CryptoNote v2.0
Das hier präsentierte Paper ist das CryptoNote v2.0 Whitepaper von Nicolas van Saberhagen (2013), das die kryptografischen Grundlagen beschreibt, auf denen Monero aufbaut. Es handelt sich nicht um ein Monero-spezifisches Whitepaper – Monero startete 2014 als Fork der CryptoNote-Referenzimplementierung (Bytecoin) und hat sich seitdem erheblich über das ursprüngliche Protokoll hinaus weiterentwickelt.
Einführung
„Bitcoin“ [1] ist eine erfolgreiche Umsetzung des Konzepts des P2P-E-Cash. Beides Fachleute und die breite Öffentlichkeit haben die praktische Kombination von zu schätzen gelernt öffentliche Transaktionen und proof-of-work als Vertrauensmodell. Heute ist die Benutzerbasis von elektronischem Bargeld wächst stetig; Kunden werden von niedrigen Gebühren und der gebotenen Anonymität angezogen durch elektronisches Bargeld und Händler schätzen seine vorhergesagte und dezentrale Ausgabe. Bitcoin hat hat effektiv bewiesen, dass elektronisches Bargeld so einfach wie Papiergeld und so bequem sein kann Kreditkarten. Leider weist Bitcoin mehrere Mängel auf. Beispielsweise ist das System verteilt Die Natur ist unflexibel und verhindert die Implementierung neuer Funktionen, bis fast alle Netzwerkbenutzer ihre Clients aktualisieren. Einige kritische Mängel, die nicht schnell behoben werden können, schrecken Bitcoin ab weite Verbreitung. In solchen unflexiblen Modellen ist es effizienter, ein neues Projekt umzusetzen anstatt das ursprüngliche Projekt ständig zu reparieren. In diesem Artikel untersuchen und schlagen wir Lösungen für die Hauptmängel von Bitcoin vor. Wir glauben dass ein System, das die von uns vorgeschlagenen Lösungen berücksichtigt, zu einem gesunden Wettbewerb führen wird zwischen verschiedenen elektronischen Geldsystemen. Wir bieten auch unser eigenes elektronisches Bargeld „CryptoNote“ an. ein Name, der den nächsten Durchbruch im Bereich des elektronischen Geldes unterstreicht.
Bitcoin Nachteile und mögliche Lösungen
2 Bitcoin Nachteile und einige mögliche Lösungen 2.1 Rückverfolgbarkeit von Transaktionen Privatsphäre und Anonymität sind die wichtigsten Aspekte von elektronischem Bargeld. Peer-to-Peer-Zahlungen Sie streben danach, vor der Sicht Dritter verborgen zu bleiben, was einen deutlichen Unterschied zu herkömmlichen Verfahren darstellt Bankwesen. Insbesondere beschrieben T. Okamoto und K. Ohta sechs Kriterien für ideales elektronisches Bargeld: Dazu gehörte „Datenschutz: Die Beziehung zwischen dem Benutzer und seinen Einkäufen muss nicht nachvollziehbar sein.“ von irgendjemandem“ [30]. Aus ihrer Beschreibung haben wir zwei Eigenschaften abgeleitet, die völlig anonym sind Das elektronische Bargeldmodell muss den von Okamoto dargelegten Anforderungen genügen und Ohta: Unverfolgbarkeit: Für jede eingehende Transaktion sind alle möglichen Absender gleichwahrscheinlich. Unverknüpfbarkeit: Für zwei beliebige ausgehende Transaktionen lässt sich nicht nachweisen, dass sie an sie gesendet wurden die gleiche Person. Leider erfüllt Bitcoin nicht die Anforderung der Unauffindbarkeit. Da alle Transaktionen, die zwischen den Netzwerkteilnehmern stattfinden, öffentlich sind, kann jede Transaktion öffentlich sein 1 CryptoNote v 2.0 Nicolas van Saberhagen 17. Oktober 2013 1 Einführung „Bitcoin“ [1] ist eine erfolgreiche Umsetzung des Konzepts des P2P-E-Cash. Beides Fachleute und die breite Öffentlichkeit haben die praktische Kombination von zu schätzen gelernt öffentliche Transaktionen und proof-of-work als Vertrauensmodell. Heute ist die Benutzerbasis von elektronischem Bargeld wächst stetig; Kunden werden von niedrigen Gebühren und der gebotenen Anonymität angezogen durch elektronisches Bargeld und Händler schätzen seine vorhergesagte und dezentrale Ausgabe. Bitcoin hat hat effektiv bewiesen, dass elektronisches Bargeld so einfach wie Papiergeld und so bequem sein kann Kreditkarten. Leider weist Bitcoin mehrere Mängel auf. Beispielsweise ist das System verteilt Die Natur ist unflexibel und verhindert die Implementierung neuer Funktionen, bis fast alle Netzwerkbenutzer ihre Clients aktualisieren. Einige kritische Mängel, die nicht schnell behoben werden können, schrecken Bitcoin ab weite Verbreitung. In solchen unflexiblen Modellen ist es effizienter, ein neues Projekt umzusetzen anstatt das ursprüngliche Projekt ständig zu reparieren. In diesem Artikel untersuchen und schlagen wir Lösungen für die Hauptmängel von Bitcoin vor. Wir glauben dass ein System, das die von uns vorgeschlagenen Lösungen berücksichtigt, zu einem gesunden Wettbewerb führen wird zwischen verschiedenen elektronischen Geldsystemen. Wir bieten auch unser eigenes elektronisches Bargeld „CryptoNote“ an. ein Name, der den nächsten Durchbruch im Bereich des elektronischen Geldes unterstreicht. 2 Bitcoin Nachteile und einige mögliche Lösungen 2.1 Rückverfolgbarkeit von Transaktionen Privatsphäre und Anonymität sind die wichtigsten Aspekte von elektronischem Bargeld. Peer-to-Peer-Zahlungen Sie streben danach, vor der Sicht Dritter verborgen zu bleiben, was einen deutlichen Unterschied zu herkömmlichen Verfahren darstellt Bankwesen. Insbesondere beschrieben T. Okamoto und K. Ohta sechs Kriterien für ideales elektronisches Bargeld: Dazu gehörte „Datenschutz: Die Beziehung zwischen dem Benutzer und seinen Einkäufen muss nicht nachvollziehbar sein.“ von irgendjemandem“ [30]. Aus ihrer Beschreibung haben wir zwei Eigenschaften abgeleitet, die völlig anonym sind Das elektronische Bargeldmodell muss den von Okamoto dargelegten Anforderungen genügen und Ohta: Unverfolgbarkeit: Für jede eingehende Transaktion sind alle möglichen Absender gleichwahrscheinlich. Unverknüpfbarkeit: Für zwei beliebige ausgehende Transaktionen lässt sich nicht nachweisen, dass sie an sie gesendet wurden die gleiche Person. Leider erfüllt Bitcoin nicht die Anforderung der Unauffindbarkeit. Da alle Transaktionen, die zwischen den Netzwerkteilnehmern stattfinden, öffentlich sind, kann jede Transaktion öffentlich sein 1 3 Bitcoin scheitert definitiv an der „Unauffindbarkeit“. Wenn ich Ihnen BTC sende, das Wallet, von dem es gesendet wird ist unwiderruflich auf blockchain gestempelt. Es besteht kein Zweifel darüber, wer diese Gelder geschickt hat. denn nur wer die privaten Schlüssel kennt, kann sie versenden.eindeutig auf einen eindeutigen Ursprung und Endempfänger zurückgeführt werden. Auch wenn sich zwei Teilnehmer austauschen Mittel auf indirektem Weg, eine richtig entwickelte Wegfindungsmethode wird den Ursprung aufdecken und Endempfänger. Es besteht außerdem der Verdacht, dass Bitcoin die zweite Eigenschaft nicht erfüllt. Einige Forscher gab an ([33, 35, 29, 31]), dass eine sorgfältige blockchain-Analyse einen Zusammenhang zwischen aufdecken könnte die Benutzer des Netzwerks Bitcoin und ihre Transaktionen. Obwohl es eine Reihe von Methoden gibt umstritten [25], es besteht der Verdacht, dass viele versteckte persönliche Informationen daraus extrahiert werden können öffentliche Datenbank. Dass Bitcoin die beiden oben genannten Eigenschaften nicht erfüllt, lässt uns zu dem Schluss kommen, dass dies der Fall ist kein anonymes, sondern ein pseudoanonymes elektronisches Bargeldsystem. Die Benutzer entwickelten sich schnell Lösungen, um diesen Mangel zu umgehen. Zwei direkte Lösungen waren „Wäschedienste“ [2] und die Entwicklung verteilter Methoden [3, 4]. Beide Lösungen basieren auf der Idee des Mischens mehrere öffentliche Transaktionen und deren Versand über eine Zwischenadresse; was wiederum hat den Nachteil, dass eine vertrauenswürdige dritte Partei erforderlich ist. Kürzlich wurde von I. Miers et al. ein kreativeres Schema vorgeschlagen. [28]: „Zerocoin“. Zerocoin verwendet kryptografische Einwegakkumulatoren und wissensfreie Beweise, die es Benutzern ermöglichen „Umwandeln“ Sie Bitcoins in Zerocoins und geben Sie sie stattdessen mit einem anonymen Eigentumsnachweis aus explizite, auf öffentlichen Schlüsseln basierende digitale Signaturen. Allerdings haben solche Wissensbeweise eine Konstante aber unpraktische Größe – etwa 30 KB (basierend auf den heutigen Bitcoin-Grenzwerten), was den Vorschlag ausmacht unpraktisch. Die Autoren geben zu, dass das Protokoll wahrscheinlich nie von der Mehrheit akzeptiert werden wird Bitcoin Benutzer [5]. 2.2 Die Funktion proof-of-work Der Erfinder von Bitcoin, Satoshi Nakamoto, beschrieb den Mehrheitsentscheidungsalgorithmus als „oneCPU-one-vote“ und verwendete für seinen proof-of-work eine CPU-gebundene Preisfunktion (double SHA-256). Schema. Da Benutzer für die einzelne Historie der Transaktionsreihenfolge [1] stimmen, ist die Angemessenheit und Konsistenz dieses Prozesses sind kritische Bedingungen für das gesamte System. Die Sicherheit dieses Modells leidet unter zwei Nachteilen. Erstens benötigt es 51 % des Netzwerks Die Mining-Leistung muss unter der Kontrolle ehrlicher Benutzer stehen. Zweitens der Fortschritt des Systems (Fehlerbehebungen, Sicherheitsupdates usw.) erfordern, dass die überwältigende Mehrheit der Benutzer dies unterstützt und ihnen zustimmt Änderungen (dies geschieht, wenn die Benutzer ihre Wallet-Software aktualisieren) [6].Endlich die gleiche Abstimmung Der Mechanismus wird auch für kollektive Umfragen zur Implementierung einiger Funktionen verwendet [7]. Dies ermöglicht es uns, die Eigenschaften zu vermuten, die von proof-of-work erfüllt werden müssen. Preisfunktion. Eine solche Funktion darf es einem Netzwerkteilnehmer nicht ermöglichen, eine signifikante Bedeutung zu erlangen Vorteil gegenüber einem anderen Teilnehmer; es erfordert eine Parität zwischen gemeinsamer Hardware und hoher Hardware Kosten für kundenspezifische Geräte. Aus den aktuellen Beispielen [8] können wir ersehen, dass die Funktion SHA-256 verwendet wird in der Bitcoin-Architektur besitzt diese Eigenschaft nicht, da der Bergbau effizienter wird GPUs und ASIC-Geräte im Vergleich zu High-End-CPUs. Daher schafft Bitcoin günstige Bedingungen für eine große Lücke zwischen der Stimmmacht von Teilnehmer, da dies gegen das „Eine-CPU-eine-Stimme“-Prinzip verstößt, da GPU- und ASIC-Besitzer Eigentümer sind eine viel größere Stimmmacht im Vergleich zu CPU-Besitzern. Es ist ein klassisches Beispiel dafür Pareto-Prinzip, bei dem 20 % der Teilnehmer eines Systems mehr als 80 % der Stimmen kontrollieren. Man könnte argumentieren, dass eine solche Ungleichheit für die Sicherheit des Netzwerks nicht relevant ist, da dies nicht der Fall ist Die geringe Anzahl der Teilnehmer kontrolliert die Mehrheit der Stimmen, aber die Ehrlichkeit dieser Stimmen Teilnehmer, worauf es ankommt. Dieses Argument ist jedoch etwas fehlerhaft, da es eher das ist Möglichkeit, dass billige Spezialhardware auftaucht, und nicht die Ehrlichkeit der Teilnehmer stellt eine Bedrohung dar. Um dies zu demonstrieren, nehmen wir das folgende Beispiel. Angenommen, ein Böswilliger Der Einzelne erlangt beträchtliche Mining-Power, indem er billig seine eigene Mining-Farm gründet 2 eindeutig auf einen eindeutigen Ursprung und Endempfänger zurückgeführt werden. Auch wenn sich zwei Teilnehmer austauschen Mittel auf indirektem Weg, eine richtig entwickelte Wegfindungsmethode wird den Ursprung aufdecken und Endempfänger. Es wird außerdem vermutet, dass Bitcoin die zweite Eigenschaft nicht erfüllt. Einige Forscher gab an ([33, 35, 29, 31]), dass eine sorgfältige blockchain-Analyse einen Zusammenhang zwischen aufdecken könnte die Benutzer des Netzwerks Bitcoin und ihre Transaktionen. Obwohl es eine Reihe von Methoden gibt dMit der Bezeichnung [25] besteht der Verdacht, dass viele versteckte persönliche Informationen daraus extrahiert werden können öffentliche Datenbank. Dass Bitcoin die beiden oben genannten Eigenschaften nicht erfüllt, lässt uns zu dem Schluss kommen, dass dies der Fall ist kein anonymes, sondern ein pseudoanonymes elektronisches Bargeldsystem. Die Benutzer entwickelten sich schnell Lösungen, um diesen Mangel zu umgehen. Zwei direkte Lösungen waren „Wäschedienste“ [2] und die Entwicklung verteilter Methoden [3, 4]. Beide Lösungen basieren auf der Idee des Mischens mehrere öffentliche Transaktionen und deren Versand über eine Zwischenadresse; was wiederum hat den Nachteil, dass eine vertrauenswürdige dritte Partei erforderlich ist. Kürzlich wurde von I. Miers et al. ein kreativeres Schema vorgeschlagen. [28]: „Zerocoin“. Zerocoin verwendet kryptografische Einwegakkumulatoren und wissensfreie Beweise, die es Benutzern ermöglichen „Umwandeln“ Sie Bitcoins in Zerocoins und geben Sie sie stattdessen mit einem anonymen Eigentumsnachweis aus explizite, auf öffentlichen Schlüsseln basierende digitale Signaturen. Allerdings haben solche Wissensbeweise eine Konstante aber unpraktische Größe – etwa 30 KB (basierend auf den heutigen Bitcoin-Grenzwerten), was den Vorschlag ausmacht unpraktisch. Die Autoren geben zu, dass das Protokoll wahrscheinlich nie von der Mehrheit akzeptiert werden wird Bitcoin Benutzer [5]. 2.2 Die Funktion proof-of-work Der Erfinder von Bitcoin, Satoshi Nakamoto, beschrieb den Mehrheitsentscheidungsalgorithmus als „oneCPU-one-vote“ und verwendete für seinen proof-of-work eine CPU-gebundene Preisfunktion (double SHA-256). Schema. Da Benutzer für die einzelne Transaktionsverlaufsreihenfolge [1] stimmen, ist die Angemessenheit und Konsistenz dieses Prozesses sind kritische Bedingungen für das gesamte System. Die Sicherheit dieses Modells leidet unter zwei Nachteilen. Erstens benötigt es 51 % des Netzwerks Die Mining-Leistung muss unter der Kontrolle ehrlicher Benutzer stehen. Zweitens der Fortschritt des Systems (Fehlerbehebungen, Sicherheitsupdates usw.) erfordern, dass die überwältigende Mehrheit der Benutzer dies unterstützt und ihnen zustimmt Änderungen (dies geschieht, wenn die Benutzer ihre Wallet-Software aktualisieren) [6].Endlich die gleiche Abstimmung Der Mechanismus wird auch für kollektive Umfragen zur Implementierung einiger Funktionen verwendet [7]. Dies ermöglicht es uns, die Eigenschaften zu vermuten, die von proof-of-work erfüllt werden müssen. Preisfunktion. Eine solche Funktion darf es einem Netzwerkteilnehmer nicht ermöglichen, eine signifikante Bedeutung zu erlangen Vorteil gegenüber einem anderen Teilnehmer; es erfordert eine Parität zwischen gemeinsamer Hardware und hoher Hardware Kosten für kundenspezifische Geräte. Aus den aktuellen Beispielen [8] können wir ersehen, dass die Funktion SHA-256 verwendet wird in der Bitcoin-Architektur besitzt diese Eigenschaft nicht, da der Bergbau effizienter wird GPUs und ASIC-Geräte im Vergleich zu High-End-CPUs. Daher schafft Bitcoin günstige Bedingungen für eine große Kluft zwischen der Stimmmacht von Teilnehmer, da dies gegen das „Eine-CPU-eine-Stimme“-Prinzip verstößt, da GPU- und ASIC-Besitzer Eigentümer sind eine viel größere Stimmmacht im Vergleich zu CPU-Besitzern. Es ist ein klassisches Beispiel dafür Pareto-Prinzip, bei dem 20 % der Teilnehmer eines Systems mehr als 80 % der Stimmen kontrollieren. Man könnte argumentieren, dass eine solche Ungleichheit für die Sicherheit des Netzwerks nicht relevant ist, da dies nicht der Fall ist Die geringe Anzahl der Teilnehmer kontrolliert die Mehrheit der Stimmen, aber die Ehrlichkeit dieser Stimmen Teilnehmer, worauf es ankommt. Dieses Argument ist jedoch etwas fehlerhaft, da es eher das ist Möglichkeit, dass billige Spezialhardware auftaucht, und nicht die Ehrlichkeit der Teilnehmer stellt eine Bedrohung dar. Um dies zu demonstrieren, nehmen wir das folgende Beispiel. Angenommen, ein Böswilliger Der Einzelne erlangt beträchtliche Mining-Power, indem er billig seine eigene Mining-Farm gründet 2 4 Vermutlich, wenn jeder Nutzer seiner eigenen Anonymität dadurch gerecht wird, dass er immer eine neue Adresse generiert für JEDE erhaltene Zahlung (was absurd, aber technisch gesehen die „richtige“ Vorgehensweise ist), und wenn jeder Benutzer die Anonymität aller anderen dadurch schützen würde, dass er darauf besteht, niemals Geld zu senden zweimal an dieselbe BTC-Adresse senden, dann würde Bitcoin immer noch nur umständlich das übergeben Unverknüpfbarkeitstest. Warum? Verbraucherdaten können genutzt werden, um jederzeit erstaunlich viel über Menschen herauszufinden. Siehe zum Beispiel http://www.applieddatalabs.com/content/target-knows-it-shows Stellen Sie sich nun vor, dass dies 20 Jahre in der Zukunft liegt, und stellen Sie sich außerdem vor, dass Target es nicht einfach wusste über Ihre Kaufgewohnheiten bei Target, aber sie haben die blockchain für ALLES durchsucht IHRE PERSÖNLICHEN EINKÄUFE MIT IHREM COINBASE WALLET FÜR DIE VERGANGENHEIT ZWÖLF JAHRE. Sie werden sagen: „Hey Kumpel, vielleicht möchtest du dir heute Abend ein Hustenmittel besorgen, das wirst du nicht.“ Fühlen Sie sich morgen gut. Dies ist möglicherweise nicht der Fall, wenn die Mehrparteiensortierung korrekt ausgenutzt wird. Siehe zum Beispiel diesBlogbeitrag: http://blog.ezyang.com/2012/07/secure-multiparty-bitcoin-anonymization/ Ich bin von der Rechnung nicht ganz überzeugt, aber ... ein Papier nach dem anderen, oder? Zitat erforderlich. Während das Zerocoin-Protokoll (Standalone) möglicherweise unzureichend ist, ist das Zerocash Das Protokoll scheint Transaktionen mit einer Größe von 1 KB implementiert zu haben. Dieses Projekt wird unterstützt von natürlich die US-amerikanischen und israelischen Streitkräfte, also wer weiß schon, wie robust es ist. Auf der anderen Seite Andererseits möchte niemand mehr Geld ohne Aufsicht ausgeben können als das Militär. http://zerocash-project.org/ Ich bin nicht überzeugt... siehe zum Beispiel http://fc14.ifca.ai/bitcoin/papers/bitcoin14_submission_12.pdf Zitat eines Cryptonote-Entwicklers Maurice Planck (vermutlich ein Pseudonym) aus der Cryptonote Foren: „Zerocoin, Zerocash. Das ist die fortschrittlichste Technologie, das muss ich zugeben. Ja, das Zitat Das Obige stammt aus der Analyse der vorherigen Version des Protokolls. Meines Wissens nach ist das nicht der Fall 288, aber 384 Bytes, aber das sind trotzdem gute Nachrichten. Sie nutzten eine brandneue Technik namens SNARK, die gewisse Nachteile hat: zum Beispiel große anfängliche Datenbank öffentlicher Parameter, die zum Erstellen einer Signatur erforderlich sind (mehr als 1 GB) und Erheblicher Zeitaufwand für die Erstellung einer Transaktion (mehr als eine Minute). Schließlich verwenden sie a junge Krypto, die ich als umstrittene Idee erwähnt habe: https://forum.cryptonote.org/viewtopic.php?f= " - Maurice P. Do 3. April 2014 19:56 Uhr Eine Funktion, die in der CPU ausgeführt wird und nicht für GPU, FPGA oder ASIC geeignet ist Berechnung. Das in proof-of-work verwendete „Puzzle“ wird als Preisfunktion, Kostenfunktion oder bezeichnet Puzzle-Funktion.
