怎样找到黄页网站,网站产品介绍长图哪个软件做的,个人主页网页模板html,网站停留时间#x1f955;原文#xff1a; Schnorr 协议#xff1a;零知识身份证明和数字签名 #x1f955;写在前面#xff1a; 本文属搬运博客#xff0c;自己留存学习。文中的小写字母表示标量#xff0c;大写字母表示椭圆曲线中的点。 1 Schnorr 简介
Schnorr 由德国数学家和密…原文 Schnorr 协议零知识身份证明和数字签名 写在前面 本文属搬运博客自己留存学习。文中的小写字母表示标量大写字母表示椭圆曲线中的点。 1 Schnorr 简介
Schnorr 由德国数学家和密码学家 Claus-Peter Schnorr 在 1990 年提出是一种基于离散对数难题的知识证明机制。
Schnorr 本质上是一个零知识证明协议即证明者声称自己知道密钥 x x x 的值。通过使用 Schnorr 协议证明者可以在不揭示 x x x 的值情况下向验证者证明自己确实知道 x x x 的值。因此你可以用 Schnorr 协议来证明自己确实拥有某个私钥。
Schnorr 中涉及到的技术有哈希函数的性质、椭圆曲线的离线对数难题。其中椭圆曲线的离线对数难题是指已知椭圆曲线 E E E 和点 G G G随机选择一个整数 d d d容易计算 Q d ∗ G Qd*G Qd∗G但根据给定的 Q Q Q 和 G G G 来计算 d d d 就非常困难。 预备知识椭圆曲线密码学 2 技术价值
Schnorr 的技术价值有二
身份识别证明你知道某个私钥数字签名 3 交互式 Schnorr
原始的 Schnorr 机制是一个交互式的机制。在讲述其机制时不得不请出密码学中的两个虚拟大人物 Alice 和 Bob 。注意这两位可不是省油的灯都存在作弊的可能性 3.1 场景描述
允许任何拥有相同生成元 G G G 的协议参与者双方能够证明其中一方拥有私钥 s k a ska ska而不需要直接交换私钥的值。假设协议参与者双方分别是 Alice 和 Bob 。目前证明者 Alice 拥有私钥 s k sk sk并且验证者 Bob 已经从 Alice 处取得了她的公钥 P K PK PKBob 要在不知道 a a a 的情况下验证 Alice 知道它。 说明私钥 s k sk sk 的值就是 a a aBob 要能验证 Alice 确实知道 a a a但 Bob 不能知道 a a a 是多少。 3.2 协议流程
Alice随机选择一个标量 r r r计算出 R r ∗ G Rr*G Rr∗G然后将 R R R 发送给 BobBob回应一个随机标量 c c cAlice通过计算 s r c ∗ s k src*sk src∗sk将标量 s s s 回应给 BobBob将 s s s 转换为椭圆曲线上的点即 s ∗ G s*G s∗G然后验证 s ∗ G ? R c ∗ P K s*G \overset{?}{} Rc*PK s∗G?Rc∗PK。 个人感觉Alice 的随机数 r r r 是为了隐藏 s k sk sk 的值Bob 的随机数 c c c 是为了防止 Alice 撒谎。因为如果没有 c c c 的限制Alice 可以随意地构造 s s s 以使验证通过后文会进行说明。 上图是交互式 Schnorr 协议的协议流程。 3.3 零知识解释
由于 s r c ∗ s k src*sk src∗sk因此等式两边同时乘以生成元 G G G 即可得到 s ∗ G R c ∗ P K s*GRc*PK s∗GRc∗PK从而可以验证 Alice 确实拥有私钥 s k sk sk。与此同时验证者 Bob 并不能得到私钥 s k sk sk 的值因此这个过程是零知识的且是交互式的。 碎碎念 R c ∗ P K Rc*PK Rc∗PK 的本质就是 ( r c ∗ s k ) ∗ G (rc*sk)*G (rc∗sk)∗G只要能猜到一个等于 ( r c ∗ s k ) (rc*sk) (rc∗sk) 的 s s s 值就能使等式成立其中 r r r 和 c c c 又是已知的。在这种前提下 Schnorr 的安全性还是很好说明攻击者很难试到正确的 s s s 值 3.4 安全性分析
随机数 r r r
由于是椭圆曲线上的离散对数问题因此在知道 R R R 和 G G G 的情况下通过 R r ∗ G Rr*G Rr∗G 解出 r r r 是不可能的从而保证了 r r r 的私密性。但是该协议也只能在证明者和验证者的一对一安全通道中进行。
