作者:?ALEXANDERSKIDANOV
翻譯&校對:?IANLIU?&阿劍
來源:以太坊愛好者
回顧2015,DFinity項目提出了令整個社區都為之興奮的隨機信標方案——使用BLS門限簽名產生隨機輸出,同時保證輸出的無偏性及不可預測性。然而,時至2020年的今天,構建無偏且不可預測的隨機信標仍然困難重重,還在研究的項目少之又少。
其實門限簽名只是構建隨機信標的可行方法之一,我們前面發表過一篇概覽文章,介紹其他可能的解決方法,其中包含本文要重點提到的一種。其他細節——隨機信標是什么?什么是無偏性及不可預測性?除了門限簽名還有什么方法——這些問題都能在上述概覽中得到解答。
經過了多次設計迭代,我們最終提出類似DFinity的方案,這也是我們進一步深入理解隨機信標的大好契機。
本文將以淺顯的形式,講述門限簽名生成隨機數的一系列協議。
密碼學基礎知識
為了更好地了解本文中提到的隨機信標,我們需要掌握一些基礎密碼學知識。首先,我們必須區分兩個概念:1.在本文中以小寫字母表示標量,或者說普通常量;2.用大寫字母表示橢圓曲線上的點。
我們不需要對橢圓曲線點了解得很透徹,只要掌握下面兩點:
Safe:將通過SafeDAO決定如何處置初始分配的ARB代幣:5月11日消息,數字資產管理平臺Safe(原GnosisSafe)表示,將代表Safe生態接收Arbitrum基金會初始分配的ARB代幣,并將在Safe DAO論壇上發帖,以決定如何分配這些資金,同時公布了資金接收地址。此前報道,Arbitrum面向DAO的空投總計1.13億枚(1.13%),其中Safe獲得257540枚。[2023/5/11 14:56:14]
1、橢圓曲線點可以相加,也可以跟標量相乘,然后得到另一個橢圓曲線點。
2、即使知道G和xG的值,也不可能計算出x的值。
在本文中,我們還將用到k-1階多項式p(x);關于p(x),你不用想太多,只要把它當成一個方程就好,而且:只要你知道在k個不同的x下p(x)的值,你就能推導出所有x的p(x)值。
以此類推,對于同一個函數p(x)和基點G,如果你知道p(x)G代入k個不同的x值后的值,就可以推導出所有x所對應的p(x)G值。
只要明白了有關橢圓曲線點的這些屬性,就能深度理解隨機信標的工作原理了。
隨機信標
假設1:系統中有n個參與者,至少需要其中的k位才能產生隨機數。就算控制其中的k-1人,你也不能預知隨機信標的輸出結果、無法操縱結果。
Paxos發布加密寒冬如何幫助拯救數字資產經濟白皮書:金色財經報道,數字資產公司Paxos發布《加密貨幣冬天如何幫助拯救數字資產經濟》白皮書。白皮書匯集了Paxos領導團隊和加密貨幣市場數據提供商Kaiko的內部人士的見解,《加密貨幣之冬如何幫助拯救數字資產經濟》提供了對2022年底和2023年初歷史性破壞后的加密貨幣行業的看法。
為了對數字資產領域在這一動蕩時期的過去、現在和未來提供一個全面的看法,《加密貨幣之冬如何幫助拯救數字資產經濟》深入探討了2022年加密貨幣之冬之前的幾年,FTX和Alameda Research的高調崩潰所帶來的影響,以及由此造成的2.1萬億美元的市值損失。該白皮書還研究了一些關鍵的前瞻性話題,如監管環境、加密貨幣行業的運營路徑、該行業如何與消費者、風險投資公司、機構投資者重新建立信任等。[2023/4/12 14:00:08]
假設2:現在有個k-1階多項式p(x),參與者1知道p(1)的值、參與者2知道p(2)的值、……、參與者n知道p(n)的值;大家約好使用G作為橢圓曲線基點,所有參與者都知道p(x)G代入所有x的值。我們將p(i)視為參與者i的“私人份額”,而p(i)G是其“公開份額”
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要設計好的隨機信標,最困難的部分,就是要找到這么一個多項式,使得每個參與者都能知道自己的私人份額,但是無法知道他人的私人份額——這也被稱為分布式密鑰生成。DKG會放在下個章節討論,現在就先假設存在這么個多項式,而所有人都知道各自的私人份額。