eindeutig auf einen eindeutigen Ursprung und Endempfänger zurückgeführt werden. Auch wenn sich zwei Teilnehmer austauschen Mittel auf indirektem Weg, eine richtig entwickelte Wegfindungsmethode wird den Ursprung aufdecken und Endempfänger. Es wird auch vermutet, dass Bitcoin die zweite Eigenschaft nicht erfüllt. Einige Forscher gab an ([33, 35, 29, 31]), dass eine sorgfältige blockchain-Analyse einen Zusammenhang zwischen aufdecken könnte die Benutzer des Netzwerks Bitcoin und ihre Transaktionen. Obwohl es eine Reihe von Methoden gibt umstritten [25], es besteht der Verdacht, dass viele versteckte persönliche Informationen daraus extrahiert werden können öffentliche Datenbank. Dass Bitcoin die beiden oben genannten Eigenschaften nicht erfüllt, lässt uns zu dem Schluss kommen, dass dies der Fall ist kein anonymes, sondern ein pseudoanonymes elektronisches Bargeldsystem. Die Benutzer entwickelten sich schnell Lösungen, um diesen Mangel zu umgehen. Zwei direkte Lösungen waren „Wäschedienste“ [2] und die Entwicklung verteilter Methoden [3, 4]. Beide Lösungen basieren auf der Idee des Mischens mehrere öffentliche Transaktionen und deren Versand über eine Zwischenadresse; was wiederum hat den Nachteil, dass eine vertrauenswürdige dritte Partei erforderlich ist. Kürzlich wurde von I. Miers et al. ein kreativeres Schema vorgeschlagen. [28]: „Zerocoin“. Zerocoin verwendet kryptografische Einwegakkumulatoren und wissensfreie Beweise, die es Benutzern ermöglichen „Umwandeln“ Sie Bitcoins in Zerocoins und geben Sie sie stattdessen mit einem anonymen Eigentumsnachweis aus explizite, auf öffentlichen Schlüsseln basierende digitale Signaturen. Allerdings haben solche Wissensbeweise eine Konstante aber unpraktische Größe – etwa 30 KB (basierend auf den heutigen Bitcoin-Grenzwerten), was den Vorschlag ausmacht unpraktisch. Die Autoren geben zu, dass das Protokoll wahrscheinlich nie von der Mehrheit akzeptiert werden wird Bitcoin Benutzer [5]. 2.2 Die Funktion proof-of-work Der Erfinder von Bitcoin, Satoshi Nakamoto, beschrieb den Mehrheitsentscheidungsalgorithmus als „oneCPU-one-vote“ und verwendete für seinen proof-of-work eine CPU-gebundene Preisfunktion (double SHA-256). Schema. Da Benutzer für die einzelne Transaktionsverlaufsreihenfolge [1] stimmen, ist die Angemessenheit und Konsistenz dieses Prozesses sind kritische Bedingungen für das gesamte System. Die Sicherheit dieses Modells leidet unter zwei Nachteilen. Erstens benötigt es 51 % des Netzwerks Die Mining-Leistung muss unter der Kontrolle ehrlicher Benutzer stehen. Zweitens der Fortschritt des Systems (Fehlerbehebungen, Sicherheitsupdates usw.) erfordern, dass die überwältigende Mehrheit der Benutzer dies unterstützt und ihnen zustimmt Änderungen (dies geschieht, wenn die Benutzer ihre Wallet-Software aktualisieren) [6]. Endlich die gleiche Abstimmung Der Mechanismus wird auch für kollektive Umfragen zur Implementierung einiger Funktionen verwendet [7]. Dies ermöglicht es uns, die Eigenschaften zu vermuten, die von proof-of-work erfüllt werden müssen. Preisfunktion. Eine solche Funktion darf es einem Netzwerkteilnehmer nicht ermöglichen, eine signifikante Bedeutung zu erlangen Vorteil gegenüber einem anderen Teilnehmer; es erfordert eine Parität zwischen gemeinsamer Hardware und hoher Hardware Kosten für kundenspezifische Geräte. Aus den aktuellen Beispielen [8] können wir ersehen, dass die Funktion SHA-256 verwendet wird in der Bitcoin-Architektur besitzt diese Eigenschaft nicht, da der Bergbau effizienter wird GPUs und ASIC-Geräte im Vergleich zu High-End-CPUs. Daher schafft Bitcoin günstige Bedingungen für eine große Kluft zwischen der Stimmmacht von Teilnehmer, da dies gegen das „Eine-CPU-eine-Stimme“-Prinzip verstößt, da GPU- und ASIC-Besitzer Eigentümer sind eine viel größere Stimmmacht im Vergleich zu CPU-Besitzern. Es ist ein klassisches Beispiel dafür Pareto-Prinzip, bei dem 20 % der Teilnehmer eines Systems mehr als 80 % der Stimmen kontrollieren. Man könnte argumentieren, dass eine solche Ungleichheit für die Sicherheit des Netzwerks nicht relevant ist, da dies nicht der Fall ist Die geringe Anzahl der Teilnehmer kontrolliert die Mehrheit der Stimmen, aber die Ehrlichkeit dieser Stimmen Teilnehmer, worauf es ankommt. Dieses Argument ist jedoch etwas fehlerhaft, da es eher das ist Möglichkeit, dass billige Spezialhardware auftaucht, und nicht die Ehrlichkeit der Teilnehmer stellt eine Bedrohung dar. Um dies zu demonstrieren, nehmen wir das folgende Beispiel. Angenommen, ein Böswilliger Der Einzelne erlangt beträchtliche Mining-Power, indem er billig seine eigene Mining-Farm gründet 2 eindeutig auf einen eindeutigen Ursprung und Endempfänger zurückgeführt werden. Auch wenn sich zwei Teilnehmer austauschen Mittel auf indirektem Weg, eine richtig entwickelte Wegfindungsmethode wird den Ursprung aufdecken und Endempfänger. Es wird auch vermutet, dass Bitcoin die zweite Eigenschaft nicht erfüllt. Einige Forscher gab an ([33, 35, 29, 31]), dass eine sorgfältige blockchain-Analyse einen Zusammenhang zwischen aufdecken könnte die Benutzer des Netzwerks Bitcoin und ihre Transaktionen. Obwohl es eine Reihe von Methoden gibt dMit der Bezeichnung [25] besteht der Verdacht, dass viele versteckte persönliche Informationen daraus extrahiert werden können öffentliche Datenbank. Dass Bitcoin die beiden oben genannten Eigenschaften nicht erfüllt, lässt uns zu dem Schluss kommen, dass dies der Fall ist kein anonymes, sondern ein pseudoanonymes elektronisches Bargeldsystem. Die Benutzer entwickelten sich schnell Lösungen, um diesen Mangel zu umgehen. Zwei direkte Lösungen waren „Wäschedienste“ [2] und die Entwicklung verteilter Methoden [3, 4]. Beide Lösungen basieren auf der Idee des Mischens mehrere öffentliche Transaktionen und deren Versand über eine Zwischenadresse; was wiederum hat den Nachteil, dass eine vertrauenswürdige dritte Partei erforderlich ist. Kürzlich wurde von I. Miers et al. ein kreativeres Schema vorgeschlagen. [28]: „Zerocoin“. Zerocoin verwendet kryptografische Einwegakkumulatoren und wissensfreie Beweise, die es Benutzern ermöglichen „Umwandeln“ Sie Bitcoins in Zerocoins und geben Sie sie stattdessen mit einem anonymen Eigentumsnachweis aus explizite, auf öffentlichen Schlüsseln basierende digitale Signaturen. Allerdings haben solche Wissensbeweise eine Konstante aber unpraktische Größe – etwa 30 KB (basierend auf den heutigen Bitcoin-Grenzwerten), was den Vorschlag ausmacht unpraktisch. Die Autoren geben zu, dass das Protokoll wahrscheinlich nie von der Mehrheit akzeptiert werden wird Bitcoin Benutzer [5]. 2.2 Die Funktion proof-of-work Der Erfinder von Bitcoin, Satoshi Nakamoto, beschrieb den Mehrheitsentscheidungsalgorithmus als „oneCPU-one-vote“ und verwendete für seinen proof-of-work eine CPU-gebundene Preisfunktion (double SHA-256). Schema. Da Benutzer für die einzelne Historie der Transaktionsreihenfolge [1] stimmen, ist die Angemessenheit und Konsistenz dieses Prozesses sind kritische Bedingungen für das gesamte System. Die Sicherheit dieses Modells leidet unter zwei Nachteilen. Erstens benötigt es 51 % des Netzwerks Die Mining-Leistung muss unter der Kontrolle ehrlicher Benutzer stehen. Zweitens der Fortschritt des Systems (Fehlerbehebungen, Sicherheitsupdates usw.) erfordern, dass die überwältigende Mehrheit der Benutzer dies unterstützt und ihnen zustimmt Änderungen (dies geschieht, wenn die Benutzer ihre Wallet-Software aktualisieren) [6].Endlich die gleiche Abstimmung Der Mechanismus wird auch für kollektive Umfragen zur Implementierung einiger Funktionen verwendet [7]. Dies ermöglicht es uns, die Eigenschaften zu vermuten, die von proof-of-work erfüllt werden müssen. Preisfunktion. Eine solche Funktion darf es einem Netzwerkteilnehmer nicht ermöglichen, eine signifikante Bedeutung zu erlangen Vorteil gegenüber einem anderen Teilnehmer; es erfordert eine Parität zwischen gemeinsamer Hardware und hoher Hardware Kosten für kundenspezifische Geräte. Aus den aktuellen Beispielen [8] können wir ersehen, dass die Funktion SHA-256 verwendet wird in der Bitcoin-Architektur besitzt diese Eigenschaft nicht, da der Bergbau effizienter wird GPUs und ASIC-Geräte im Vergleich zu High-End-CPUs. Daher schafft Bitcoin günstige Bedingungen für eine große Kluft zwischen der Stimmmacht von Teilnehmer, da dies gegen das „Eine-CPU-eine-Stimme“-Prinzip verstößt, da GPU- und ASIC-Besitzer Eigentümer sind eine viel größere Stimmmacht im Vergleich zu CPU-Besitzern. Es ist ein klassisches Beispiel dafür Pareto-Prinzip, bei dem 20 % der Teilnehmer eines Systems mehr als 80 % der Stimmen kontrollieren. Man könnte argumentieren, dass eine solche Ungleichheit für die Sicherheit des Netzwerks nicht relevant ist, da dies nicht der Fall ist Die geringe Anzahl der Teilnehmer kontrolliert die Mehrheit der Stimmen, aber die Ehrlichkeit dieser Stimmen Teilnehmer, worauf es ankommt. Dieses Argument ist jedoch etwas fehlerhaft, da es eher das ist Möglichkeit, dass billige Spezialhardware auftaucht, und nicht die Ehrlichkeit der Teilnehmer stellt eine Bedrohung dar. Um dies zu demonstrieren, nehmen wir das folgende Beispiel. Angenommen, ein Böswilliger Der Einzelne erlangt beträchtliche Mining-Power, indem er billig seine eigene Mining-Farm gründet 2 Kommentare auf Seite 2
Die CryptoNote-Technologie
Nachdem wir uns nun mit den Einschränkungen der Bitcoin-Technologie befasst haben, konzentrieren wir uns auf Vorstellung der Funktionen von CryptoNote.
Nicht nachvollziehbare Transaktionen
In diesem Abschnitt schlagen wir ein Schema vollständig anonymer Transaktionen vor, das beide Anforderungen an die Rückverfolgbarkeit erfüllt
und Unverknüpfbarkeitsbedingungen. Ein wichtiges Merkmal unserer Lösung ist ihre Autonomie: der Absender
ist nicht verpflichtet, mit anderen Benutzern oder einem vertrauenswürdigen Dritten zusammenzuarbeiten, um seine Transaktionen durchzuführen;
somit erzeugt jeder Teilnehmer selbstständig einen Deckungsverkehr.
4.1
Literaturübersicht
Unser Schema basiert auf dem kryptografischen Grundelement, das als Gruppensignatur bezeichnet wird. Erstmals präsentiert von
D. Chaum und E. van Heyst [19] ermöglicht es einem Benutzer, seine Nachricht im Namen der Gruppe zu signieren.
Nach dem Signieren der Nachricht stellt der Benutzer (zu Verifizierungszwecken) nicht seine eigene Einzelöffentlichkeit zur Verfügung
1Dies ist das sogenannte „Soft Limit“ – die Referenz-Client-Einschränkung für die Erstellung neuer Blöcke. Hartes Maximum von
Die mögliche Blockgröße betrug 1 MB
4
wenn nötig, verursacht das die Hauptnachteile. Leider ist es schwer vorherzusagen, wann
Konstanten müssen möglicherweise geändert werden, und ihre Ersetzung kann schreckliche Folgen haben.
Ein gutes Beispiel für eine hartcodierte Grenzwertänderung, die katastrophale Folgen hat, ist der Block
Größenbeschränkung auf 250 KB1 festgelegt. Dieses Limit reichte aus, um etwa 10.000 Standardtransaktionen aufzunehmen. In
Anfang 2013 war diese Grenze fast erreicht und man einigte sich auf eine Erhöhung
Grenze. Die Änderung wurde in Wallet-Version 0.8 implementiert und endete mit einer 24-Block-Chain-Aufteilung
und ein erfolgreicher Double-Spend-Angriff [9]. Der Fehler lag zwar nicht im Protokoll Bitcoin, aber
Vielmehr hätte es in der Datenbank-Engine leicht durch einen einfachen Stresstest erkannt werden können, wenn dies der Fall gewesen wäre
keine künstlich eingeführte Blockgrößenbeschränkung.
Konstanten fungieren auch als eine Art Zentralisierungspunkt.