这是由于该协议存在交互过程。在公开验证的场景中一旦两个验证者相互串通交换自己得到的值便可以推出私钥。因此交互式 Schnorr 协议不支持公开验证。
不妨来个数学理论推导在公开验证的条件下两个验证者分别提供两个不同的随机值 c 1 c_1 c1 和 c 2 c_2 c2并要求证明者计算 s 1 r c 1 ∗ s k , s 2 r c 2 ∗ s k s_1 r c_1*sk,\ s_2 r c_2*sk s1rc1∗sk, s2rc2∗sk验证者即可推出 s k s 1 − s 2 c 1 − c 2 sk\frac{s_1-s_2}{c_1-c_2} skc1−c2s1−s2
因此这个过程便无法公开验证。 话说证明者两次为什么要选择同样的 r r r 呢难道这是公开验证的要求 随机数 c c c
进一步分析为什么需要验证者回复一个随机标量 c c c 呢答防止 Alice 造假
如果 Bob 不回复一个 c c c就变成了如下的一次性交互 如上图所示一次性交互去掉了第二步 Bob 回复 c c c并将之前的第一步和第三步合并成了一步。同样地Alice 的随机数 r r r 是为了隐藏 s k sk skBob 能够通过 R R R 来完成验证但不能通过 R R R 来倒推 r r r。 由于是椭圆曲线上的离散对数问题因此在知道 P K PK PK 和 G G G 的情况下通过 P K a ∗ G PK a * G PKa∗G 倒推 a a a 是不可能的从而保证了 a a a 的私密性。但是该方案存在重大问题。
因为 r r r 和 s s s 都是 Alice 自己生成的同时她又知道 Bob 的验证方式是拿 R P K RPK RPK 和 s ∗ G s * G s∗G 进行比较所以她完全可以在不知道 a a a 的情况下构造 R r ∗ G − P K R r * G - PK Rr∗G−PK 和 s r s r sr。
这样 Bob 的验证过程就变成了 s ∗ G ? R P K ⇒ r ∗ G ? r ∗ G − P K P K s * G \overset{?}{} R PK \Rightarrow r * G \overset{?}{} r * G - PK PK s∗G?RPK⇒r∗G?r∗G−PKPK
上述等式是永远成立的因此这种方案并不正确。 4 非交互式 Schnorr
通过 3.4 节的讨论可知交互式 Schnorr 协议存在私钥泄露的问题因此该协议无法在公开验证的场景中使用。通过将原始的交互式协议转变为非交互式协议可以解决这个问题。 这是因为没有交互过程了所以两个验证者之间没有机会进行串通。 4.1 协议流程
Alice随机选择一个 r r r并依次计算 R r ∗ G , c H a s h ( R , P K ) , s r c ∗ s k Rr*G,\ cHash(R,PK),\ src*sk Rr∗G, cHash(R,PK), src∗skAlice生成证明 ( R , s ) (R,s) (R,s)Bob (或者任意一个验证者)计算 c H a s h ( R , P K ) cHash(R,PK) cHash(R,PK)Bob (或者任意一个验证者)验证 s ∗ G ? R c ∗ P K s*G \overset{?}{} Rc*PK s∗G?Rc∗PK。
下图是非交互式 Schnorr 协议的协议流程 Alice 一个人把该算的都算完了然后再全部发送给 Bob 4.2 安全性分析
在交互式 Schnorr 协议中为了不让 Alice 造假需要 Bob 发送一个 c c c 值并要求 Alice 将 c c c 值构造进公式中。由此可见只要 Alice 自己选择一个无法造假的且大家公认的 c c c 值并将其构造进公式中这个问题就解决了。如下图所示 使用 Hash 函数计算 c c c 值达到了两个目的
