势头并加速成功之路。作为开发、部署和管理高影响力应用程序的最佳产品的值得信赖的提供商，Progress 使客户能够开发他们需要的应用程序和体验、在他们想要的地方和方式进行部署，并安全可靠地管理这一切。数十万家企业（包括 1,700 家软件公司和 350 万名开发人员）依靠 Progress 满怀信心地实现他们的目标。了解更多信息，请访问 www.progress.com，并在 LinkedIn、YouTube、Twitter、Facebook 和 Instagram 上关注我们。
Nate Gillman |棕色CS George Konidaris -Brown CS 家庭作业3 1 CPA安全性来自PRFS和PRGS 2 Mac ... b'' 摘要“使用计算机视觉和机器学习来预测大学的进攻性游戏
发明了“傅立叶头”，这是一种新型的神经架构，利用傅立叶分析中的工具，以连续的结构学习了分配分布；使用该体系结构将决策者代理的回报提高了46％（在ICLR 2025的提交下）提出了第一种稳定自我消耗的生成模型训练的技术；在使用扩散模型的人类运动产生的情况下，使用该技术来修复模型崩溃；由4名学生研究人员组成的LED团队（ICML 2024）发明了数学上严格的方法，用于测量单词嵌入空间的空间利用的均匀性；使用新颖的指标来证明使用脆性指标（ACL 2022）
OPA：单个客户端的单发私人聚合...
我们的工作最大程度地减少了安全计算中的互动，从而解决了沟通的高昂成本，尤其是与许多客户。我们介绍了单次私人聚合OPA，使客户只能在单服务器设置中进行每个聚合评估一次。这简化了辍学和动态参与，与Bonawitz等人等多轮协议形成鲜明对比。（CCS'17）（以及随后的作品），并避免了类似于Yoso的复杂委员会选择。OPA的沟通行为紧密地模仿每个客户群只会说话一次的学习。OPA建立在LWR，LWE，班级组和DCR上，可确保所有客户的单轮通信，同时还可以在客户数量中实现次线性开销，从而使其渐近且实用。我们通过中止和投入验证实现恶意安全，以防止中毒攻击，这在联邦学习中尤其重要，在这种学习中，对手试图操纵梯度以降低模型性能或引入偏见。我们从（阈值）密钥同型PRF和（2）的种子同源性PRG和秘密共享的（2）建立了两种口味（1）。阈值关键同构PRF解决了以前依赖于DDH和LWR的工作中观察到的缺点。（加密，2013年），将其标记为对我们工作的独立贡献。我们的其他贡献包括（阈值）键合型PRF和种子塑形PRG的新结构，这些构造是在LWE，DCR假设和其他未知顺序的类组下安全的结构。
量子加密和元复杂性
在经典密码学中，单向函数（OWFS）是最小的假设，而量子密码学中并非如此。引入了几种新的原语，例如伪兰顿单位（PRUS），伪andomfunction-likestate Generator（PRFSGS），PseudorandomState Generators（PRSGS），单向状态发电机（OWSGS），单向路线（OWNWAIGH），单向（Owpuzzs）（Owpuzzles）和EFAUZZS和EFAIRT。它们似乎比OWF弱，但仍然意味着许多有用的应用程序，例如私钥量子货币方案，秘密键加密，消息身份验证代码，数字签名，承诺和多方计算。现在，没有OWF的量子加密的可能性已经开放，该领域最重要的目标是建立它的基础。在本文中，我们第一次表征了具有元复杂性的量子加密原语。我们表明，当且仅当Gapk是弱量化的量子时，就存在单向拼图（Owpuzzs）。Gapk是一个有望的问题，可以决定给定的位字符串是否具有小的Kolmogorov复杂性。弱量化 - 平均强度意味着实例是从QPT可采样分布中采样的，对于任何QPT对手，其造成错误的可能性大于1 / poly。我们还表明，如果存在量子PRG，则GAPK是强烈的量子 - 平均水平。在这里，强烈的量化 - hardis是弱量化量的强度，其中对手犯错的概率大于1 /2 - 1 / poly。最后，我们表明，如果GAPK是弱经典的平均水平，那么就存在量子性（IV-POQ）的不可能证明。弱经典的平均雄硬与弱量子平均硬化相同，但对手是PPT。IV-POQ是捕获基于采样和基于搜索的量子优势的量子性证明（POQ）的概括，并且是Owpuzzs的重要应用。 这是量子优势基于元复杂性的第一个时间。 （注意：有两项并发作品，[KT24B，CGGH24]。）IV-POQ是捕获基于采样和基于搜索的量子优势的量子性证明（POQ）的概括，并且是Owpuzzs的重要应用。这是量子优势基于元复杂性的第一个时间。（注意：有两项并发作品，[KT24B，CGGH24]。）
量子伪随身和经典复杂性