Trotz des Peer-to-Peer-Charakters von
Bitcoin, eine überwältigende Mehrheit der Knoten verwendet den offiziellen Referenzclient [10], der von entwickelt wurde
eine kleine Gruppe von Menschen. Diese Gruppe trifft die Entscheidung, Änderungen am Protokoll umzusetzen
und die meisten Menschen akzeptieren diese Änderungen unabhängig von ihrer „Richtigkeit“. Einige Entscheidungen verursachten
hitzige Diskussionen und sogar Boykottaufrufe [11], was darauf hindeutet, dass die Community und die
Entwickler können in einigen wichtigen Punkten anderer Meinung sein. Daher erscheint es logisch, ein Protokoll zu haben
mit vom Benutzer konfigurierbaren und selbstanpassenden Variablen als mögliche Möglichkeit, diese Probleme zu vermeiden.
2.5
Umfangreiche Skripte
Das Skriptsystem in Bitcoin ist eine umfangreiche und komplexe Funktion. Es ermöglicht einem möglicherweise, etwas zu erschaffen
ausgefeilte Transaktionen [12], aber einige seiner Funktionen sind aus Sicherheitsgründen deaktiviert und
einige wurden noch nie verwendet [13]. Das Skript (einschließlich der Teile des Senders und des Empfängers)
für die beliebteste Transaktion in Bitcoin sieht das so aus:
Schlüssel, sondern die Schlüssel aller Benutzer seiner Gruppe. Ein Prüfer ist überzeugt, dass der wahre Unterzeichner ein ist Mitglied der Gruppe, kann den Unterzeichner jedoch nicht ausschließlich identifizieren. Das ursprüngliche Protokoll erforderte einen vertrauenswürdigen Dritten (den sogenannten Group Manager), und das war er auch der Einzige, der den Unterzeichner ausfindig machen konnte. Die nächste Version namens Ringsignatur wurde eingeführt von Rivest et al. in [34], war ein autonomes Schema ohne Gruppenmanager und Anonymität Widerruf. Später erschienen verschiedene Modifikationen dieses Schemas: verknüpfbare Ringsignatur [26, 27, 17] erlaubte nachvollziehbar festzustellen, ob zwei Unterschriften von demselben Gruppenmitglied stammten Die Ringsignatur [24, 23] schränkte die übermäßige Anonymität ein, indem sie die Möglichkeit bot, den Unterzeichner zu ermitteln zwei Nachrichten in Bezug auf dieselbe Metainformation (oder „Tag“ im Sinne von [24]). Eine ähnliche kryptografische Konstruktion wird auch als Ad-hoc-Gruppensignatur bezeichnet [16, 38]. Es betont die willkürliche Gruppenbildung, während Gruppen-/Ringsignaturschemata eher a implizieren fester Satz von Mitgliedern. Unsere Lösung basiert größtenteils auf der Arbeit „Traceable ring signatur“ von E. Fujisaki und K. Suzuki [24]. Um den ursprünglichen Algorithmus und unsere Modifikation zu unterscheiden, werden wir Folgendes tun Letzteres wird als einmalige Ringsignatur bezeichnet und betont die Fähigkeit des Benutzers, nur eine gültige Signatur zu erstellen Signatur unter seinem privaten Schlüssel. Wir haben die Rückverfolgbarkeitseigenschaft abgeschwächt und die Verknüpfbarkeit beibehalten Nur um die Einmaligkeit zu gewährleisten: Der öffentliche Schlüssel kann in vielen ausländischen Verifizierungssätzen erscheinen und die Der private Schlüssel kann zum Generieren einer eindeutigen anonymen Signatur verwendet werden. Im Falle einer doppelten Ausgabe Beim ersten Versuch werden diese beiden Signaturen miteinander verknüpft, eine Offenlegung des Unterzeichners ist jedoch nicht erforderlich für unsere Zwecke. 4.2 Definitionen 4.2.1 Parameter der elliptischen Kurve Als Basis-Signaturalgorithmus haben wir uns für das schnelle Schema EdDSA entschieden, das entwickelt und entwickelt wurde umgesetzt von D.J. Bernstein et al. [18]. Wie der ECDSA von Bitcoin basiert er auf der elliptischen Kurve Da es sich hierbei um ein diskretes Logarithmusproblem handelt, könnte unser Schema in Zukunft auch auf Bitcoin angewendet werden. Gemeinsame Parameter sind: q: eine Primzahl; q = 2255 −19; d: ein Element von Fq; d = −121665/121666; E: eine elliptische Kurvengleichung; −x2 + y2 = 1 + dx2y2; G: ein Basispunkt; G = (x, −4/5); l: eine Primzahlordnung des Basispunkts; l = 2252 + 27742317777372353535851937790883648493; \(H_s\): eine kryptografische hash-Funktion \(\{0, 1\}^* \to \mathbb{F}_q\); \(H_p\): eine deterministische hash Funktion \(E(\mathbb{F}_q) \to E(\mathbb{F}_q)\). 4.2.2 Terminologie Für eine verbesserte Privatsphäre ist eine neue Terminologie erforderlich, die nicht mit Bitcoin-Entitäten verwechselt werden sollte. Der private ec-Schlüssel ist ein standardmäßiger privater Schlüssel mit elliptischer Kurve: eine Zahl \(a \in [1, l - 1]\); Der öffentliche ec-Schlüssel ist ein standardmäßiger öffentlicher Schlüssel mit elliptischer Kurve: ein Punkt A = aG; Ein einmaliges Schlüsselpaar ist ein Paar privater und öffentlicher EC-Schlüssel. 5 Schlüssel, sondern die Schlüssel aller Benutzer seiner Gruppe. Ein Prüfer ist überzeugt, dass der wahre Unterzeichner ein ist Mitglied der Gruppe, kann den Unterzeichner jedoch nicht ausschließlich identifizieren. Das ursprüngliche Protokoll erforderte einen vertrauenswürdigen Dritten (den sogenannten Group Manager), und das war er auch der Einzige, der den Unterzeichner ausfindig machen konnte. Die nächste Version namens Ringsignatur wurde eingeführt von Rivest et al. in [34], war ein autonomes System ohne Gruppenmanager und Anonymität Widerruf. Später erschienen verschiedene Modifikationen dieses Schemas: verknüpfbare Ringsignatur [26, 27, 17] erlaubte nachvollziehbar festzustellen, ob zwei Unterschriften von demselben Gruppenmitglied stammten Die Ringsignatur [24, 23] schränkte die übermäßige Anonymität ein, indem sie die Möglichkeit bot, den Unterzeichner zu ermitteln zwei Nachrichten in Bezug auf dieselbe Metainformation (oder „Tag“ im Sinne von [24]). Eine ähnliche kryptografische Konstruktion wird auch als Ad-hoc-Gruppensignatur bezeichnet [16, 38]. Es betont die willkürliche Gruppenbildung, während Gruppen-/Ringsignaturschemata eher a implizieren fester Satz von Mitgliedern. Unsere Lösung basiert größtenteils auf der Arbeit „Traceable ring signatur“ von E. Fujisaki und K. Suzuki [24]. Um den ursprünglichen Algorithmus und unsere Modifikation zu unterscheiden, werden wir Folgendes tun Letzteres wird als einmalige Ringsignatur bezeichnet und betont die Fähigkeit des Benutzers, nur eine gültige Signatur zu erstellen Signatur unter seinem privaten Schlüssel. Wir haben die Rückverfolgbarkeitseigenschaft abgeschwächt und die Verknüpfbarkeit beibehalten Nur um die Einmaligkeit zu gewährleisten: Der öffentliche Schlüssel kann in vielen ausländischen Verifizierungssätzen erscheinen und die Der private Schlüssel kann zum Generieren einer eindeutigen anonymen Signatur verwendet werden. Im Falle einer doppelten Ausgabe Beim ersten Versuch werden diese beiden Signaturen miteinander verknüpft, eine Offenlegung des Unterzeichners ist jedoch nicht erforderlich für unsere Zwecke. 4.2 Definitionen 4.2.1 Parameter der elliptischen Kurve Als unseren Basissignaturalgorithmus wählen wire, um das schnelle Schema EdDSA zu verwenden, das entwickelt wurde und umgesetzt von D.J. Bernstein et al. [18]. Wie der ECDSA von Bitcoin basiert er auf der elliptischen Kurve Problem des diskreten Logarithmus, daher könnte unser Schema in Zukunft auch auf Bitcoin angewendet werden. Gemeinsame Parameter sind: q: eine Primzahl; q = 2255 −19; d: ein Element von Fq; d = −121665/121666; E: eine elliptische Kurvengleichung; −x2 + y2 = 1 + dx2y2; G: ein Basispunkt; G = (x, −4/5); l: eine Primzahlordnung des Basispunkts; l = 2252 + 27742317777372353535851937790883648493; \(H_s\): eine kryptografische hash-Funktion \(\{0, 1\}^* \to \mathbb{F}_q\); \(H_p\): eine deterministische hash Funktion \(E(\mathbb{F}_q) \to E(\mathbb{F}_q)\). 4.2.2 Terminologie Für eine verbesserte Privatsphäre ist eine neue Terminologie erforderlich, die nicht mit Bitcoin-Entitäten verwechselt werden sollte. Der private ec-Schlüssel ist ein standardmäßiger privater Schlüssel mit elliptischer Kurve: eine Zahl \(a \in [1, l - 1]\); Der öffentliche ec-Schlüssel ist ein standardmäßiger öffentlicher Schlüssel mit elliptischer Kurve: ein Punkt A = aG; Ein einmaliges Schlüsselpaar ist ein Paar privater und öffentlicher EC-Schlüssel. 5 8 Eine Ringsignatur funktioniert so: Alex möchte eine Nachricht über ihren Arbeitgeber an WikiLeaks weitergeben. Jeder Mitarbeiter in seinem Unternehmen verfügt über ein privates/öffentliches Schlüsselpaar (Ri, Ui). Sie komponiert ihre Signatur mit Eingaben wie ihre Nachricht, m, ihr privater Schlüssel, Ri und EVERYBODY’s öffentliche Schlüssel, (Ui;i=1...n). Jeder (ohne private Schlüssel zu kennen) kann dies leicht überprüfen irgendein Paar (Rj, Uj) muss zum Erstellen der Signatur verwendet worden sein ... jemand, der funktioniert für Alex‘ Arbeitgeber ... aber es ist im Wesentlichen eine zufällige Vermutung, um herauszufinden, welcher es sein könnte. http://en.wikipedia.org/wiki/Ring_signature#Crypto-currencies http://link.springer.com/chapter/10.1007/3-540-45682-1_32#page-1 http://link.springer.com/chapter/10.1007/11424826_65 http://link.springer.com/chapter/10.1007/978-3-540-27800-9_28 http://link.springer.com/chapter/10.1007%2F11774716_9 Beachten Sie, dass eine hier beschriebene verknüpfbare Ringsignatur sozusagen das Gegenteil von „nicht verknüpfbar“ ist. oben beschrieben. Hier fangen wir zwei Nachrichten ab und können feststellen, ob sie identisch sind Die Partei hat sie geschickt, obwohl wir immer noch nicht in der Lage sein sollten, festzustellen, wer diese Partei ist. Die Die zur Erstellung von Cryptonote verwendete Definition von „nicht verknüpfbar“ bedeutet, dass wir nicht feststellen können, ob dieselbe Partei empfängt sie. Was wir hier also wirklich haben, sind VIER Dinge, die vor sich gehen. Ein System kann verknüpfbar sein oder nicht verlinkbar, je nachdem, ob festgestellt werden kann, ob der Absender von zwei Nachrichten sind gleich (unabhängig davon, ob dies einen Widerruf der Anonymität erfordert). Und Ein System kann nicht verknüpfbar oder nicht verknüpfbar sein, je nachdem, ob dies möglich ist oder nicht Bestimmen Sie, ob die Empfänger zweier Nachrichten identisch sind (unabhängig davon, ob oder nicht). dies erfordert den Widerruf der Anonymität). Bitte machen Sie mir nicht die Schuld für diese schreckliche Terminologie. Graphentheoretiker sollten es wahrscheinlich sein erfreut. Einige von Ihnen sind möglicherweise mit „Empfänger verknüpfbar“ im Vergleich zu „Sender verknüpfbar“ zufriedener. http://link.springer.com/chapter/10.1007/978-3-540-71677-8_13 Als ich das las, kam mir das wie eine alberne Funktion vor. Dann habe ich gelesen, dass es eine Funktion für sein könnte elektronische Abstimmung, und das schien Sinn zu machen. Irgendwie cool, aus dieser Perspektive. Aber ich bin Ich bin mir nicht ganz sicher, ob ich absichtlich nachverfolgbare Ringsignaturen implementieren soll. http://search.ieice.org/bin/summary.php?id=e95-a_1_151
Schlüssel, sondern die Schlüssel aller Benutzer seiner Gruppe. Ein Prüfer ist überzeugt, dass der wahre Unterzeichner ein ist Mitglied der Gruppe, kann den Unterzeichner jedoch nicht ausschließlich identifizieren. Das ursprüngliche Protokoll erforderte einen vertrauenswürdigen Dritten (den sogenannten Group Manager), und das war er auch der Einzige, der den Unterzeichner ausfindig machen konnte. Die nächste Version namens Ringsignatur wurde eingeführt von Rivest et al. in [34], war ein autonomes System ohne Gruppenmanager und Anonymität Widerruf. Später erschienen verschiedene Modifikationen dieses Schemas: verknüpfbare Ringsignatur [26, 27, 17] erlaubte nachvollziehbar festzustellen, ob zwei Unterschriften von demselben Gruppenmitglied stammten Die Ringsignatur [24, 23] schränkte die übermäßige Anonymität ein, indem sie die Möglichkeit bot, den Unterzeichner zu ermitteln zwei Nachrichten in Bezug auf dieselbe Metainformation (oder „Tag“ im Sinne von [24]). Eine ähnliche kryptografische Konstruktion wird auch als Ad-hoc-Gruppensignatur bezeichnet [16, 38]. Es betont die willkürliche Gruppenbildung, während Gruppen-/Ringsignaturschemata eher a implizieren fester Satz von Mitgliedern. Unsere Lösung basiert größtenteils auf der Arbeit „Traceable ring signatur“ von E. Fujisaki und K. Suzuki [24]. Um den ursprünglichen Algorithmus und unsere Modifikation zu unterscheiden, werden wir Folgendes tun Letzteres wird als einmalige Ringsignatur bezeichnet und betont die Fähigkeit des Benutzers, nur eine gültige Signatur zu erstellen Signatur unter seinem privaten Schlüssel. Wir haben die Rückverfolgbarkeitseigenschaft abgeschwächt und die Verknüpfbarkeit beibehalten Nur um die Einmaligkeit zu gewährleisten: Der öffentliche Schlüssel kann in vielen ausländischen Verifizierungssätzen erscheinen und die Der private Schlüssel kann zum Generieren einer eindeutigen anonymen Signatur verwendet werden. Im Falle einer doppelten Ausgabe Beim ersten Versuch werden diese beiden Signaturen miteinander verknüpft, eine Offenlegung des Unterzeichners ist jedoch nicht erforderlich für unsere Zwecke. 4.2 Definitionen 4.2.1 Parameter der elliptischen Kurve Als Basis-Signaturalgorithmus haben wir uns für das schnelle Schema EdDSA entschieden, das entwickelt und entwickelt wurde umgesetzt von D.J. Bernstein et al. [18]. Wie der ECDSA von Bitcoin basiert er auf der elliptischen Kurve Problem des diskreten Logarithmus, daher könnte unser Schema in Zukunft auch auf Bitcoin angewendet werden. Gemeinsame Parameter sind: q: eine Primzahl; q = 2255 −19; d: ein Element von Fq; d = −121665/121666; E: eine elliptische Kurvengleichung; −x2 + y2 = 1 + dx2y2; G: ein Basispunkt; G = (x, −4/5); l: eine Primzahlordnung des Basispunkts; l = 2252 + 27742317777372353535851937790883648493; \(H_s\): eine kryptografische hash-Funktion \(\{0, 1\}^* \to \mathbb{F}_q\); \(H_p\): eine deterministische hash Funktion \(E(\mathbb{F}_q) \to E(\mathbb{F}_q)\). 4.2.2 Terminologie Für eine verbesserte Privatsphäre ist eine neue Terminologie erforderlich, die nicht mit Bitcoin-Entitäten verwechselt werden sollte. Der private ec-Schlüssel ist ein standardmäßiger privater Schlüssel mit elliptischer Kurve: eine Zahl \(a \in [1, l - 1]\); Der öffentliche ec-Schlüssel ist ein standardmäßiger öffentlicher Schlüssel mit elliptischer Kurve: ein Punkt A = aG; Ein einmaliges Schlüsselpaar ist ein Paar privater und öffentlicher EC-Schlüssel. 5 Schlüssel, sondern die Schlüssel aller Benutzer seiner Gruppe. Ein Prüfer ist überzeugt, dass der wahre Unterzeichner ein ist Mitglied der Gruppe, kann den Unterzeichner jedoch nicht ausschließlich identifizieren. Das ursprüngliche Protokoll erforderte einen vertrauenswürdigen Dritten (den sogenannten Group Manager), und das war er auch der Einzige, der den Unterzeichner ausfindig machen konnte. Die nächste Version namens Ringsignatur wurde eingeführt von Rivest et al. in [34], war ein autonomes System ohne Gruppenmanager und Anonymität Widerruf. Später erschienen verschiedene Modifikationen dieses Schemas: verknüpfbare Ringsignatur [26, 27, 17] erlaubte nachvollziehbar festzustellen, ob zwei Unterschriften von demselben Gruppenmitglied stammten Die Ringsignatur [24, 23] schränkte die übermäßige Anonymität ein, indem sie die Möglichkeit bot, den Unterzeichner zu ermitteln zwei Nachrichten in Bezug auf dieselbe Metainformation (oder „Tag“ im Sinne von [24]). Eine ähnliche kryptografische Konstruktion wird auch als Ad-hoc-Gruppensignatur bezeichnet [16, 38]. Es betont die willkürliche Gruppenbildung, während Gruppen-/Ringsignaturschemata eher a implizieren fester Satz von Mitgliedern. Unsere Lösung basiert größtenteils auf der Arbeit „Traceable ring signatur“ von E. Fujisaki und K. Suzuki [24]. Um den ursprünglichen Algorithmus und unsere Modifikation zu unterscheiden, werden wir Folgendes tun Letzteres wird als einmalige Ringsignatur bezeichnet und betont die Fähigkeit des Benutzers, nur eine gültige Signatur zu erstellen Signatur unter seinem privaten Schlüssel. Wir haben die Rückverfolgbarkeitseigenschaft abgeschwächt und die Verknüpfbarkeit beibehalten Nur um die Einmaligkeit zu gewährleisten: Der öffentliche Schlüssel kann in vielen ausländischen Verifizierungssätzen erscheinen und die Der private Schlüssel kann zum Generieren einer eindeutigen anonymen Signatur verwendet werden. Im Falle einer doppelten Ausgabe Beim ersten Versuch werden diese beiden Signaturen miteinander verknüpft, eine Offenlegung des Unterzeichners ist jedoch nicht erforderlich für unsere Zwecke. 