我們接著討論,如何使用這套假設在區塊鏈協議中產生一個隨機信標?假設網絡產生一個區塊,區塊哈希為h。現在參與者們想用h作為種子以生成隨機數,首先用約定好的函數,將h轉換為某條橢圓曲線上的一個點:
H=scalarToPoint(h)
對于參與者i來說,因為他知道p(i)和H,所以可以自行計算出H_i=p(i)H。對外公布H_i并不會導致參與者i的私人份額p(i)暴露,因此在每個區塊中都能重用同樣的私人份額,因此DKG只需要進行一次。
根據前面提到的第三點特性,當至少有k位參與者公布他們各自的H_i=p(i)H之后,其他人就能知道代入任何一個x之后,H_x=p(x)H是什么。然后所有參與者都可以在自己本地計算H_0=p(0)H,并以這個結果的哈希值作為隨機信標的輸出;請注意,因為沒有參與者知道p(0),所以唯一能得到p(0)H的方法就是對p(x)H進行內插法計算,要完成內插計算需要知道至少k個p(i)H的值。如果公布的人不足k位,則其他人無法推出p(0)H的值。
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基于此技術構建的信標延續了這些我們所需的特性:如果攻擊者只掌控了少于k-1位參與者,則他無法操控隨機信標的輸出;其他k位參與者才能計算出最終輸出,他們的子集或其他更多的參與者,都能得出相同的輸出。
我們還忽略了一件事。為了使用插值法計算p(0)H,必須保證參與者i所公開的H_i真的等于p(i)H。但是因為除了參與者i,其他參與者都不知道p(i)是什么,所以沒法直接驗證參與者i公布的H_i是否的確等于p(i)H;如果不要求為H_i附上密碼學證明,攻擊者可以直接聲稱某個H_i的值,而其他人沒有辦法辨別真偽。
有至少兩種密碼學證明辦法,可以用來判別H_i的真偽。我們會在聊完DKG之后介紹。
動態 | Block.one 總裁發文闡述區塊鏈如何解決銀行的 KYC 和 AML 問題:據 IMEOS 報道,Block.one 總裁 Rob Jesudason 十分鐘前發文《How Blockchain Offers an Answer to Banks’ KYC and AML Issues 》闡述區塊鏈如何解決銀行的 KYC 和 AML 問題。他認為區塊鏈不是官僚或新聞中想象的監管雷區; 相反,它可以成為監管機構的資產。
文中提及在過去十年中,許多世界領先的銀行都因反洗錢問題而被罰款,罰款總數達260億美元之多。而在過去12個月中,監管機構如何考慮如何鼓勵使用區塊鏈技術方面取得了進展。區塊鏈技術可以減輕數據模糊性并減少欺詐的可能性。如果所有銀行都在區塊鏈上,那么KYC和AML數據可以以安全,透明和無縫的方式在金融機構之間共享。[2018/10/16]
分布式密鑰生成
根據前面章節對隨機信標的介紹,我們需要n位參與者共同使用某個k-1階多項式p(x),使得每個參與者i知道自己的p(i),而其他人無法得知。下一步,需要所有參與者都知道:給定G時,所有的x所對應的p(x)g值。
在本章節,我們假設每個人都有自己的私鑰x_i,而且其他人都知道x_i對應的公鑰X_i。
那么運行DKG的一種方式如下:
1、每個參與者i在本地運行k-1階多項式p_i(x)的計算。接著用公鑰X_j將每個p_i(j)加密,并發送給對應的參與者j。如此一來,只有參與者j能解密出p_i(j);參與者i還要公布所有p_i(j)G,j∈1~k。
2、所有參與者要對一個至少由k個多項式組成的集合達成共識。因為有些參與者可能掉線,所以他們不可能等到n個驗證者都作出如此承諾再進行下一步;只要至少k個驗證者都作出“收到至少k個這樣的多項式”的承諾之后,他們就可以使用某種形式的共識算法對他們所收到多項式的子集Z達成共識。
3、所有參與者共同驗證加密的p_i(j)與公開的p_i(j)G是否對應,并從Z中移除不合格的多項式。
