Interested Article - Алгоритм Ленстры — Ленстры — Ловаса
- 2021-12-17
- 1
Алгоритм Ленстры — Ленстры — Ловаса ( ЛЛЛ-алгоритм , LLL-алгоритм ) — алгоритм , разработанный Арьеном Ленстрой , Хендриком Ленстрой и Ласло Ловасом в 1982 году . За полиномиальное время алгоритм преобразует базис на решётке (подгруппе ) в кратчайший почти ортогональный базис на этой же решётке. По состоянию на 2019 год алгоритм Ленстры — Ленстры — Ловаса является одним из самых эффективных для вычисления редуцированного базиса в решётках больших размерностей . Он актуален прежде всего в задачах, сводящихся к поиску кратчайшего вектора решётки.
История
Алгоритм был разработан голландскими математиками Арьеном Ленстрой и Хендриком Ленстрой совместно с венгерским математиком Ласло Ловасом в 1982 году .
Основной предпосылкой для создания ЛЛЛ-алгоритма послужило то, что процесс Грама ― Шмидта работает только с векторами, компоненты которых являются вещественными числами . Для векторного пространства процесс Грама ― Шмидта позволяет преобразовать произвольный базис в ортонормированный («идеал», к которому стремится ЛЛЛ-алгоритм). Но процесс Грама ― Шмидта не гарантирует того, что на выходе каждый из векторов будет целочисленной линейной комбинацией исходного базиса. Таким образом, полученный в результате набор векторов может и не являться базисом исходной решётки. Это привело к необходимости создания специального алгоритма для работы с решётками .
Изначально алгоритм использовался для факторизации многочленов с целыми коэффициентами , вычисления диофантовых приближений вещественных чисел и для решения задач линейного программирования в пространствах фиксированной размерности , а впоследствии и для криптоанализа .
Редукция базиса
Решётка в евклидовом пространстве — это подгруппа группы , порожденная линейно независимыми векторами из , называемыми базисом решётки. Любой вектор решётки может быть представлен целочисленной линейной комбинацией базисных векторов . Базис решётки определяется неоднозначно: на рисунке изображены два различных базиса одной и той же решётки.
Редукция базиса заключается в приведении к особому виду, удовлетворяющему некоторым свойствам. Редуцированный базис должен быть, по возможности, наиболее коротким среди всех базисов решётки и близким к ортогональному (что выражается в том, что итоговые коэффициенты Грама — Шмидта должны быть не больше ) .
Пусть в результате преобразования базиса с помощью процесса Грама ― Шмидта получен базис , с коэффициентами Грама — Шмидта, определяемыми следующим образом:
- , для всех таких, что .
Тогда (упорядоченный) базис называется -ЛЛЛ-редуцированным базисом (где параметр находится в промежутке ), если он удовлетворяет следующим свойствам :
- Для всех таких, что . (условие уменьшения размера)
- Для имеет место: . (условие Ловаса)
Здесь — норма вектора , — cкалярное произведение векторов.
Изначально Ленстра, Ленстра и Ловас в своей статье продемонстрировали работу алгоритма для параметра . Несмотря на то что алгоритм остаётся корректным и для , его работа за полиномиальное время гарантируется только для в промежутке .
Свойства редуцированного базиса
Пусть — сокращённый алгоритмом ЛЛЛ с параметром базис на решётке . Из определения такого базиса можно получить несколько свойств . Пусть — норма кратчайшего вектора решётки, тогда:
-
Первый вектор базиса не может быть значительно длиннее
кратчайшего ненулевого вектора
:
-
Первый вектор базиса ограничен
определителем решётки
:
-
Произведение норм векторов не может быть сильно больше определителя решётки:
Базис, преобразованный методом ЛЛЛ, почти самый короткий из всех возможных, в том смысле, что существуют абсолютные границы такие, что первый базисный вектор не более чем в раз длиннее самого короткого вектора решётки, аналогично, второй вектор базиса не более чем в раз превосходит второй кратчайший вектор решётки и так далее (что прямо следует из свойства 1) .
Алгоритм
Входные данные :
- базис решётки (состоит из линейно независимых векторов),
- параметр c , чаще всего (выбор параметра зависит от конкретной задачи).
Последовательность действий :
- Сначала создается копия исходного базиса, которая ортогонализуется для того, чтобы по ходу алгоритма текущий базис сравнивался с полученной копией на предмет ортогональности ( ).