4.2 Definitionen 4.2.1 Parameter der elliptischen Kurve Als unseren Basissignaturalgorithmus wählen wire, um das schnelle Schema EdDSA zu verwenden, das entwickelt wurde und umgesetzt von D.J. Bernstein et al. [18]. Wie ECDSA von Bitcoin basiert es auf der elliptischen Kurve Da es sich hierbei um ein diskretes Logarithmusproblem handelt, könnte unser Schema in Zukunft auch auf Bitcoin angewendet werden. Gemeinsame Parameter sind: q: eine Primzahl; q = 2255 −19; d: ein Element von Fq; d = −121665/121666; E: eine elliptische Kurvengleichung; −x2 + y2 = 1 + dx2y2; G: ein Basispunkt; G = (x, −4/5); l: eine Primzahlordnung des Basispunkts; l = 2252 + 27742317777372353535851937790883648493; \(H_s\): eine kryptografische hash-Funktion \(\{0, 1\}^* \to \mathbb{F}_q\); \(H_p\): eine deterministische hash Funktion \(E(\mathbb{F}_q) \to E(\mathbb{F}_q)\). 4.2.2 Terminologie Für eine verbesserte Privatsphäre ist eine neue Terminologie erforderlich, die nicht mit Bitcoin-Entitäten verwechselt werden sollte. Der private ec-Schlüssel ist ein standardmäßiger privater Schlüssel mit elliptischer Kurve: eine Zahl \(a \in [1, l - 1]\); Der öffentliche ec-Schlüssel ist ein standardmäßiger öffentlicher Schlüssel mit elliptischer Kurve: ein Punkt A = aG; Ein einmaliges Schlüsselpaar ist ein Paar privater und öffentlicher EC-Schlüssel. 5 9 Meine Güte, der Autor dieses Whitepapers hätte das sicher besser formulieren können! Nehmen wir an, dass ein Das von Mitarbeitern geführte Unternehmen möchte darüber abstimmen, ob bestimmte neue Unternehmen erworben werden sollen oder nicht Vermögenswerte, und Alex und Brenda sind beide Angestellte. Das Unternehmen stellt jedem Mitarbeiter a Nachricht wie „Ich stimme für Vorschlag A mit Ja!“ welches die Metainformation „issue“ hat [PROP A] und bittet sie, es mit einer nachvollziehbaren Ringsignatur zu unterzeichnen, wenn sie den Vorschlag unterstützen. Mithilfe einer herkömmlichen Ringsignatur kann ein unehrlicher Mitarbeiter die Nachricht mehrmals unterschreiben. vermutlich mit verschiedenen nonces, um so oft abzustimmen, wie sie möchten. Auf der anderen Seite Andererseits wird Alex in einem nachverfolgbaren Ringsignaturschema abstimmen und ihren privaten Schlüssel haben zu dem Thema verwendet wurde [PROP A]. Wenn Alex versucht, eine Nachricht wie „Ich, Brenda, stimme zu Vorschlag A!" Um Brenda zu „verleumden“ und doppelt abzustimmen, wird diese neue Nachricht auch das Problem haben [Stütze A]. Da Alex‘ privater Schlüssel das [PROP A]-Problem bereits gelöst hat, ist Alex‘ Identität nicht mehr bekannt wird sofort als Betrug entlarvt. Was, ehrlich gesagt, ziemlich cool ist! Die Kryptographie erzwang die Wahlgleichheit. http://link.springer.com/chapter/10.1007/978-3-540-71677-8_13 Dieses Papier ist interessant und erstellt im Wesentlichen eine Ad-hoc-Ringsignatur, jedoch ohne jegliches Zustimmung des anderen Teilnehmers. Der Aufbau der Signatur kann unterschiedlich sein; Ich habe nicht gegraben tief, und ich habe nicht gesehen, ob es sicher ist. https://people.csail.mit.edu/rivest/AdidaHohenbergerRivest-AdHocGroupSignaturesFromHijackedKeypai Ad-hoc-Gruppensignaturen sind: Ringsignaturen, bei denen es sich um Gruppensignaturen ohne Gruppe handelt Manager, keine Zentralisierung, aber ein Mitglied einer Ad-hoc-Gruppe kann dies nachweislich behaupten es hat die anonyme Unterschrift (nicht) im Namen der Gruppe ausgestellt. http://link.springer.com/chapter/10.1007/11908739_9 Das ist nach meinem Verständnis nicht ganz richtig. Und mein Verständnis wird sich wahrscheinlich ändern Ich vertiefe mich in dieses Projekt. Aber nach meinem Verständnis sieht die Hierarchie so aus. Gruppensignaturen: Gruppenmanager kontrollieren die Rückverfolgbarkeit und die Möglichkeit, Mitglieder hinzuzufügen oder zu entfernen davon, Unterzeichner zu sein. Ringzeichen: Willkürliche Gruppenbildung ohne Gruppenleiter. Kein Widerruf der Anonymität. Es gibt keine Möglichkeit, sich von einer bestimmten Signatur zu distanzieren. Mit rückverfolgbarem und verbindbarem Ring Signaturen ist die Anonymität einigermaßen skalierbar. Ad-hoc-Gruppensignaturen: wie Ringsignaturen, aber Mitglieder können nachweisen, dass sie sie nicht erstellt haben eine bestimmte Signatur. Dies ist wichtig, wenn jeder in einer Gruppe eine Unterschrift leisten kann. http://link.springer.com/chapter/10.1007/978-3-540-71677-8_13 Der Algorithmus von Fujisaki und Suzuki wird später vom Autor optimiert, um Einmaligkeit zu gewährleisten. Also Wir werden vielmehr den Algorithmus von Fujisaki und Suzuki gleichzeitig mit dem neuen Algorithmus analysieren als es hier durchzugehen.
Schlüssel, sondern die Schlüssel aller Benutzer seiner Gruppe. Ein Prüfer ist überzeugt, dass der wahre Unterzeichner ein ist Mitglied der Gruppe, kann den Unterzeichner jedoch nicht ausschließlich identifizieren. Das ursprüngliche Protokoll erforderte einen vertrauenswürdigen Dritten (den sogenannten Group Manager), und das war er auch der Einzige, der den Unterzeichner ausfindig machen konnte. Die nächste Version namens Ringsignatur wurde eingeführt von Rivest et al. in [34], war ein autonomes Schema ohne Gruppenmanager und Anonymität Widerruf. Später erschienen verschiedene Modifikationen dieses Schemas: verknüpfbare Ringsignatur [26, 27, 17] erlaubte nachvollziehbar festzustellen, ob zwei Unterschriften von demselben Gruppenmitglied stammten Die Ringsignatur [24, 23] schränkte die übermäßige Anonymität ein, indem sie die Möglichkeit bot, den Unterzeichner zu ermitteln zwei Nachrichten in Bezug auf dieselbe Metainformation (oder „Tag“ im Sinne von [24]). Eine ähnliche kryptografische Konstruktion wird auch als Ad-hoc-Gruppensignatur bezeichnet [16, 38]. Es betont die willkürliche Gruppenbildung, während Gruppen-/Ringsignaturschemata eher a implizieren fester Satz von Mitgliedern. Unsere Lösung basiert größtenteils auf der Arbeit „Traceable ring signatur“ von E. Fujisaki und K. Suzuki [24]. Um den ursprünglichen Algorithmus und unsere Modifikation zu unterscheiden, werden wir Folgendes tun Letzteres wird als einmalige Ringsignatur bezeichnet und betont die Fähigkeit des Benutzers, nur eine gültige Signatur zu erstellen Signatur unter seinem privaten Schlüssel. Wir haben die Rückverfolgbarkeitseigenschaft abgeschwächt und die Verknüpfbarkeit beibehalten Nur um die Einmaligkeit zu gewährleisten: Der öffentliche Schlüssel kann in vielen ausländischen Verifizierungssätzen erscheinen und die Der private Schlüssel kann zum Generieren einer eindeutigen anonymen Signatur verwendet werden. Im Falle einer doppelten Ausgabe Beim ersten Versuch werden diese beiden Signaturen miteinander verknüpft, eine Offenlegung des Unterzeichners ist jedoch nicht erforderlich für unsere Zwecke. 4.2 Definitionen 4.2.1 Parameter der elliptischen Kurve Als Basis-Signaturalgorithmus haben wir uns für das schnelle Schema EdDSA entschieden, das entwickelt und entwickelt wurde umgesetzt von D.J. Bernstein et al. [18]. Wie ECDSA von Bitcoin basiert es auf der elliptischen Kurve Da es sich hierbei um ein diskretes Logarithmusproblem handelt, könnte unser Schema in Zukunft auch auf Bitcoin angewendet werden. Gemeinsame Parameter sind: q: eine Primzahl; q = 2255 −19; d: ein Element von Fq; d = −121665/121666; E: eine elliptische Kurvengleichung; −x2 + y2 = 1 + dx2y2; G: ein Basispunkt; G = (x, −4/5); l: eine Primzahlordnung des Basispunkts; l = 2252 + 27742317777372353535851937790883648493; \(H_s\): eine kryptografische hash-Funktion \(\{0, 1\}^* \to \mathbb{F}_q\); \(H_p\): eine deterministische hash Funktion \(E(\mathbb{F}_q) \to E(\mathbb{F}_q)\). 4.2.2 Terminologie Für eine verbesserte Privatsphäre ist eine neue Terminologie erforderlich, die nicht mit Bitcoin-Entitäten verwechselt werden sollte. Der private ec-Schlüssel ist ein standardmäßiger privater Schlüssel mit elliptischer Kurve: eine Zahl \(a \in [1, l - 1]\); Der öffentliche ec-Schlüssel ist ein standardmäßiger öffentlicher Schlüssel mit elliptischer Kurve: ein Punkt A = aG; Ein einmaliges Schlüsselpaar ist ein Paar privater und öffentlicher EC-Schlüssel. 5 Schlüssel, sondern die Schlüssel aller Benutzer seiner Gruppe. Ein Prüfer ist überzeugt, dass der wahre Unterzeichner ein ist Mitglied der Gruppe, kann den Unterzeichner jedoch nicht ausschließlich identifizieren. Das ursprüngliche Protokoll erforderte einen vertrauenswürdigen Dritten (den sogenannten Group Manager), und das war er auch der Einzige, der den Unterzeichner ausfindig machen konnte. Die nächste Version namens Ringsignatur wurde eingeführt von Rivest et al. in [34], war ein autonomes Schema ohne Gruppenmanager und Anonymität Widerruf. Später erschienen verschiedene Modifikationen dieses Schemas: verknüpfbare Ringsignatur [26, 27, 17] erlaubte nachvollziehbar festzustellen, ob zwei Unterschriften von demselben Gruppenmitglied stammten Die Ringsignatur [24, 23] schränkte die übermäßige Anonymität ein, indem sie die Möglichkeit bot, den Unterzeichner zu ermitteln zwei Nachrichten in Bezug auf dieselbe Metainformation (oder „Tag“ im Sinne von [24]). Eine ähnliche kryptografische Konstruktion wird auch als Ad-hoc-Gruppensignatur bezeichnet [16, 38]. Es betont die willkürliche Gruppenbildung, während Gruppen-/Ringsignaturschemata eher a implizieren fester Satz von Mitgliedern. Unsere Lösung basiert größtenteils auf der Arbeit „Traceable ring signatur“ von E. Fujisaki und K. Suzuki [24]. Um den ursprünglichen Algorithmus und unsere Modifikation zu unterscheiden, werden wir Folgendes tun Letzteres wird als einmalige Ringsignatur bezeichnet und betont die Fähigkeit des Benutzers, nur eine gültige Signatur zu erstellen Signatur unter seinem privaten Schlüssel. Wir haben die Rückverfolgbarkeitseigenschaft abgeschwächt und die Verknüpfbarkeit beibehalten Nur um die Einmaligkeit zu gewährleisten: Der öffentliche Schlüssel kann in vielen ausländischen Verifizierungssätzen erscheinen und die Der private Schlüssel kann zum Generieren einer eindeutigen anonymen Signatur verwendet werden. Im Falle einer doppelten Ausgabe Beim ersten Versuch werden diese beiden Signaturen miteinander verknüpft, eine Offenlegung des Unterzeichners ist jedoch nicht erforderlich für unsere Zwecke. 4.2 Definitionen 4.2.1 Parameter der elliptischen Kurve Als unseren Basissignaturalgorithmus wählen wire, um das schnelle Schema EdDSA zu verwenden, das entwickelt wurde und umgesetzt von D.J. Bernstein et al. [18]. Wie ECDSA von Bitcoin basiert es auf der elliptischen Kurve Da es sich hierbei um ein diskretes Logarithmusproblem handelt, könnte unser Schema in Zukunft auch auf Bitcoin angewendet werden. Gemeinsame Parameter sind: q: eine Primzahl; q = 2255 −19; d: ein Element von Fq; d = −121665/121666; E: eine elliptische Kurvengleichung; −x2 + y2 = 1 + dx2y2; G: ein Basispunkt; G = (x, −4/5); l: eine Primzahlordnung des Basispunkts; l = 2252 + 27742317777372353535851937790883648493; \(H_s\): eine kryptografische hash-Funktion \(\{0, 1\}^* \to \mathbb{F}_q\); \(H_p\): eine deterministische hash Funktion \(E(\mathbb{F}_q) \to E(\mathbb{F}_q)\). 4.2.2 Terminologie Für eine verbesserte Privatsphäre ist eine neue Terminologie erforderlich, die nicht mit Bitcoin-Entitäten verwechselt werden sollte. Der private ec-Schlüssel ist ein standardmäßiger privater Schlüssel mit elliptischer Kurve: eine Zahl \(a \in [1, l - 1]\); Der öffentliche ec-Schlüssel ist ein standardmäßiger öffentlicher Schlüssel mit elliptischer Kurve: ein Punkt A = aG; Ein einmaliges Schlüsselpaar ist ein Paar privater und öffentlicher EC-Schlüssel. 5 10 Verknüpfbarkeit im Sinne von „verknüpfbaren Ringsignaturen“ bedeutet, dass wir erkennen können, ob zwei ausgehende Transaktionen von derselben Quelle stammen, ohne preiszugeben, wer die Quelle ist. Die Autoren wurden geschwächt Verknüpfbarkeit, um (a) die Privatsphäre zu wahren, aber dennoch (b) jede Transaktion mithilfe eines privaten Schlüssels zu erkennen ein zweites Mal als ungültig erklärt. Okay, das ist also eine Frage der Reihenfolge der Ereignisse. Betrachten Sie das folgende Szenario. Mein Bergbau Wenn der Computer über den aktuellen blockchain verfügt, verfügt er über einen eigenen Transaktionsblock, den er aufruft legitim, es wird an diesem Block in einem proof-of-work-Puzzle gearbeitet, und es wird eine haben Liste der ausstehenden Transaktionen, die dem nächsten Block hinzugefügt werden sollen. Es werden auch keine neuen verschickt Transaktionen in diesen Pool ausstehender Transaktionen. Wenn ich den nächsten Block nicht löse, aber Wenn jemand anderes dies tut, erhalte ich eine aktualisierte Kopie von blockchain. Der Block, an dem ich gearbeitet habe und Meine Liste der ausstehenden Transaktionen enthält möglicherweise einige Transaktionen, die jetzt integriert sind in den blockchain. Lösen Sie meinen ausstehenden Block auf, kombinieren Sie ihn mit meiner Liste ausstehender Transaktionen und rufen Sie ihn auf mein Pool an ausstehenden Transaktionen. Entfernen Sie alle, die sich jetzt offiziell im blockchain befinden. Was soll ich nun tun? Sollte ich zunächst alle Doppelausgaben entfernen? Auf der anderen Seite Andererseits sollte ich die Liste durchsuchen und sicherstellen, dass jeder private Schlüssel noch nicht vorhanden ist verwendet wurde, und wenn es bereits in meiner Liste verwendet wurde, dann habe ich das erste Exemplar zuerst erhalten, und daher jede weitere Kopie ist unzulässig. Deshalb lösche ich einfach alle Instanzen nach der ersten des gleichen privaten Schlüssels. Algebraische Geometrie war noch nie meine Stärke. http://en.wikipedia.org/wiki/EdDSA So eine Geschwindigkeit, wirklich wow. DAS ist algebraische Geometrie für den Sieg. Nicht, dass ich etwas wüsste darüber. Ob problematisch oder nicht, diskrete Protokolle werden sehr schnell. Und Quantencomputer fressen sie zum Frühstück. http://link.springer.com/article/10.1007/s13389-012-0027-1 Dies wird zu einer wirklich wichtigen Zahl, aber es gibt keine Erklärung oder Quelle dafür, wie es dazu kommt wurde gewählt. Es wäre in Ordnung, einfach eine einzelne bekannte große Primzahl zu wählen, aber wenn es solche gibt, dann ist das kein Problem Fakten über diese große Primzahl, die unsere Wahl beeinflussen könnten. Verschiedene Varianten von Kryptonote könnte verschiedene Werte von wählen Nun ja, aber in diesem Artikel wird nicht darüber diskutiert, wie das funktioniert Die Auswahl wirkt sich auf unsere Auswahl anderer globaler Parameter aus, die auf Seite 5 aufgeführt sind. Dieses Dokument benötigt einen Abschnitt zur Auswahl von Parameterwerten.