一是Alice 在产生 R R R 之前没有办法预测 c c c即使 c c c 是 Alice 自己计算的二是 c c c 是通过 Hash 函数计算的会均匀分布在一个整数域内因此可以视为一个随机数。 请注意Alice 绝不能在产生 R R R 之前预测到 c c c不然Alice 就等于变相具有了「时间倒流」的超能力从而能任意愚弄 Bob 。 由于一个密码学安全的 Hash 函数是「单向」的比如 SHA256 等。 单向性是指通过一个 Hash 值输出很难或者不可能推导出原始输入数据。即在已知 c c c 值的情况下无法反推 ( R , P K ) (R,PK) (R,PK) 的值。换句话说即使 Alice 找到某 c c c 值很适合作弊她也无法找到对应的 ( R , P K ) (R,PK) (R,PK) 值。 即使 c c c 是 Alice 计算的Alice 也没有能力通过挑选 c c c 来进行作弊。因为只要 Alice 一产生 R R R c c c 就相当于固定下来了。此外Alice 可直接发送 ( R , s ) (R,s) (R,s) 给 Bob由于 Bob 拥有 Alice 的公钥 P K PK PK因此 Bob 可自行计算出 c c c 值。然后验证 s ∗ G ? R c ∗ P K s*G \overset{?}{} R c*PK s∗G?Rc∗PK 为了使验证等式恒成立Alice 可以随意地构造毫无关系的 R R R 值和 c c c 值吗答当然不行。到时候 c c c 值是由 Bob 亲自算的算出来的 c c c 值一定与 R R R 值配套Alice 的构造都是白干。 4.3 零知识解释
整个过程中 Alice 并未暴露自己的私钥且 Bob 无法通过正常手段或作弊手段获取 Alice 的私钥因此也是零知识的。 5 Schnorr 用于数字签名
提出数字签名的出发点有二
一是当消息基于网络传输时接收方希望证实消息 m m m 在传递过程中没有被篡改二是希望确认发送者的身份即发送者有一个私钥且私钥和消息 m m m 进行关联计算。
针对发送者证明自己的身份。这个很简单正是 Schnorr 协议的功能。即能够向对方证明「我拥有私钥」这个陈述。并且这个证明过程是零知识的不会泄露关于「私钥」的任何知识。 5.1 流程
那么私钥是如何和消息 m m m 关联的呢我们修改 c c c 的计算过程
m 白日依山尽黄河入海流
c Hash(R, m)为了保证攻击者不能随意伪造签名这里利用了离散对数难题和 Hash 函数满足抗第二原象这个假设。 下图就是基于非交互式 Schnorr 协议的数字签名方案 与原始协议的主要区别在于 H a s h ( R , P K ) ⇒ H a s h ( R , m ) Hash(R,PK) \Rightarrow Hash(R,m) Hash(R,PK)⇒Hash(R,m) 将公钥替换为了待签名的消息 ( R , s ) ⇒ ( c , s ) (R,s) \Rightarrow (c,s) (R,s)⇒(c,s) 将 R R R 替换为了 c c c后文会进行说明 5.2 优化
优化Alice 发给 Bob 的内容不是 ( R , s ) (R,s) (R,s) 而是 ( c , s ) (c,s) (c,s)这是因为 R R R 可以通过 c , s c,s c,s 计算出来。
注为什么说这是一个「优化」呢
假设我们采用了非常接近 2 256 2^{256} 2256 的有限域也就是说 s s s 是 256 比特那么椭圆曲线群的大小也差不多要接近 256 比特这样一来把 2 256 2^{256} 2256 开平方根后就是 2 128 2^{128} 2128所以说 256 比特椭圆曲线群的安全性只有 128 比特。那么挑战数 c c c 也只需要 128 比特就足够了。
这样 Alice 发送 c c c 要比发送 R R R 要更节省空间而后者至少需要 256 比特。 c c c 和 s s s 两个数值加起来总共 384 比特。相比现在流行的 ECDSA 签名方案来说可以节省 1/4 的宝贵空间。现在比特币开发团队已经准备将 ECDSA 签名方案改为一种类 Schnorr 协议的签名方案 —— MuSig可以实现更灵活地支持多签和聚合。 6 Fiat-Shamir 变换
上述通过 Hash 函数来把一个交互式证明系统转换为非交互式证明系统的方法称为 Fiat-Shamir 变换该变换通过减少通信的步骤提高了通信的效率。 Fiat-Shamir 变换又叫 Fiat-Shamir Heurisitc 启发式或者 Fiat-Shamir Paradigm 范式。 Fiat-Shamir 变换允许将交互步骤替换为非交互随机数预言机。
随机数预言机即随机数函数是一种针对任意输入得到的输出之间是相互独立且均匀分布的函数。理想的随机数预言机并不存在在实现中经常采用密码学哈希函数作为随机数预言机。
下面是一个示例图大家可以迅速理解 Fiat-Shamir 变换的做法