- Если какой-либо коэффициент Грама — Шмидта (с ) по модулю больше , то проекция одного из векторов текущего базиса на вектор ортогонализованного базиса с другим номером составляет больше половины . Это говорит о том, что необходимо вычесть из вектора вектор , домноженный на округленный (округление нужно, так как вектор решётки остается вектором этой же решётки только при умножении на целое число, что следует из её определения). Тогда станет меньше , так как теперь проекция на будет меньше половины . Таким образом производится проверка соответствию 1-му условию из определения ЛЛЛ-редуцированного базиса.
- Пересчитывается для .
- Для проверяется 2-е условие, введенное авторами алгоритма как определение ЛЛЛ-редуцированного базиса . Если условие не выполнено, то индексы проверяемых векторов меняются местами. И условие проверяется снова для того же вектора (уже с новым индексом).
- Пересчитываются для и для
- Если остался какой-либо , по модулю превышающий (уже с другим ), то надо вернуться к пункту 2.
- Когда все условия проверены и сделаны изменения, алгоритм завершает работу.
В алгоритме — округление по правилам математики. Процесс алгоритма, описанный на псевдокоде :
ortho (выполнить процесс Грама — Шмидта без нормировки); определить , всегда подразумевая наиболее актуальные значения присвоить пока : для j от до 0: если , то: ; Обновить значения для ; конец условия; конец цикла; если , то: иначе: поменять и местами; Обновить значения для ; для ; ; конец условия; конец цикла.
Выходные данные: редуцированный базис: .
Вычислительная сложность
На входе имеется базис -мерных векторов с .
Если вектора базиса состоят из целочисленных компонент, алгоритм приближает кратчайший почти ортогональный базис за полиномиальное время , где — максимальная длина по евклидовой норме , то есть . Основной цикл алгоритма ЛЛЛ требует итераций и работает с числами длины . Так как на каждой итерации происходит обработка векторов длины , в итоге алгоритм требует арифметических операций. Применение наивных алгоритмов сложения и умножения целых чисел даёт в итоге битовых операций .
В случае, когда у решётки задан базис с рациональными компонентами, эти рациональные числа сначала необходимо преобразовать в целые путем умножения базисных векторов на знаменатели их компонент (множество знаменателей ограничено некоторым целым числом ). Но тогда операции будут производиться уже над целыми числами, не превышающими . В итоге будет максимум битовых операций . Для случая, когда решётка задана в , сложность алгоритма остается такой же, но увеличивается количество битовых операций. Так как в компьютерном представлении любое вещественное число заменяется рациональным в силу ограниченности битового представления, полученная оценка верна и для вещественных решёток .
В то же время для размерностей меньше чем 4 задача редукции базиса более эффективно решается .
Пример
Пример, приводимый Вибом Босмой .
Пусть базис решётки (как подгруппа ), задан столбцами матрицы:
По ходу алгоритма получается следующее:
-
Процесс ортогонализации Грама-Шмидта
- , и
- , поэтому и , тогда и
- При имеем и , поэтому переходим к следующему шагу.
-
При
имеем:
- , значит , теперь
- , значит , теперь
- , поэтому и меняются местами.
- Теперь возвращаемся к шагу 1, при этом промежуточная матрица имеет вид
Выходные данные: базис, редуцированный методом Ленстры — Ленстры — Ловаса:
Применение
Алгоритм часто применяется в рамках метода MIMO (пространственное кодирования сигнала) для декодирования сигналов, полученных несколькими антеннами , и в криптосистемах с открытым ключом : , RSA с конкретными настройками, NTRUEncrypt и так далее. Алгоритм может быть использован для нахождения целых решений в разных задачах теории чисел, в частности для поиска корней многочлена в целых числах .
В процессе атак на криптосистемы с открытым ключом ( NTRU ) алгоритм используется для поиска кратчайшего вектора решётки, так как алгоритм в результате находит целый набор кратчайших векторов .
В криптоанализе задача, так же как в случае с NTRU, сводится к поиску кратчайшего вектора базиса решётки, который находится за полиномиальное (от размерности базиса) время .
В задачах о ранце, в частности, для атаки на криптосистемe Меркла — Хеллмана алгоритм ЛЛЛ ищет редуцированный базис решётки .
Вариации и обобщения
Использование арифметики на числах с плавающей запятой вместо точного представления рациональных чисел может значительно ускорить работу ЛЛЛ-алгоритма ценой совсем небольших численных ошибок .