Der private Benutzerschlüssel ist ein Paar (a, b) aus zwei verschiedenen privaten EC-Schlüsseln. Der Tracking-Schlüssel ist ein Paar (a, B) aus privatem und öffentlichem EC-Schlüssel (wobei B = bG und a ̸= b); Der öffentliche Benutzerschlüssel ist ein Paar (A, B) aus zwei öffentlichen EC-Schlüsseln, die von (a, b) abgeleitet sind. Die Standardadresse ist eine Darstellung eines öffentlichen Benutzerschlüssels, der in einer benutzerfreundlichen Zeichenfolge angegeben wird mit Fehlerkorrektur; Die verkürzte Adresse ist eine Darstellung der zweiten Hälfte (Punkt B) eines angegebenen öffentlichen Benutzerschlüssels in eine benutzerfreundliche Zeichenfolge mit Fehlerkorrektur umgewandelt. Die Transaktionsstruktur ähnelt der Struktur in Bitcoin: Jeder Benutzer kann wählen mehrere unabhängige Zahlungseingänge (Transaktionsausgänge), signieren Sie diese mit den entsprechenden private Schlüssel und senden sie an verschiedene Ziele. Im Gegensatz zum Modell von Bitcoin, bei dem ein Benutzer über einen eindeutigen privaten und öffentlichen Schlüssel verfügt Bei dem vorgeschlagenen Modell generiert ein Absender einen einmaligen öffentlichen Schlüssel basierend auf der Adresse des Empfängers und einige zufällige Daten. In diesem Sinne wird eine eingehende Transaktion für denselben Empfänger an a gesendet Einmaliger öffentlicher Schlüssel (nicht direkt an eine eindeutige Adresse) und nur der Empfänger kann ihn wiederherstellen entsprechenden privaten Teil, um sein Geld einzulösen (unter Verwendung seines einzigartigen privaten Schlüssels). Der Empfänger kann Verwenden Sie eine Ringsignatur, um die Gelder auszugeben, wobei sein Eigentum und seine tatsächlichen Ausgaben anonym bleiben. Die Einzelheiten des Protokolls werden in den nächsten Unterabschnitten erläutert. 4.3 Nicht verknüpfbare Zahlungen Klassische Bitcoin-Adressen werden nach der Veröffentlichung zu einer eindeutigen Kennung für eingehende E-Mails Zahlungen, deren Verknüpfung und Verknüpfung mit den Pseudonymen des Empfängers. Wenn jemand möchte Wenn er eine „ungebundene“ Transaktion erhält, sollte er dem Absender seine Adresse über einen privaten Kanal mitteilen. Wenn er verschiedene Transaktionen erhalten möchte, bei denen nicht nachgewiesen werden kann, dass sie demselben Eigentümer gehören Er sollte alle verschiedenen Adressen generieren und sie niemals unter seinem eigenen Pseudonym veröffentlichen. Öffentlich Privat Alice Carol Bobs Adresse 1 Bobs Adresse 2 Bobs Schlüssel 1 Bobs Schlüssel 2 Bob Abb. 2. Traditionelles Bitcoin-Schlüssel-/Transaktionsmodell. Wir schlagen eine Lösung vor, die es einem Benutzer ermöglicht, eine einzelne Adresse zu veröffentlichen und bedingungslos zu empfangen nicht verknüpfbare Zahlungen. Das Ziel jeder CryptoNote-Ausgabe ist (standardmäßig) ein öffentlicher Schlüssel. abgeleitet aus Empfängeradresse und Zufallsdaten des Absenders. Der Hauptvorteil gegenüber Bitcoin ist, dass jeder Zielschlüssel standardmäßig eindeutig ist (es sei denn, der Absender verwendet für jeden die gleichen Daten). seiner Transaktionen an denselben Empfänger). Daher gibt es kein Problem wie die „Wiederverwendung von Adressen“. Design und kein Beobachter kann feststellen, ob Transaktionen an eine bestimmte Adresse oder einen bestimmten Link gesendet wurden zwei Adressen zusammen. 6 Der private Benutzerschlüssel ist ein Paar (a, b) aus zwei verschiedenen privaten EC-Schlüsseln. Der Tracking-Schlüssel ist ein Paar (a, B) aus privatem und öffentlichem EC-Schlüssel (wobei B = bG und a ̸= b); Der öffentliche Benutzerschlüssel ist ein Paar (A, B) aus zwei öffentlichen EC-Schlüsseln, die von (a, b) abgeleitet sind. Die Standardadresse ist eine Darstellung eines öffentlichen Benutzerschlüssels, der in einer benutzerfreundlichen Zeichenfolge angegeben wird mit Fehlerkorrektur; Die verkürzte Adresse ist eine Darstellung der zweiten Hälfte (Punkt B) eines angegebenen öffentlichen Benutzerschlüssels in eine benutzerfreundliche Zeichenfolge mit Fehlerkorrektur umgewandelt. Die Transaktionsstruktur ähnelt der Struktur in Bitcoin: Jeder Benutzer kann wählen mehrere unabhängige Zahlungseingänge (Transaktionsausgänge), signieren Sie diese mit den entsprechenden private Schlüssel und senden sie an verschiedene Ziele. Im Gegensatz zum Modell von Bitcoin, bei dem ein Benutzer über einen eindeutigen privaten und öffentlichen Schlüssel verfügt Bei dem vorgeschlagenen Modell generiert ein Absender einen einmaligen öffentlichen Schlüssel basierend auf der Adresse des Empfängers und einige zufällige Daten. In diesem Sinne wird eine eingehende Transaktion für denselben Empfänger an a gesendet Einmaliger öffentlicher Schlüssel (nicht direkt an eine eindeutige Adresse) und nur der Empfänger kann ihn wiederherstellen entsprechenden privaten Teil, um sein Geld einzulösen (unter Verwendung seines einzigartigen privaten Schlüssels). Der Empfänger kann Verwenden Sie eine Ringsignatur, um die Gelder auszugeben, wobei sein Eigentum und seine tatsächlichen Ausgaben anonym bleiben. Die Einzelheiten des Protokolls werden in den nächsten Unterabschnitten erläutert. 4.3 Nicht verknüpfbare Zahlungen Klassische Bitcoin-Adressen werden nach der Veröffentlichung zu einer eindeutigen Kennung für eingehende E-Mails Zahlungen, deren Verknüpfung und Verknüpfung mit den Pseudonymen des Empfängers. Wenn jemand möchte Wenn er eine „ungebundene“ Transaktion erhält, sollte er dem Absender seine Adresse über einen privaten Kanal mitteilen. Wenn er verschiedene Transaktionen erhalten möchte, bei denen nicht nachgewiesen werden kann, dass sie demselben Eigentümer gehören Er sollte alle verschiedenen Adressen generieren und sie niemals unter seinem eigenen Pseudonym veröffentlichen. Öffentlich Privat Alice Carol Bobs Adresse 1 Bobs Adresse 2 Bobs Schlüssel 1 Bobs Schlüssel 2 Bob Abb. 2. Traditionelle Bitcoin-Schlüssel/Transaktionen-Model. Wir schlagen eine Lösung vor, die es einem Benutzer ermöglicht, eine einzelne Adresse zu veröffentlichen und bedingungslos zu empfangen nicht verknüpfbare Zahlungen. Das Ziel jeder CryptoNote-Ausgabe ist (standardmäßig) ein öffentlicher Schlüssel. abgeleitet aus Empfängeradresse und Zufallsdaten des Absenders. Der Hauptvorteil gegenüber Bitcoin ist, dass jeder Zielschlüssel standardmäßig eindeutig ist (es sei denn, der Absender verwendet für jeden die gleichen Daten). seiner Transaktionen an denselben Empfänger). Daher gibt es kein Problem wie die „Wiederverwendung von Adressen“. Design und kein Beobachter kann feststellen, ob Transaktionen an eine bestimmte Adresse oder einen bestimmten Link gesendet wurden zwei Adressen zusammen. 6 11 Das ist also wie Bitcoin, aber mit unbegrenzten, anonymen Postfächern, die nur vom Empfänger eingelöst werden können Generieren eines privaten Schlüssels, der so anonym ist wie eine Ringsignatur. Bitcoin funktioniert auf diese Weise. Wenn Alex 0,112 Bitcoin in ihrer Brieftasche hat, die sie gerade von Frank erhalten hat, hat sie wirklich eine unterschriebene Karte Nachricht „Ich, [FRANK], sende 0,112 Bitcoin an [alex] + H0 + N0“, wobei 1) Frank das unterschrieben hat Nachricht mit seinem privaten Schlüssel [FRANK], 2) Frank hat die Nachricht mit Alex‘ öffentlichem Schlüssel signiert Schlüssel, [Alex], 3) Frank hat eine Form der Geschichte des Bitcoin, H0, eingefügt und 4) Frank enthält ein zufälliges Datenbit namens nonce, N0. Wenn Alex dann 0,011 Bitcoin an Charlene senden möchte, nimmt sie Franks Nachricht entgegen und sie wird das auf H1 setzen und zwei Nachrichten signieren: eine für ihre Transaktion und eine für die Änderung. H1= „Ich, [FRANK], sende 0,112 Bitcoin an [alex] + H0 + N“ „Ich, [ALEX], sende 0,011 Bitcoin an [charlene] + H1 + N1“ „Ich, [ALEX], sende 0,101 Bitcoin als Änderung an [alex] + H1 + N2.“ wo Alex beide Nachrichten mit ihrem privaten Schlüssel [ALEX] signiert, die erste Nachricht mit dem von Charlene öffentlicher Schlüssel [charlene], die zweite Nachricht mit Alex‘ öffentlichem Schlüssel [alex] und einschließlich der Historien und einige zufällig generierte nonces N1 und N2 entsprechend. Cryptonote funktioniert so: Wenn Alex 0,112 Cryptonote in ihrer Brieftasche hat, die sie gerade von Frank erhalten hat, hat sie wirklich eine unterschriebene Münze Nachricht „Ich, [jemand in einer Ad-hoc-Gruppe], sende 0,112 Cryptonote an [eine einmalige Adresse] + H0 + N0.“ Alex entdeckte, dass es sich dabei um ihr Geld handelte, indem sie ihren privaten Schlüssel [ALEX] überprüfte [eine einmalige Adresse] für jede vorbeigehende Nachricht, und wenn sie diese ausgeben möchte, tut sie dies in auf folgende Weise. Sie wählt einen Empfänger des Geldes aus, vielleicht hat Charlene damit begonnen, für Drohnenangriffe zu stimmen Alex möchte stattdessen Geld an Brenda schicken. Also sucht Alex nach Brendas öffentlichem Schlüssel, [brenda], und verwendet ihren eigenen privaten Schlüssel, [ALEX], um eine einmalige Adresse [ALEX+brenda] zu generieren. Sie Dann wählt sie eine beliebige Sammlung C aus dem Netzwerk der Cryptonote-Benutzer aus und erstellt sie eine Ringsignatur dieser Ad-hoc-Gruppe. Wir legen unseren Verlauf wie in der vorherigen Nachricht fest, fügen hinzu nonces und wie gewohnt fortfahren? H1 = „Ich, [jemand in einer Ad-hoc-Gruppe], sende 0,112 Cryptonote an [eine einmalige Adresse] + H0 + N0.“ „Ich, [jemand in der Sammlung C], sende 0,011 Cryptonote an [one-time-address-made-fromALEX+brenda] + H1 + N1“ „Ich, [jemand in der Sammlung C], sende 0,101 Cryptonote als Änderung an [one-time-address-madefrom-ALEX+alex] + H1 + N2“ Jetzt scannen Alex und Brenda beide alle eingehenden Nachrichten nach eventuell vorhandenen Einmaladressen mit ihrem Schlüssel erstellt. Wenn sie welche finden, dann ist diese Nachricht ganz neu für sie Kryptonote! Und selbst dann wird die Transaktion immer noch den blockchain erreichen. Wenn die Münzen diese Adresse eingeben Es ist bekannt, dass sie von Kriminellen, politischen Mitwirkenden oder von Komitees und Konten gesendet werden bei strengen Budgets (z. B. Unterschlagung) oder wenn der neue Besitzer dieser Münzen jemals einen Fehler macht und sendet diese Münzen an eine gemeinsame Adresse mit Münzen, von denen bekannt ist, dass sie sie besitzen, die Anonymitätsvorrichtung ist in Bitcoin gestiegen.