4、對于集合Z中的每個多項式p_i(x),每個參與者j自行計算p_i(j)的總和作為私人份額p(j);同樣的,對于集合Z中的每個p_i(x)G?,參與者可以計算p_i(x)G的總和作為公開份額p(x)G。
因為p(x)是每個獨立的p_i(x)的總和,每個p_i(x)都是k-1階多項式,所以要觀察p(x)是否也是k-1階多項式。其次要注意,每個參與者j只知道p(j)的值,但不知道其他p(x)的值。實際上,為了知道p(x)的值,TA需要知道所有的p_i(x),只要至少一個被承諾多項式的值屬于未知,TA就不可能知道p(x)。
上述步驟組成了完整的DKG過程。步驟1、2、4相對直觀,但第3步就比較復雜了。
具體來解釋第三步——我們需要找個方法,證明每個加密的p_i(j)與公開的p_i(j)G存在對應關系。如果沒有這種驗證,攻擊者i可以向參與者j胡亂發送消息,而不是發送正確的加密p_i(j),導致參與者j無法進一步計算自己的私人份額。
雖然有辦法可以制作出加密份額的形式正確性密碼學證明。但是,這樣的證明數據過大,并且要向全網公布這樣的證明,時間復雜度可能高達O(nk),證明的size是嚴重的瓶頸。
在NEAR協議中,我們不去證明p_i(j)與公開的p_i(j)G的關系,而是在DKG過程中給予每個參與者充分的時間,去證明“他們收到的p_i(j)與公開廣播的p_i(j)G對不上”。協議中假設每個參與者在窗口期內至少會上線一次,而他們提交的挑戰就能進入區塊鏈。對于區塊生產者來說,這兩個假設都很合理,因為要做區塊生產者,一般來說在整個epoch中都要在線;如果大多數區塊生產者密謀不接收這條消息,其實整個系統就已經不安全,攻擊者其實有更好的方式攻擊整個系統。
假如某個區塊生產者收到無效的公開份額,而且沒有及時在DKG過程中提出挑戰,則該礦工也無法在該時段中參與隨機數生成。請注意,只要其他k個誠實的參與者都能正確計算出份額,協議仍將正常運作。
證明
還剩下最后一個問題:我們如何以不透露p(i)為前提,證明自己公布的H_i等于p(i)H?
回想一下,每個參與者都知道H、G、p(i)G的值。在給定p(i)G和G的情況下回推p(i)的運算被稱為離散對數問題,又簡稱為dlog。那么每個參與者想做的都是:既能向他人證明?dlog(p(i)G,G)=dlog(H_i,H),又不會透露p(i)。的確存在這么一種方法構建上述證明,其中之一就是——Schnorr協議;通過Schnorr協議,參與者能在發布H_i時附上H_i的正確性證明。
回想一下,隨機信標連的輸出是H_0的內插值。對于沒有參與生成隨機信標輸出的人來說,除了H_0,還需要哪些信息來驗證這個值的正確性?因為每個人都能自行在本地計算中加入G_0,所以只要證明?dlog(G_0,G)=dlog(H_0,H)?就行了。但因為信標的特性,我們無法得知p(0),也就無法通過Schnorr協議生成這樣的證明。所以如果你要向其他人證明H_0的正確性,就必須保留所有H_i的值及其相應的證明。
不過,好消息是,如果有些計算類似于橢圓曲線點乘法,則只需驗證?H_0×G=G_0×H?即可證明H_0的計算正確無誤。
如果所選的橢圓曲線支持橢圓曲線配對運算,則這種證明是可行的。在這種情況下,任何知道G,H和G_0的人都可以核實H_0;而且H_0也可視作一個集體的多重簽名,證明區塊n的正確性得到至少k位參與者的檢查認證。
目前我們還未在NEAR中使用橢圓曲線配對運算,但未來我們可能會使用,然后利用上文討論的小技巧取代我們當前使用的單一簽名方法。另一方面,DFinity使用BLS簽名,可以利用配對運算來實現上述簽名。
原文鏈接:https://nearprotocol.com/blog/randomness-threshold-signatures/
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