Реализации алгоритма
Программно алгоритм реализован в следующем программном обеспечении:
- В как автономная реализация ;
-
В
GAP
как функция
LLLReducedBasis
; -
В
как функция
LLL
в библиотекеLLLBases
; -
В
как функции
LLL
иLLLGram
; -
В
Maple
как функция
IntegerRelations[LLL]
; -
В
Mathematica
как функция
LatticeReduce
; -
В
как модуль
LLL
; -
В
как функция
qflll
; -
В
как функция
analysis.get_lll_reduced_lattice
; -
В
SageMath
как метод
LLL
, реализованный в fpLLL и NTL .
Примечания
- ↑ A. K. Lenstra, H. W. Lenstra Jr., L. Lovász. Factoring polynomials with rational coefficients // Mathematische Annalen . — 1982. — С. 515—534 . — ISSN . — doi : .
- ↑ , 1 The History of the LLL-Algorithm.
- ↑ Galbraith, Steven. 17. Lattice Reduction // (англ.) . — 2012. 20 сентября 2015 года.
- ↑ Xinyue, Deng. (англ.) // Massachusetts Institute of Technology. — P. 9—10 . 8 декабря 2019 года.
- Чередник И. В. Т. 26 . — С. 127—135 . // 3-е изд. — Дискрет. матем., 2014. —
- ↑ Regev, Oded. // New York University. 20 марта 2021 года.
- ↑ Hoffstein, Jeffrey; Pipher, Jill; Silverman, J.H. An Introduction to Mathematical Cryptography (англ.) . — ISBN 978-0-387-77993-5 . , 2008. — P. 411. —
- Nguyen, Phong Q., Stehlé, Damien. (англ.) // ACM Transactions on Algorithms. — P. 1–48 . — doi : .
- Bosma, Wieb. // Computer Algebra. — 2007. 8 мая 2019 года.
- Shahriar Shahabuddin, Janne Janhunen, Zaheer Khan, Markku Juntti, Amanullah Ghazi. A customized lattice reduction multiprocessor for MIMO detection // 2015 IEEE International Symposium on Circuits and Systems (ISCAS). — 2015. — arXiv : . — doi : .
- D. Simon. // LLL+25 Conference. — Caen, France. 6 мая 2021 года.
- Abderrahmane, Nitaj. // International Association for Cryptologic Research. — Caen, France. 21 декабря 2019 года.
- Bleichenbacher, Daniel and May, Alexander. // International Association for Cryptologic Research. — Darmstadt, Germany. 24 июня 2021 года.
- Liu, Jiayang, Bi, Jingguo and Xu, Songyan. // IEEE. — Beijing 100084, China. 17 июня 2021 года.
- , 4 Progress on LLL and Lattice Reduction.
- The FPLLL development team. . — 2016. 17 февраля 2020 года.
- . GAP . Дата обращения: 10 декабря 2019. 19 декабря 2019 года.
- . Macaulay2 . Дата обращения: 10 декабря 2019. 10 декабря 2019 года.
- . Magma . Дата обращения: 10 декабря 2019. 10 декабря 2019 года.
- . Maple . Дата обращения: 10 декабря 2019. 18 сентября 2020 года.
- . Wolfram Language Documentation . Дата обращения: 10 декабря 2019. 10 декабря 2019 года.
- . NTL . Дата обращения: 10 декабря 2019. 17 августа 2018 года.
- . PARI/GP . Дата обращения: 10 декабря 2019. 18 декабря 2019 года.
- . pymatgen . Дата обращения: 27 декабря 2019. 18 декабря 2019 года.
- . sage . Дата обращения: 18 декабря 2019. 6 мая 2021 года.
Литература
- Huguette, Napias. // J. The. Nombr. Bordeaux. — 1996. — doi : .
- Cohen, Henri. A course in computational algebraic number theory (англ.) . — ISBN 3-540-55640-0 . , 2000. — Vol. 138. — (GTM). —
- Borwein, Peter. (англ.) . — 2002. — ISBN 0-387-95444-9 .
- Hoffstein, Jeffrey; Pipher, Jill; Silverman, J.H. An Introduction to Mathematical Cryptography (англ.) . — ISBN 978-0-387-77993-5 . , 2008. —
- Luk, Franklin T.; Qiao, Sanzheng. A pivoted LLL algorithm // Lin. Alg. Appl.. — 2011. — Т. 434 , № 11 . — С. 2296—2307 . — doi : .
- The LLL Algorithm : Survey and Applications / Ed. by Phong Q. Nguyen and Brigitte Vallée. — Springer, 2010. — ISBN 978-3-642-02295-1 . — doi : .
- Murray R. Bremner. Lattice Basis Reduction : An Introduction to the LLL Algorithm and Its Applications. — CRC Press, 2011. — ISBN 9781439807026 .
- 2021-12-17
- 1