Der private Benutzerschlüssel ist ein Paar (a, b) aus zwei verschiedenen privaten EC-Schlüsseln. Der Tracking-Schlüssel ist ein Paar (a, B) aus privatem und öffentlichem EC-Schlüssel (wobei B = bG und a ̸= b); Der öffentliche Benutzerschlüssel ist ein Paar (A, B) aus zwei öffentlichen EC-Schlüsseln, die von (a, b) abgeleitet sind. Die Standardadresse ist eine Darstellung eines öffentlichen Benutzerschlüssels, der in einer benutzerfreundlichen Zeichenfolge angegeben wird mit Fehlerkorrektur; Die verkürzte Adresse ist eine Darstellung der zweiten Hälfte (Punkt B) eines angegebenen öffentlichen Benutzerschlüssels in eine benutzerfreundliche Zeichenfolge mit Fehlerkorrektur umgewandelt. Die Transaktionsstruktur ähnelt der Struktur in Bitcoin: Jeder Benutzer kann wählen mehrere unabhängige Zahlungseingänge (Transaktionsausgänge), signieren Sie diese mit den entsprechenden private Schlüssel und senden sie an verschiedene Ziele. Im Gegensatz zum Modell von Bitcoin, bei dem ein Benutzer über einen eindeutigen privaten und öffentlichen Schlüssel verfügt Bei dem vorgeschlagenen Modell generiert ein Absender einen einmaligen öffentlichen Schlüssel basierend auf der Adresse des Empfängers und einige zufällige Daten. In diesem Sinne wird eine eingehende Transaktion für denselben Empfänger an a gesendet Einmaliger öffentlicher Schlüssel (nicht direkt an eine eindeutige Adresse) und nur der Empfänger kann ihn wiederherstellen entsprechenden privaten Teil, um sein Geld einzulösen (unter Verwendung seines einzigartigen privaten Schlüssels). Der Empfänger kann Verwenden Sie eine Ringsignatur, um die Gelder auszugeben, wobei sein Eigentum und seine tatsächlichen Ausgaben anonym bleiben. Die Einzelheiten des Protokolls werden in den nächsten Unterabschnitten erläutert. 4.3 Nicht verknüpfbare Zahlungen Klassische Bitcoin-Adressen werden nach der Veröffentlichung zu einer eindeutigen Kennung für eingehende E-Mails Zahlungen, deren Verknüpfung und Verknüpfung mit den Pseudonymen des Empfängers. Wenn jemand möchte Wenn er eine „ungebundene“ Transaktion erhält, sollte er dem Absender seine Adresse über einen privaten Kanal mitteilen. Wenn er verschiedene Transaktionen erhalten möchte, bei denen nicht nachgewiesen werden kann, dass sie demselben Eigentümer gehören Er sollte alle verschiedenen Adressen generieren und sie niemals unter seinem eigenen Pseudonym veröffentlichen. Öffentlich Privat Alice Carol Bobs Adresse 1 Bobs Adresse 2 Bobs Schlüssel 1 Bobs Schlüssel 2 Bob Abb. 2. Traditionelles Bitcoin-Schlüssel-/Transaktionsmodell. Wir schlagen eine Lösung vor, die es einem Benutzer ermöglicht, eine einzelne Adresse zu veröffentlichen und bedingungslos zu empfangen nicht verknüpfbare Zahlungen. Das Ziel jeder CryptoNote-Ausgabe ist (standardmäßig) ein öffentlicher Schlüssel. abgeleitet aus Empfängeradresse und Zufallsdaten des Absenders. Der Hauptvorteil gegenüber Bitcoin ist, dass jeder Zielschlüssel standardmäßig eindeutig ist (es sei denn, der Absender verwendet für jeden die gleichen Daten). seiner Transaktionen an denselben Empfänger). Daher gibt es kein Problem wie die „Wiederverwendung von Adressen“. Design und kein Beobachter kann feststellen, ob Transaktionen an eine bestimmte Adresse oder einen bestimmten Link gesendet wurden zwei Adressen zusammen. 6 Der private Benutzerschlüssel ist ein Paar (a, b) aus zwei verschiedenen privaten EC-Schlüsseln. Der Tracking-Schlüssel ist ein Paar (a, B) aus privatem und öffentlichem EC-Schlüssel (wobei B = bG und a ̸= b); Der öffentliche Benutzerschlüssel ist ein Paar (A, B) aus zwei öffentlichen EC-Schlüsseln, die von (a, b) abgeleitet sind. Die Standardadresse ist eine Darstellung eines öffentlichen Benutzerschlüssels, der in einer benutzerfreundlichen Zeichenfolge angegeben wird mit Fehlerkorrektur; Die verkürzte Adresse ist eine Darstellung der zweiten Hälfte (Punkt B) eines angegebenen öffentlichen Benutzerschlüssels in eine benutzerfreundliche Zeichenfolge mit Fehlerkorrektur umgewandelt. Die Transaktionsstruktur ähnelt der Struktur in Bitcoin: Jeder Benutzer kann wählen mehrere unabhängige Zahlungseingänge (Transaktionsausgänge), signieren Sie diese mit den entsprechenden private Schlüssel und senden sie an verschiedene Ziele. Im Gegensatz zum Modell von Bitcoin, bei dem ein Benutzer über einen eindeutigen privaten und öffentlichen Schlüssel verfügt Bei dem vorgeschlagenen Modell generiert ein Absender einen einmaligen öffentlichen Schlüssel basierend auf der Adresse des Empfängers und einige zufällige Daten. In diesem Sinne wird eine eingehende Transaktion für denselben Empfänger an a gesendet Einmaliger öffentlicher Schlüssel (nicht direkt an eine eindeutige Adresse) und nur der Empfänger kann ihn wiederherstellen entsprechenden privaten Teil, um sein Geld einzulösen (unter Verwendung seines einzigartigen privaten Schlüssels). Der Empfänger kann Verwenden Sie eine Ringsignatur, um die Gelder auszugeben, wobei sein Eigentum und seine tatsächlichen Ausgaben anonym bleiben. Die Einzelheiten des Protokolls werden in den nächsten Unterabschnitten erläutert. 4.3 Nicht verknüpfbare Zahlungen Klassische Bitcoin-Adressen werden nach der Veröffentlichung zu einer eindeutigen Kennung für eingehende E-Mails Zahlungen, deren Verknüpfung und Verknüpfung mit den Pseudonymen des Empfängers. Wenn jemand möchte Wenn er eine „ungebundene“ Transaktion erhält, sollte er dem Absender seine Adresse über einen privaten Kanal mitteilen. Wenn er verschiedene Transaktionen erhalten möchte, bei denen nicht nachgewiesen werden kann, dass sie demselben Eigentümer gehören Er sollte alle verschiedenen Adressen generieren und sie niemals unter seinem eigenen Pseudonym veröffentlichen. Öffentlich Privat Alice Carol Bobs Adresse 1 Bobs Adresse 2 Bobs Schlüssel 1 Bobs Schlüssel 2 Bob Abb. 2. Traditioneller Bitcoin-Schlüssel/Transaktionen-Model. Wir schlagen eine Lösung vor, die es einem Benutzer ermöglicht, eine einzelne Adresse zu veröffentlichen und bedingungslos zu empfangen nicht verknüpfbare Zahlungen. Das Ziel jeder CryptoNote-Ausgabe ist (standardmäßig) ein öffentlicher Schlüssel. abgeleitet aus Empfängeradresse und Zufallsdaten des Absenders. Der Hauptvorteil gegenüber Bitcoin ist, dass jeder Zielschlüssel standardmäßig eindeutig ist (es sei denn, der Absender verwendet für jeden die gleichen Daten). seiner Transaktionen an denselben Empfänger). Daher gibt es kein Problem wie die „Wiederverwendung von Adressen“. Design und kein Beobachter kann feststellen, ob Transaktionen an eine bestimmte Adresse oder einen bestimmten Link gesendet wurden zwei Adressen zusammen. 6 12 Anstatt also Münzen von einer Adresse (die eigentlich ein öffentlicher Schlüssel ist) an eine Adresse zu senden (ein weiterer öffentlicher Schlüssel) Mit ihren privaten Schlüsseln senden Benutzer Münzen aus einem einmaligen Postfach (der mit dem öffentlichen Schlüssel Ihres Freundes generiert wird) an ein einmaliges Postfach (ähnlich) mit Ihrem eigene private Schlüssel. In gewisser Weise sagen wir: „Okay, lasst alle die Finger vom Geld, während es in Umlauf ist.“ herumgetragen! Es reicht einfach zu wissen, dass unsere Schlüssel diese und jene Kiste öffnen können Wir wissen, wie viel Geld in der Box ist. Legen Sie niemals Ihre Fingerabdrücke auf das Postfach oder Um es tatsächlich zu nutzen, tauschen Sie einfach die mit Bargeld gefüllte Box selbst aus. Auf diese Weise wissen wir nicht, wer gesendet hat Was, aber der Inhalt dieser öffentlichen Adressen ist immer noch reibungslos, fungibel, teilbar und besitzen immer noch all die anderen schönen Eigenschaften von Geld, die wir uns wünschen, wie Bitcoin.“ Eine unendliche Menge an Postfächern. Sie veröffentlichen eine Adresse, ich habe einen privaten Schlüssel. Ich verwende meinen privaten Schlüssel und Ihre Adresse und einige zufällige Daten, um einen öffentlichen Schlüssel zu generieren. Der Algorithmus ist so konzipiert, dass, da Ihr Adresse zum Generieren des öffentlichen Schlüssels verwendet wurde, funktioniert nur IHR privater Schlüssel zum Entsperren Nachricht. Eine Beobachterin, Eve, sieht, wie Sie Ihre Adresse veröffentlichen, und sieht den öffentlichen Schlüssel, den ich bekannt gebe. Allerdings Sie weiß nicht, ob ich meinen öffentlichen Schlüssel basierend auf Ihrer Adresse oder ihrer oder der von Brenda bekannt gegeben habe oder Charlenes, oder wer auch immer. Sie vergleicht ihren privaten Schlüssel mit dem öffentlichen Schlüssel, den ich angekündigt habe und sieht, dass es nicht funktioniert; es ist nicht ihr Geld. Sie kennt den privaten Schlüssel von niemand anderem und Nur der Empfänger der Nachricht verfügt über den privaten Schlüssel, der die Nachricht entsperren kann. Also niemand Wenn man zuhört, kann man feststellen, wer das Geld erhalten hat, geschweige denn, das Geld annehmen.
Öffentlich Privat Alice Carol Einmalschlüssel Einmalschlüssel Einmalschlüssel Bob Bobs Schlüssel Bobs Adresse Abb. 3. CryptoNote-Schlüssel-/Transaktionsmodell. Zunächst führt der Absender einen Diffie-Hellman-Austausch durch, um ein gemeinsames Geheimnis aus seinen Daten zu erhalten die Hälfte der Adresse des Empfängers. Anschließend berechnet er mithilfe der gemeinsamen Daten einen einmaligen Zielschlüssel Geheimnis und die zweite Hälfte der Adresse. Vom Empfänger werden zwei verschiedene ec-Schlüssel benötigt Für diese beiden Schritte ist eine Standard-CryptoNote-Adresse also fast doppelt so groß wie eine Bitcoin-Wallet Adresse. Der Empfänger führt außerdem einen Diffie-Hellman-Austausch durch, um die entsprechenden Daten wiederherzustellen geheimer Schlüssel. Eine Standardtransaktionssequenz sieht wie folgt aus: 1. Alice möchte eine Zahlung an Bob senden, der seine Standardadresse veröffentlicht hat. Sie entpackt die Adresse und erhält Bobs öffentlichen Schlüssel (A, B). 2. Alice generiert ein zufälliges \(r \in [1, l - 1]\) und berechnet einen einmaligen öffentlichen Schlüssel \(P = H_s(rA)G +\) B. 3. Alice verwendet P als Zielschlüssel für die Ausgabe und packt auch den Wert R = rG (als Teil der Diffie-Hellman-Börse) irgendwo in die Transaktion einfließen. Beachten Sie, dass sie erstellen kann andere Ausgaben mit eindeutigen öffentlichen Schlüsseln: Die Schlüssel verschiedener Empfänger (Ai, Bi) implizieren unterschiedliche Pi sogar mit dem gleichen r. Transaktion Öffentlicher Tx-Schlüssel Tx-Ausgang Betrag Zielschlüssel R = rG P = Hs(rA)G + B Empfänger öffentlicher Schlüssel Zufallsdaten des Absenders r (A, B) Abb. 4. Standard-Transaktionsstruktur. 4. Alice sendet die Transaktion. 5. Bob überprüft jede durchlaufende Transaktion mit seinem privaten Schlüssel (a, b) und berechnet P ′ = Hs(aR)G + B. Wenn Alices Transaktion mit Bob als Empfänger darunter war, dann ist aR = arG = rA und P′ = P. 7 Öffentlich Privat Alice Carol Einmalschlüssel Einmalschlüssel Einmalschlüssel Bob Bobs Schlüssel Bobs Adresse Abb. 3. CryptoNote-Schlüssel-/Transaktionsmodell. Zunächst führt der Absender einen Diffie-Hellman-Austausch durch, um ein gemeinsames Geheimnis aus seinen Daten zu erhalten die Hälfte der Adresse des Empfängers. Anschließend berechnet er mithilfe der gemeinsamen Daten einen einmaligen Zielschlüssel Geheimnis und die zweite Hälfte der Adresse. Vom Empfänger werden zwei verschiedene ec-Schlüssel benötigt Für diese beiden Schritte ist eine Standard-CryptoNote-Adresse also fast doppelt so groß wie eine Bitcoin-Wallet Adresse. Der Empfänger führt außerdem einen Diffie-Hellman-Austausch durch, um die entsprechenden Daten wiederherzustellen geheimer Schlüssel. Eine Standardtransaktionssequenz sieht wie folgt aus: 1. Alice möchte eine Zahlung an Bob senden, der seine Standardadresse veröffentlicht hat. Sie entpackt die Adresse und erhält Bobs öffentlichen Schlüssel (A, B). 2. Alice generiert ein zufälliges \(r \in [1, l - 1]\) und berechnet einen einmaligen öffentlichen Schlüssel \(P = H_s(rA)G +\) B. 3. Alice verwendet P als Zielschlüssel für die Ausgabe und packt auch den Wert R = rG (als Teil der Diffie-Hellman-Börse) irgendwo in die Transaktion einfließen. Beachten Sie, dass sie erstellen kann andere Ausgaben mit eindeutigen öffentlichen Schlüsseln: Die Schlüssel verschiedener Empfänger (Ai, Bi) implizieren unterschiedliche Pi sogar mit dem gleichen r. Transaktion Öffentlicher Tx-Schlüssel Tx-Ausgang Betrag Zielschlüssel R = rG P = Hs(rA)G + B Empfänger öffentlicher Schlüssel Zufallsdaten des Absenders r (A, B) Abb. 4. Standard-Transaktionsstruktur. 4. Alice sendet die Transaktion. 5. Bob überprüft jede durchlaufende Transaktion mit seinem privaten Schlüssel (a, b) und berechnet P ′ = Hs(aR)G + B. Wenn Alices Transaktion mit Bob als Empfänger darunter war, dann ist aR = arG = rA und P′ = P. 7 13 Ich frage mich, wie mühsam es wäre, eine Wahl der Kryptographie zu implementieren Schema. Elliptisch oder anders. Wenn also in Zukunft ein Plan gebrochen wird, wechselt die Währung ohne Bedenken. Wahrscheinlich eine große Nervensäge. Okay, das ist genau das, was ich gerade in meinem vorherigen Kommentar erklärt habe. Der Diffie-Hellman-Typ Der Austausch ist ordentlich. Angenommen, Alex und Brenda haben jeweils eine Geheimnummer A und B und eine Nummer Es geht ihnen nicht darum, Geheimnisse zu bewahren, a und b. Sie möchten ein gemeinsames Geheimnis generieren, ohne dies zu tun Eva entdeckt es. Diffie und Hellman haben eine Möglichkeit gefunden, wie Alex und Brenda das teilen können öffentliche Nummern a und b, nicht jedoch die privaten Nummern A und B, und generieren ein gemeinsames Geheimnis, K. Unter Verwendung dieses gemeinsamen Geheimnisses, K, ohne dass Eva zuhört, um dasselbe zu generieren K, Alex und Brenda können K nun als geheimen Verschlüsselungsschlüssel verwenden und geheime Nachrichten zurückgeben und her. So KANN es funktionieren, obwohl es mit viel größeren Zahlen als 100 funktionieren sollte. Wir verwenden 100, da das Bearbeiten der ganzen Zahlen Modulo 100 gleichbedeutend mit „Alle wegwerfen“ ist sondern die letzten beiden Ziffern einer Zahl.“ Alex und Brenda wählen jeweils A, a, B und b. Sie halten A und B geheim. Alex teilt Brenda ihren Wert eines Modulo 100 mit (nur die letzten beiden Ziffern) und Brenda teilt es Alex mit ihr Wert von b Modulo 100. Jetzt kennt Eva (a,b) Modulo 100. Aber Alex kennt (a,b,A) also sie kann x=abA modulo 100 berechnen.Alex schneidet alles bis auf die letzte Ziffer ab, weil wir arbeiten unter den ganzen Zahlen Modulo 100 wieder. Ebenso kennt Brenda (a,b,B), sodass sie berechnen kann y=abB Modulo 100. Alex kann jetzt x veröffentlichen und Brenda kann y veröffentlichen. Aber jetzt kann Alex yA = abBA modulo 100 berechnen, und Brenda kann xB berechnen = abBA modulo 100. Sie kennen beide die gleiche Nummer! Aber alles, was Eva gehört hat, ist (a,b,abA,abB). Sie hat keine einfache Möglichkeit, abA*B zu berechnen. Dies ist nun die einfachste und unsicherste Art, über den Diffie-Hellman-Austausch nachzudenken. Es gibt sicherere Versionen. Die meisten Versionen funktionieren jedoch aufgrund der ganzzahligen und diskreten Faktorisierung Logarithmen sind schwierig, und beide Probleme können von Quantencomputern leicht gelöst werden. Ich werde prüfen, ob es quantenresistente Versionen gibt. http://en.wikipedia.org/wiki/Diffie%E2%80%93Hellman_key_exchange Der hier aufgeführten „Standard-TXN-Sequenz“ fehlen eine ganze Reihe von Schritten, wie z. B. SIGNATUREN. Sie werden hier einfach als selbstverständlich angesehen. Was wirklich schlimm ist, denn die Reihenfolge, in der wir Signieren, die in der signierten Nachricht enthaltenen Informationen und so weiter ... das alles ist extrem wichtig für das Protokoll. Bei der Umsetzung von „the Standard-Transaktionssequenz“ könnte die Sicherheit des gesamten Systems in Frage stellen. Darüber hinaus sind die später in der Arbeit vorgelegten Beweise möglicherweise nicht streng genug, wenn die Der Rahmen, in dem sie arbeiten, ist genauso locker definiert wie in diesem Abschnitt.