伪随机性是复杂性理论和密码学中的关键概念，捕获了似乎随机与计算结合的对手的概念。最近的作品将计算伪随机性的理论扩展到了量子对象，特别关注类似于HAAR度量的量子状态和单一转换[JLS18，BS19，BFV20]。ji，liu和song [jls18]定义伪兰态（PRS）合奏，为量子状态的一个钥匙家族{| ϕ k⟩}k∈{0，1}κ，从集合中的状态可以在κ中产生。从多项式的许多副本中，ϕ k⟩。他们还定义了一个伪和统一转换（PRU）的集合，就像一组有效实现的单一转换，这些变换在计算上与HAAR量度无法区分。这些定义可以分别视为伪元发生器（PRGS）和伪andom函数（PRFS）的量子类似物。然后，作者提出了假设存在量子安全单向功能的PRSS的结构，并且还为他们猜想的PRU提供了候选PRUS的结构。已知伪随机状态和统一的几种应用。PRS和PRS在量子算法中很有用：在需要与HAAR度量近似的计算应用中，PRS和PRU可能比T -deSigns更有效，这些设计与HAAR度量相似的信息理论近似与T -Chise Indepen -dent -dent的功能相似。1此外，可以使用PRS和PRU（包括量子货币计划，量子承诺，安全的多方交流，一次性的数字签名，某些形式的对称对称性键加密等[JLS18，AQY22，AQY22，MY22B，BCQ23，My223，My23，My233）来实例化多种加密原始。最后，Bouland，Fe Q e Qulan和Vazirani [BFV20]在ADS/CFT对应关系中与所谓的“蠕虫孔生长悖论”之间建立了基本联系。
构建和分离量子伪随机
众所周知，对于几乎所有现代经典和量子加密任务来说，计算假设都是必需的。对经典隐身性的最小假设是单向函数（OWF）的存在。该假设已知与许多其他加密应用的存在相当，例如伪数编号生成，伪界函数，数字签名，对称键加密和承诺（请参阅，例如，参见[GOL01，GOL04]）。量子设置呈现出截然不同的图片：已知各种量子原始图，足以构建密码学，但可能比单向功能弱。最近，Tomoyuki Morimae创造了Microcrypt一词，是Impagliazzo的五个世界[IMP95]的补充，是指此类量子原始素（及其加密应用）2。MicroCrypt的租户之一是伪兰态（PRS），首先由JI，Liu和Song [JLS18]引入。这是一个有效生成的量子状态{| ϕk⟩}k∈{0，1} n，因此很难在多个副本上区分（a）|的多个副本。 ϕ k⟩从家族中采样，（b）均匀（HAAR）随机量子状态。ji，liu和Song还提供了OWF的Black Box结构。许多加密应用是基于MicroCrypt假设而知道的。也许更令人惊讶的是，MicroCrypt还包含一些隐藏狂的任务，即安全的多方计算[MY22B，BCKM21，GLSV21]和Quantum Publicum public Keys [BGHD + 23]。Subsequent to [ JLS18 ], many other tenants of Microcrypt have been introduced, such as pseudorandom function-like states ( PRFS ) [ AGQY22 ], efficiently samplable statistically far-but-computationally-indistinguishable pairs of (mixed) quan- tum states ( EFI pairs) [ Yan22 , BCQ23 ], one-way state generators [ MY22b ]和伪兰态具有破坏证明[BBSS23]。到目前为止，所有主要微型晶体3的变体已被证明在微晶中，包括对称 - 关键加密，承诺（最近，也承诺对量子状态[GJMZ23]），PRGS，PRFS，PRFS，GALBLED CICUCTITS，GALBLED CICUCTITS，MESSAGE AUTHERTICATION代码和数字信号。引起惊喜的关键因素是不可思议的和鲁迪奇的单向功能（微型级）和公钥加密4和遗忘转移（Cryptomania）[IR89]之间的分离。新的结构规定了古典不可能，因为它们涉及量子状态，例如承诺和多方计算取决于量子通信，加密方案具有量子密文。这些量子原语的证据比微小的弱点弱来自Kretschmer的PRS和OWF S [KRE21]的量子甲骨文分离。分离的甲骨文由一个族{u n}n∈N组成，其中u n是指数列表的许多HAAR随机n -qubit nimaries {u k}k∈{0，1} n。相对于此甲骨文，有一个简单的prs结构：k∈{0，1} n，让| ϕ k⟩：= u k | 0 n⟩。请注意，如果我们只考虑UNINERIES U K在标准基础上的行动，即一组状态U K | x⟩对于x∈{0，1} n，因此，对于每个n，可以将kretschmer的甲骨文视为提供2 2 2 n“本质上是Haar随机”状态5。在另一项作品中，Bouland，Fefferman和Vazirani [BFV19]显示了6 a prs构造相对于一个家庭{u n}n∈N，其中u n =（u，u - - 1）对于HAAR Random