Öffentlich Privat Alice Carol Einmalschlüssel Einmalschlüssel Einmalschlüssel Bob Bobs Schlüssel Bobs Adresse Abb. 3. CryptoNote-Schlüssel-/Transaktionsmodell. Zunächst führt der Absender einen Diffie-Hellman-Austausch durch, um ein gemeinsames Geheimnis aus seinen Daten zu erhalten die Hälfte der Adresse des Empfängers. Anschließend berechnet er mithilfe der gemeinsamen Daten einen einmaligen Zielschlüssel Geheimnis und die zweite Hälfte der Adresse. Vom Empfänger werden zwei verschiedene ec-Schlüssel benötigt Für diese beiden Schritte ist eine Standard-CryptoNote-Adresse also fast doppelt so groß wie eine Bitcoin-Wallet Adresse. Der Empfänger führt außerdem einen Diffie-Hellman-Austausch durch, um die entsprechenden Daten wiederherzustellen geheimer Schlüssel. Eine Standardtransaktionssequenz sieht wie folgt aus: 1. Alice möchte eine Zahlung an Bob senden, der seine Standardadresse veröffentlicht hat. Sie entpackt die Adresse und erhält Bobs öffentlichen Schlüssel (A, B). 2. Alice generiert ein zufälliges \(r \in [1, l - 1]\) und berechnet einen einmaligen öffentlichen Schlüssel \(P = H_s(rA)G +\) B. 3. Alice verwendet P als Zielschlüssel für die Ausgabe und packt auch den Wert R = rG (als Teil der Diffie-Hellman-Börse) irgendwo in die Transaktion einfließen. Beachten Sie, dass sie erstellen kann andere Ausgaben mit eindeutigen öffentlichen Schlüsseln: Die Schlüssel verschiedener Empfänger (Ai, Bi) implizieren unterschiedliche Pi sogar mit dem gleichen r. Transaktion Öffentlicher Tx-Schlüssel Tx-Ausgang Betrag Zielschlüssel R = rG P = Hs(rA)G + B Empfänger öffentlicher Schlüssel Zufallsdaten des Absenders r (A, B) Abb. 4. Standard-Transaktionsstruktur. 4. Alice sendet die Transaktion. 5. Bob überprüft jede durchlaufende Transaktion mit seinem privaten Schlüssel (a, b) und berechnet P ′ = Hs(aR)G + B. Wenn Alices Transaktion mit Bob als Empfänger darunter war, dann ist aR = arG = rA und P′ = P. 7 Öffentlich Privat Alice Carol Einmalschlüssel Einmalschlüssel Einmalschlüssel Bob Bobs Schlüssel Bobs Adresse Abb. 3. CryptoNote-Schlüssel-/Transaktionsmodell. Zunächst führt der Absender einen Diffie-Hellman-Austausch durch, um ein gemeinsames Geheimnis aus seinen Daten zu erhalten die Hälfte der Adresse des Empfängers. Anschließend berechnet er mithilfe der gemeinsamen Daten einen einmaligen Zielschlüssel Geheimnis und die zweite Hälfte der Adresse. Vom Empfänger werden zwei verschiedene ec-Schlüssel benötigt Für diese beiden Schritte ist eine Standard-CryptoNote-Adresse also fast doppelt so groß wie eine Bitcoin-Wallet Adresse. Der Empfänger führt außerdem einen Diffie-Hellman-Austausch durch, um die entsprechenden Daten wiederherzustellen geheimer Schlüssel. Eine Standardtransaktionssequenz sieht wie folgt aus: 1. Alice möchte eine Zahlung an Bob senden, der seine Standardadresse veröffentlicht hat. Sie entpackt die Adresse und erhält Bobs öffentlichen Schlüssel (A, B). 2. Alice generiert ein zufälliges \(r \in [1, l - 1]\) und berechnet einen einmaligen öffentlichen Schlüssel \(P = H_s(rA)G +\) B. 3. Alice verwendet P als Zielschlüssel für die Ausgabe und packt auch den Wert R = rG (als Teil der Diffie-Hellman-Börse) irgendwo in die Transaktion einfließen. Beachten Sie, dass sie erstellen kann andere Ausgaben mit eindeutigen öffentlichen Schlüsseln: Die Schlüssel verschiedener Empfänger (Ai, Bi) implizieren unterschiedliche Pi sogar mit dem gleichen r. Transaktion Öffentlicher Tx-Schlüssel Tx-Ausgang Betrag Zielschlüssel R = rG P = Hs(rA)G + B Empfänger öffentlicher Schlüssel Zufallsdaten des Absenders r (A, B) Abb. 4. Standard-Transaktionsstruktur. 4. Alice sendet die Transaktion. 5. Bob überprüft jede durchlaufende Transaktion mit seinem privaten Schlüssel (a, b) und berechnet P ′ = Hs(aR)G + B. Wenn Alices Transaktion mit Bob als Empfänger darunter war, dann ist aR = arG = rA und P′ = P. 7 14 Beachten Sie, dass es den Autoren schlecht gelingt, ihre Terminologie durchgehend klar zu halten den Text, aber vor allem in diesem nächsten Teil. Die nächste Inkarnation dieses Papiers wird notwendigerweise sein viel strenger. Im Text bezeichnen sie P als ihren einmaligen öffentlichen Schlüssel. Im Diagramm bezeichnen sie R als ihren „öffentlichen Tx-Schlüssel“ und P als ihren „Zielschlüssel“. Wenn ich das umschreiben würde, würde ich es tun Legen Sie einige Begriffe ganz konkret dar, bevor Sie diese Abschnitte besprechen. Diese Elle ist riesig. Siehe Seite 5. Wer wählt ell? Das Diagramm zeigt, dass der öffentliche Transaktionsschlüssel R = rG ist, der zufällig und ausgewählt ist B. vom Absender, ist nicht Teil der Tx-Ausgabe. Dies liegt daran, dass es für mehrere gleich sein könnte Transaktionen an mehrere Personen und wird SPÄTER nicht für Ausgaben verwendet. Ein neues R wird generiert jedes Mal, wenn Sie eine neue CryptoNote-Transaktion übertragen möchten. Darüber hinaus wird nur R verwendet um zu prüfen, ob Sie der Empfänger der Transaktion sind. Es handelt sich nicht um Junk-Daten, aber für jeden ist es Junk-Daten ohne die mit (A,B) verbundenen privaten Schlüssel. Der Zielschlüssel hingegen, P = Hs(rA)G + B, ist Teil der Tx-Ausgabe. Jeder Beim Durchsuchen der Daten jeder laufenden Transaktion müssen sie ihr eigenes generiertes P* vergleichen dieses P, um zu sehen, ob ihnen diese vorübergehende Transaktion gehört. Jeder mit einer nicht ausgegebenen Transaktionsausgabe (UTXO) wird einen Haufen dieser Ps mit Beträgen herumliegen haben. Um zu verbringend, sie Unterschreiben Sie eine neue Nachricht, einschließlich P. Alice muss diese Transaktion mit einmaligen privaten Schlüsseln signieren, die mit den Zielschlüsseln der nicht ausgegebenen Transaktionsausgabe(n) verknüpft sind. Jeder Zielschlüssel im Besitz von Alice ist ausgestattet mit einem einmaligen privaten Schlüssel, der (vermutlich) auch Alice gehört. Jedes Mal, wenn Alice es will Schicken Sie mir oder Bob oder Brenda oder Charlie oder Charlene den Inhalt eines Zielschlüssels verwendet ihren privaten Schlüssel, um die Transaktion zu signieren. Nach Eingang der Transaktion erhalte ich ein neues Tx öffentlichen Schlüssel, einen neuen öffentlichen Zielschlüssel, und ich werde in der Lage sein, einen neuen einmaligen privaten Schlüssel x wiederherzustellen. Ich kombiniere meinen einmaligen privaten Schlüssel x mit dem öffentlichen Ziel der neuen Transaktion Mit den Schlüsseln senden wir eine neue Transaktion
- Bob kann den entsprechenden einmaligen privaten Schlüssel wiederherstellen: x = Hs(aR) + b, also P = xG. Er kann diese Ausgabe jederzeit ausgeben, indem er eine Transaktion mit x unterzeichnet. Transaktion Öffentlicher Tx-Schlüssel Tx-Ausgang Betrag Zielschlüssel P ′ = Hs(aR)G + bG einmaliger öffentlicher Schlüssel x = Hs(aR) + b einmaliger privater Schlüssel Empfänger privater Schlüssel (a, b) R P′ ?= P Abb. 5. Eingangstransaktionsprüfung. Als Ergebnis erhält Bob eingehende Zahlungen, die mit einmaligen öffentlichen Schlüsseln verknüpft sind Für einen Zuschauer nicht verlinkbar. Einige zusätzliche Hinweise: • Wenn Bob seine Transaktionen „erkennt“ (siehe Schritt 5), nutzt er praktisch nur die Hälfte seiner private Informationen: (a, B). Dieses Paar, auch Tracking-Schlüssel genannt, kann übergeben werden an einen Dritten (Carol). Bob kann ihr die Bearbeitung neuer Transaktionen delegieren. Bob muss Carol nicht ausdrücklich vertrauen, da sie den einmaligen geheimen Schlüssel p nicht wiederherstellen kann ohne Bobs vollständigen privaten Schlüssel (a, b). Dieser Ansatz ist nützlich, wenn es Bob an Bandbreite mangelt oder Rechenleistung (Smartphones, Hardware-Wallets etc.). • Falls Alice nachweisen möchte, dass sie eine Transaktion an Bobs Adresse gesendet hat, kann sie dies entweder offenlegen r oder verwenden Sie ein Zero-Knowledge-Protokoll, um zu beweisen, dass sie r kennt (z. B. durch Unterschreiben). die Transaktion mit r). • Wenn Bob eine revisionssichere Adresse haben möchte, an der sich alle eingehenden Transaktionen befinden verknüpfbar ist, kann er entweder seinen Tracking-Key veröffentlichen oder eine gekürzte Adresse verwenden. Diese Adresse stellt nur einen öffentlichen EC-Schlüssel B dar, und der verbleibende Teil ist für das Protokoll erforderlich daraus wie folgt abgeleitet: a = Hs(B) und A = Hs(B)G. In beiden Fällen ist es jeder Mensch ist in der Lage, alle eingehenden Transaktionen von Bob zu „erkennen“, aber natürlich kann niemand diese ausgeben darin eingeschlossene Gelder ohne geheimen Schlüssel b. 4.4 Einmalige Ringsignaturen Ein auf einmaligen Ringsignaturen basierendes Protokoll ermöglicht es Benutzern, eine bedingungslose Unverknüpfbarkeit zu erreichen. Leider ermöglichen gewöhnliche Arten von kryptografischen Signaturen die Rückverfolgung von Transaktionen jeweiligen Sender und Empfänger. Unsere Lösung für dieses Manko liegt in der Verwendung einer anderen Signatur als diejenigen, die derzeit in elektronischen Kassensystemen verwendet werden. Wir werden zunächst eine allgemeine Beschreibung unseres Algorithmus ohne expliziten Verweis darauf geben elektronisches Bargeld. Eine einmalige Ringsignatur enthält vier Algorithmen: (GEN, SIG, VER, LNK): GEN: nimmt öffentliche Parameter und gibt ein EC-Paar (P, x) und einen öffentlichen Schlüssel I aus. SIG: Nimmt eine Nachricht m, eine Menge \(S'\) öffentlicher Schlüssel {Pi}i̸=s, ein Paar (Ps, xs) und gibt eine Signatur \(\sigma\) aus und eine Menge \(S = \)S'\( \cup \{P_s\}\). 8
-
Bob kann den entsprechenden einmaligen privaten Schlüssel wiederherstellen: x = Hs(aR) + b, also P = xG. Er kann diese Ausgabe jederzeit ausgeben, indem er eine Transaktion mit x unterzeichnet. Transaktion Öffentlicher Tx-Schlüssel Tx-Ausgang Betrag Zielschlüssel P ′ = Hs(aR)G + bG einmaliger öffentlicher Schlüssel x = Hs(aR) + b einmaliger privater Schlüssel Empfänger privater Schlüssel (a, b) R P′ ?= P Abb. 5. Eingangstransaktionsprüfung. Als Ergebnis erhält Bob eingehende Zahlungen, die mit einmaligen öffentlichen Schlüsseln verknüpft sind Für einen Zuschauer nicht verlinkbar. Einige zusätzliche Hinweise: • Wenn Bob seine Transaktionen „erkennt“ (siehe Schritt 5), nutzt er praktisch nur die Hälfte seiner private Informationen: (a, B). Dieses Paar, auch Tracking-Schlüssel genannt, kann übergeben werden an einen Dritten (Carol). Bob kann ihr die Bearbeitung neuer Transaktionen delegieren. Bob muss Carol nicht ausdrücklich vertrauen, da sie den einmaligen geheimen Schlüssel p nicht wiederherstellen kann ohne Bobs vollständigen privaten Schlüssel (a, b). Dieser Ansatz ist nützlich, wenn es Bob an Bandbreite mangelt oder Rechenleistung (Smartphones, Hardware-Wallets etc.). • Falls Alice nachweisen möchte, dass sie eine Transaktion an Bobs Adresse gesendet hat, kann sie dies entweder offenlegen r oder verwenden Sie ein Zero-Knowledge-Protokoll, um zu beweisen, dass sie r kennt (z. B. durch Unterschreiben). die Transaktion mit r). • Wenn Bob eine revisionssichere Adresse haben möchte, an der sich alle eingehenden Transaktionen befinden verknüpfbar ist, kann er entweder seinen Tracking-Key veröffentlichen oder eine gekürzte Adresse verwenden. Diese Adresse stellt nur einen öffentlichen EC-Schlüssel B dar, und der verbleibende Teil ist für das Protokoll erforderlich daraus wie folgt abgeleitet: a = Hs(B) und A = Hs(B)G. In beiden Fällen ist es jeder Mensch ist in der Lage, alle eingehenden Transaktionen von Bob zu „erkennen“, aber natürlich kann niemand diese ausgeben darin eingeschlossene Gelder ohne geheimen Schlüssel b. 4.4 Einmalige Ringsignaturen Ein auf einmaligen Ringsignaturen basierendes Protokoll ermöglicht es Benutzern, eine bedingungslose Unverknüpfbarkeit zu erreichen. Leider ermöglichen gewöhnliche Arten von kryptografischen Signaturen die Rückverfolgung von Transaktionen jeweiligen Sender und Empfänger. Unsere Lösung für dieses Manko liegt in der Verwendung einer anderen Signatur als diejenigen, die derzeit in elektronischen Kassensystemen verwendet werden. Wir werden zunächst ein Gen bereitstellenEine vollständige Beschreibung unseres Algorithmus ohne expliziten Verweis darauf elektronisches Bargeld. Eine einmalige Ringsignatur enthält vier Algorithmen: (GEN, SIG, VER, LNK): GEN: nimmt öffentliche Parameter und gibt ein EC-Paar (P, x) und einen öffentlichen Schlüssel I aus. SIG: Nimmt eine Nachricht m, eine Menge \(S'\) öffentlicher Schlüssel {Pi}i̸=s, ein Paar (Ps, xs) und gibt eine Signatur \(\sigma\) aus und eine Menge \(S = \)S'\( \cup \{P_s\}\). 8 15 Wie sieht hier eine nicht ausgegebene Transaktionsausgabe aus? Das Diagramm legt nahe, dass die Transaktionsausgabe nur aus zwei Datenpunkten besteht: Betrag und Zielschlüssel. Aber das ist nicht der Fall ausreichend, denn wenn ich versuche, diese „Ausgabe“ auszugeben, muss ich immer noch R=rG wissen. Denken Sie daran, dass r vom Absender ausgewählt wird und R a) verwendet wird, um eingehende Kryptonoten als Ihre zu erkennen besitzen und b) zur Generierung des einmaligen privaten Schlüssels verwendet werden, mit dem Sie Ihre Kryptonote „beanspruchen“. Der Teil daran, den ich nicht verstehe? Nehmen wir das theoretische „Okay, wir haben diese.“ Signaturen und Transaktionen, und wir geben sie hin und her“ in die Welt der Programmierung „Okay, welche Informationen konkret machen eine Person UTXO aus?“ Der beste Weg, diese Frage zu beantworten, besteht darin, in den Körper des völlig unkommentierten Codes einzutauchen. Gut gemacht, Bytecoin-Team. Zur Erinnerung: Verlinkbarkeit bedeutet „Hat die gleiche Person gesendet?“ und Unverknüpfbarkeit bedeutet „dasselbe getan.“ Person erhalten?". Ein System kann also verknüpfbar oder nicht verknüpfbar, nicht verknüpfbar oder nicht verknüpfbar sein. Ärgerlich, ich weiß. Wenn also Nic van Saberhagen hier sagt: „…eingehende Zahlungen [sind] mit Einmalzahlungen verbunden.“ öffentliche Schlüssel, die für einen Zuschauer nicht verknüpfbar sind“, schauen wir mal, was er meint. Stellen Sie sich zunächst eine Situation vor, in der Alice Bob zwei separate Transaktionen derselben sendet Adresse an die gleiche Adresse. Im Bitcoin-Universum hat Alice den Fehler bereits gemacht des Versands von der gleichen Adresse aus und daher hat die Transaktion unseren Wunsch nach einer Begrenzung verfehlt Verknüpfbarkeit. Da sie außerdem das Geld an dieselbe Adresse geschickt hat, hat sie unseren Wunsch verfehlt wegen Unverknüpfbarkeit. Diese Bitcoin-Transaktion war sowohl (vollständig) verknüpfbar als auch nicht nicht verknüpfbar. Nehmen wir andererseits im Kryptonoten-Universum an, dass Alice Bob eine Kryptonote schickt. unter Verwendung von Bobs öffentlicher Adresse. Sie wählt als ihren verschleierenden Satz öffentlicher Schlüssel alle bekannten öffentlichen Schlüssel Schlüssel im Großraum Washington DC. Alex generiert mit ihrem eigenen einen einmaligen öffentlichen Schlüssel Informationen und Bobs öffentliche Informationen. Sie schickt das Geld ab, und jeder Beobachter wird es tun Ich konnte nur herausfinden: „Jemand aus der Metropolregion Washington DC hat 2,3 Kryptonoten an geschickt.“ die einmalige öffentliche Adresse XYZ123.“ Wir haben hier eine probabilistische Kontrolle über die Verknüpfbarkeit, daher nennen wir dies „fast nicht verknüpfbar“. Wir sehen auch nur die einmaligen öffentlichen Schlüssel, an die Geld gesendet wird. Auch wenn wir den Empfänger vermuteten War Bob, wir haben seine privaten Schlüssel nicht und können daher nicht testen, ob eine Transaktion erfolgreich war gehört Bob, geschweige denn, dass er seinen einmaligen privaten Schlüssel generiert, um seine Kryptonote einzulösen. Also das hier ist in der Tat völlig „unverknüpfbar“. Das ist also der netteste Trick von allen. Wer möchte einem anderen MtGox wirklich vertrauen? Vielleicht sind wir es Es ist bequem, eine gewisse Menge an BTC auf Coinbase zu speichern, aber die ultimative Bitcoin-Sicherheit ist es eine physische Geldbörse. Was unbequem ist. In diesem Fall können Sie die Hälfte Ihres privaten Schlüssels vertrauensvoll weitergeben, ohne Ihren privaten Schlüssel zu gefährden eigene Fähigkeit, Geld auszugeben. Wenn Sie dies tun, erklären Sie lediglich jemandem, wie er die Unverknüpfbarkeit aufheben kann. Der andere Eigenschaften von CN, die wie eine Währung wirken, bleiben erhalten, wie z. B. der Schutz vor Doppelausgaben und was nicht.
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Bob kann den entsprechenden einmaligen privaten Schlüssel wiederherstellen: x = Hs(aR) + b, also P = xG. Er kann diese Ausgabe jederzeit ausgeben, indem er eine Transaktion mit x unterzeichnet. Transaktion Öffentlicher Tx-Schlüssel Tx-Ausgang Betrag Zielschlüssel P ′ = Hs(aR)G + bG einmaliger öffentlicher Schlüssel x = Hs(aR) + b einmaliger privater Schlüssel Empfänger privater Schlüssel (a, b) R P′ ?= P Abb. 5. Eingangstransaktionsprüfung. Als Ergebnis erhält Bob eingehende Zahlungen, die mit einmaligen öffentlichen Schlüsseln verknüpft sind Für einen Zuschauer nicht verlinkbar. Einige zusätzliche Hinweise: • Wenn Bob seine Transaktionen „erkennt“ (siehe Schritt 5), nutzt er praktisch nur die Hälfte seiner private Informationen: (a, B). Dieses Paar, auch Tracking-Schlüssel genannt, kann übergeben werden an einen Dritten (Carol). Bob kann ihr die Bearbeitung neuer Transaktionen delegieren. Bob muss Carol nicht ausdrücklich vertrauen, da sie den einmaligen geheimen Schlüssel p nicht wiederherstellen kann ohne Bobs vollständigen privaten Schlüssel (a, b). Dieser Ansatz ist nützlich, wenn es Bob an Bandbreite mangelt oder Rechenleistung (Smartphones, Hardware-Wallets etc.). • Falls Alice nachweisen möchte, dass sie eine Transaktion an Bobs Adresse gesendet hat, kann sie dies entweder offenlegen r oder verwenden Sie ein Zero-Knowledge-Protokoll, um zu beweisen, dass sie r kennt (z. B. durch Unterschreiben). die Transaktion mit r). • Wenn Bob eine revisionssichere Adresse haben möchte, an der sich alle eingehenden Transaktionen befinden verknüpfbar ist, kann er entweder seinen Tracking-Key veröffentlichen oder eine gekürzte Adresse verwenden. Diese Adresse stellt nur einen öffentlichen EC-Schlüssel B dar, und der verbleibende Teil ist für das Protokoll erforderlich daraus wie folgt abgeleitet: a = Hs(B) und A = Hs(B)G. In beiden Fällen ist es jeder Mensch ist in der Lage, alle eingehenden Transaktionen von Bob zu „erkennen“, aber natürlich kann niemand diese ausgeben darin eingeschlossene Gelder ohne geheimen Schlüssel b. 4.4 Einmalige Ringsignaturen Ein auf einmaligen Ringsignaturen basierendes Protokoll ermöglicht es Benutzern, eine bedingungslose Unverknüpfbarkeit zu erreichen. Leider ermöglichen gewöhnliche Arten von kryptografischen Signaturen die Rückverfolgung von Transaktionen jeweiligen Sender und Empfänger. Unsere Lösung für dieses Manko liegt in der Verwendung einer anderen Signatur als diejenigen, die derzeit in elektronischen Kassensystemen verwendet werden. Wir werden zunächst eine allgemeine Beschreibung unseres Algorithmus ohne expliziten Verweis darauf geben elektronisches Bargeld. Eine einmalige Ringsignatur enthält vier Algorithmen: (GEN, SIG, VER, LNK): GEN: nimmt öffentliche Parameter und gibt ein EC-Paar (P, x) und einen öffentlichen Schlüssel I aus. SIG: Nimmt eine Nachricht m, eine Menge \(S'\) öffentlicher Schlüssel {Pi}i̸=s, ein Paar (Ps, xs) und gibt eine Signatur \(\sigma\) aus und eine Menge \(S = \)S'\( \cup \{P_s\}\). 8
- Bob kann den entsprechenden einmaligen privaten Schlüssel wiederherstellen: x = Hs(aR) + b, also P = xG. Er kann diese Ausgabe jederzeit ausgeben, indem er eine Transaktion mit x unterzeichnet. Transaktion Öffentlicher Tx-Schlüssel Tx-Ausgang Betrag Zielschlüssel P ′ = Hs(aR)G + bG einmaliger öffentlicher Schlüssel x = Hs(aR) + b einmaliger privater Schlüssel Empfänger privater Schlüssel (a, b) R P′ ?= P Abb. 5. Eingangstransaktionsprüfung. Als Ergebnis erhält Bob eingehende Zahlungen, die mit einmaligen öffentlichen Schlüsseln verknüpft sind Für einen Zuschauer nicht verlinkbar. Einige zusätzliche Hinweise: • Wenn Bob seine Transaktionen „erkennt“ (siehe Schritt 5), nutzt er praktisch nur die Hälfte seiner private Informationen: (a, B). Dieses Paar, auch Tracking-Schlüssel genannt, kann übergeben werden an einen Dritten (Carol). Bob kann ihr die Bearbeitung neuer Transaktionen delegieren. Bob muss Carol nicht ausdrücklich vertrauen, da sie den einmaligen geheimen Schlüssel p nicht wiederherstellen kann ohne Bobs vollständigen privaten Schlüssel (a, b). Dieser Ansatz ist nützlich, wenn es Bob an Bandbreite mangelt oder Rechenleistung (Smartphones, Hardware-Wallets etc.). • Falls Alice nachweisen möchte, dass sie eine Transaktion an Bobs Adresse gesendet hat, kann sie dies entweder offenlegen r oder verwenden Sie ein Zero-Knowledge-Protokoll, um zu beweisen, dass sie r kennt (z. B. durch Unterschreiben). die Transaktion mit r). • Wenn Bob eine revisionssichere Adresse haben möchte, an der sich alle eingehenden Transaktionen befinden verknüpfbar ist, kann er entweder seinen Tracking-Key veröffentlichen oder eine gekürzte Adresse verwenden. Diese Adresse stellt nur einen öffentlichen EC-Schlüssel B dar, und der verbleibende Teil ist für das Protokoll erforderlich daraus wie folgt abgeleitet: a = Hs(B) und A = Hs(B)G. In beiden Fällen ist es jeder Mensch ist in der Lage, alle eingehenden Transaktionen von Bob zu „erkennen“, aber natürlich kann niemand diese ausgeben darin eingeschlossene Gelder ohne geheimen Schlüssel b. 4.4 Einmalige Ringsignaturen Ein auf einmaligen Ringsignaturen basierendes Protokoll ermöglicht es Benutzern, eine bedingungslose Unverknüpfbarkeit zu erreichen. Leider ermöglichen gewöhnliche Arten von kryptografischen Signaturen die Rückverfolgung von Transaktionen jeweiligen Sender und Empfänger. Unsere Lösung für dieses Manko liegt in der Verwendung einer anderen Signatur als diejenigen, die derzeit in elektronischen Kassensystemen verwendet werden. Wir werden zunächst ein Gen bereitstellenEine vollständige Beschreibung unseres Algorithmus ohne expliziten Verweis darauf elektronisches Bargeld. Eine einmalige Ringsignatur enthält vier Algorithmen: (GEN, SIG, VER, LNK): GEN: nimmt öffentliche Parameter und gibt ein EC-Paar (P, x) und einen öffentlichen Schlüssel I aus. SIG: Nimmt eine Nachricht m, eine Menge \(S'\) öffentlicher Schlüssel {Pi}i̸=s, ein Paar (Ps, xs) und gibt eine Signatur \(\sigma\) aus und eine Menge \(S = \)S'\( \cup \{P_s\}\). 8 16 Ja, jetzt haben wir a) eine Zahlungsadresse und b) eine Zahlungs-ID. Ein Kritiker könnte fragen: „Müssen wir das wirklich tun? Wenn ein Händler schließlich 112.00678952 erhält.“ Genau CN, und das war meine Bestellung, und ich habe einen Screenshot oder eine Quittung oder was auch immer, nicht wahr? wahnsinniges Maß an Präzision ausreichend?“ Die Antwort lautet: „Vielleicht, meistens im Alltag, persönliche Transaktionen.“ Die häufigere Situation (insbesondere in der digitalen Welt) ist jedoch folgende: Ein Händler verkauft eine Reihe von Objekten mit jeweils einem festen Preis. Angenommen, Objekt A hat 0,001 CN, Objekt B hat 0,01 CN und Objekt C ist 0,1 CN. Wenn der Händler nun eine Bestellung über 1,618 CN erhält, sind es viele, viele (viele!) Möglichkeiten, eine Bestellung für einen Kunden zu arrangieren. Und so ohne irgendeine Zahlungs-ID, Identifizierung der sogenannten „einzigartigen“ Bestellung eines Kunden mit den sogenannten „einzigartigen“ Kosten für ihn Ordnung wird unmöglich. Noch lustiger: Wenn alles in meinem Online-Shop genau 1,0 kostet CN, und ich bekomme 1000 Kunden pro Tag? Und Sie möchten nachweisen, dass Sie genau 3 Objekte gekauft haben vor zwei Wochen? Ohne Zahlungsausweis? Viel Glück, Kumpel. Lange Rede, kurzer Sinn: Wenn Bob eine Zahlungsadresse veröffentlicht, veröffentlicht er möglicherweise auch eine Zahlungs-ID ebenfalls (siehe z. B. Poloniex XMR-Einzahlungen). Das ist anders als beschrieben im Text hier, wobei Alice diejenige ist, die die Zahlungs-ID generiert. Für Bob muss es auch eine Möglichkeit geben, eine Zahlungs-ID zu generieren. (a,B) Denken Sie daran, dass der Tracking-Schlüssel (a,B) veröffentlicht werden kann; Verlust der Geheimhaltung des Wertes für „ein“ Testament Ihre Fähigkeit, Geld auszugeben, nicht verletzen oder zulassen, dass andere Sie bestehlen (ich denke... das hätte es getan). noch bewiesen werden muss), wird es den Leuten lediglich ermöglichen, alle eingehenden Transaktionen zu sehen. Eine verkürzte Adresse, wie in diesem Absatz beschrieben, übernimmt einfach den „privaten“ Teil des Schlüssels und generiert es aus dem „öffentlichen“ Teil. Durch das Offenlegen des Werts für „a“ wird die Nichtverknüpfbarkeit entfernt Der Rest der Transaktionen bleibt jedoch erhalten. Der Autor meint „nicht unlinkbar“, weil sich „unlinkable“ auf den Empfänger und „linkable“ bezieht bezieht sich auf den Absender. Es ist auch klar, dass der Autor nicht erkannte, dass es zwei verschiedene Aspekte der Verknüpfbarkeit gibt. Da die Transaktion schließlich ein gerichtetes Objekt in einem Diagramm ist, stellen sich zwei Fragen: „Gehen diese beiden Transaktionen an dieselbe Person?“ und „Kommen diese beiden Transaktionen?“ von derselben Person?“ Dabei handelt es sich um eine „No-going-back“-Richtlinie, der die Unlinkability-Eigenschaft von CryptoNote unterliegt bedingt. Das heißt, Bob kann festlegen, dass die Verknüpfung seiner eingehenden Transaktionen nicht aufgehoben werden kann Nutzung dieser Richtlinie. Dies ist eine Behauptung, die sie anhand des Random Oracle Model beweisen. Wir werden darauf zurückkommen; der Zufall Oracle hat Vor- und Nachteile.
VER: Nimmt eine Nachricht m, eine Menge S, eine Signatur \(\sigma\) und gibt „wahr“ oder „falsch“ aus. LNK: Nimmt eine Menge I = {Ii}, eine Signatur \(\sigma\) und gibt „linked“ oder „indep“ aus. Die Idee hinter dem Protokoll ist ziemlich einfach: Ein Benutzer erstellt eine Signatur, die sein kann wird durch einen Satz öffentlicher Schlüssel und nicht durch einen eindeutigen öffentlichen Schlüssel überprüft. Die Identität des Unterzeichners ist nicht von den anderen Benutzern zu unterscheiden, deren öffentliche Schlüssel im Set enthalten sind, bis der Eigentümer sie erstellt eine zweite Signatur mit demselben Schlüsselpaar. Private Schlüssel x0 \(\cdots\) xi \(\cdots\) xn Öffentliche Schlüssel P0 \(\cdots\) Pi \(\cdots\) Pn Klingeln Unterschrift Zeichen verifizieren Abb. 6. Anonymität der Ringsignatur. GEN: Der Unterzeichner wählt einen zufälligen geheimen Schlüssel \(x \in [1, l - 1]\) und berechnet den entsprechenden öffentlicher Schlüssel P = xG. Zusätzlich berechnet er einen weiteren öffentlichen Schlüssel I = xHp(P), den wir verwenden werden nennen wir es „Schlüsselbild“. SIG: Der Unterzeichner generiert eine einmalige Ringsignatur mit einem nicht interaktiven Zero-Knowledge Beweis mit den Techniken aus [21]. Er wählt eine zufällige Teilmenge \(S'\) von n aus den anderen Benutzern aus. öffentliche Schlüssel Pi, sein eigenes Schlüsselpaar (x, P) und Schlüsselbild I. Sei \(0 \leq s \leq n\) der geheime Index des Unterzeichners in S (so dass sein öffentlicher Schlüssel Ps ist). Er wählt ein zufälliges {qi | ich = 0 . . . n} und {wi | ich = 0 . . . n, i ̸= s} aus (1 . . . l) und wendet die an folgende Transformationen: Li = ( QiG, wenn i = s QiG + WiPi, wenn i ̸= s Ri = ( qiHp(Pi), wenn i = s qiHp(Pi) + wiI, wenn i ̸= s Der nächste Schritt besteht darin, die nicht interaktive Herausforderung zu meistern: c = Hs(m, L1, . . . , Ln, R1, . . . , Rn) Schließlich berechnet der Unterzeichner die Antwort: ci = Wi, wenn i ̸= s c − nP i=0 ci mod l, wenn i = s ri = ( Qi, wenn i ̸= s qs −csx mod l, wenn i = s Die resultierende Signatur ist \(\sigma\) = (I, c1, . . . , cn, r1, . . . , rn). 9 VER: Nimmt eine Nachricht m, eine Menge S, eine Signatur \(\sigma\) und gibt „wahr“ oder „falsch“ aus. LNK: Nimmt eine Menge I = {Ii}, eine Signatur \(\sigma\) und gibt „linked“ oder „indep“ aus. Die Idee hinter dem Protokoll ist ziemlich einfach: Ein Benutzer erstellt eine Signatur, die sein kann wird durch einen Satz öffentlicher Schlüssel und nicht durch einen eindeutigen öffentlichen Schlüssel überprüft. Die Identität des Unterzeichners ist nicht von den anderen Benutzern zu unterscheiden, deren öffentliche Schlüssel im Set enthalten sind, bis der Eigentümer sie erstellt eine zweite Signatur mit demselben Schlüsselpaar. Private Schlüssel x0 \(\cdots\) xi \(\cdots\) xn Öffentliche Schlüssel P0 \(\cdots\) Pi \(\cdots\) Pn Klingeln Unterschrift Zeichen verifizieren Abb. 6. Anonymität der Ringsignatur. GEN: Der Unterzeichner wählt einen zufälligen geheimen Schlüssel \(x \in [1, l - 1]\) und berechnet den entsprechenden öffentlicher Schlüssel P = xG. Zusätzlich berechnet er einen weiteren öffentlichen Schlüssel I = xHp(P), den wir verwenden werden nennen wir es „Schlüsselbild“. SIG: Der Unterzeichner generiert eine einmalige Ringsignatur mit einem nicht interaktiven Zero-Knowledge Beweis mit den Techniken aus [21]. Er wählt eine zufällige Teilmenge \(S'\) von n aus den anderen Benutzern aus. öffentliche Schlüssel Pi, sein eigenes Schlüsselpaar (x, P) und Schlüsselbild I. Sei \(0 \leq s \leq n\) der geheime Index des Unterzeichners in S (so dass sein öffentlicher Schlüssel Ps ist). Er wählt ein zufälliges {qi | ich = 0 . . . n} und {wi | ich = 0 . . . n, i ̸= s} aus (1 . . . l) und wendet die an folgende Transformationen: Li = ( QiG, wenn i = s QiG + WiPi, wenn i ̸= s Ri = ( qiHp(Pi), wenn i = s qiHp(Pi) + wiI, wenn i ̸= s Der nächste Schritt besteht darin, die nicht interaktive Herausforderung zu meistern: c = Hs(m, L1, . . . , Ln, R1, . . . , Rn) Schließlich berechnet der Unterzeichner die Antwort: ci = Wi, wenn i ̸= s c − nP i=0 ci mod l, wenn i = s ri = ( Qi, wenn i ̸= s qs −csx mod l, wenn i = s Die resultierende Signatur ist \(\sigma\) = (I, c1, . . . , cn, r1, . . . , rn). 9 17 Vielleicht ist das dumm, aber bei der Vereinigung von S und P_s ist Vorsicht geboten. Wenn Sie einfach das anhängen Letzten öffentlichen Schlüssel bis zum Ende, die Unverknüpfbarkeit ist unterbrochen, da jeder die laufenden Transaktionen überprüft Sie können einfach den letzten in jeder Transaktion aufgeführten öffentlichen Schlüssel überprüfen und loslegen. Das ist der öffentliche Schlüssel dem Absender zugeordnet. Nach der Vereinigung muss also ein Pseudozufallszahlengenerator vorhanden sein Wird verwendet, um die ausgewählten öffentlichen Schlüssel zu permutieren. „...bis der Besitzer eine zweite Signatur mit demselben Schlüsselpaar erstellt.“ Ich wünsche dem/den Autor(en?) würde das näher erläutern. Ich glaube, das bedeutet: „Stellen Sie sicher, dass Sie jedes Mal, wenn Sie einen Satz öffentlicher Schlüssel auswählen, diese verschleiern möchten.“ Du wählst ein völlig neues Set, bei dem kein Schlüssel gleich ist Ziemlich starke Bedingung für die Unverknüpfbarkeit. Vielleicht „wählen Sie ein neues zufälliges Set aus.“ alle möglichen Schlüssel“ mit der Annahme, dass, obwohl nichttriviale Schnittpunkte unvermeidlich sind passieren, sie werden nicht oft passieren. In jedem Fall muss ich mich eingehender mit dieser Aussage befassen. Dadurch wird die Ringsignatur generiert. Wissensfreie Beweise sind großartig: Ich fordere Sie auf, mir zu beweisen, dass Sie ein Geheimnis kennen ohne das Geheimnis preiszugeben. Angenommen, wir stehen am Eingang einer Donut-förmigen Höhle. und auf der Rückseite der Höhle (vom Eingang aus nicht zu sehen) befindet sich ein oNe-Weg-Tür, zu der du Behaupte, du hättest den Schlüssel. Wenn du in eine Richtung gehst, lässt es dich immer durch, aber wenn du in die gleiche Richtung gehst In die andere Richtung benötigen Sie einen Schlüssel. Aber du willst mir nicht einmal den Schlüssel zeigen, geschweige denn Zeig mir, dass es die Tür öffnet. Aber Sie wollen mir beweisen, dass Sie wissen, wie man das öffnet Tür. Im interaktiven Setting werfe ich eine Münze. Kopf ist links, Zahl ist rechts und Sie gehen nach unten Donut-förmige Höhle, wohin auch immer die Münze Sie weist. Hinten, außerhalb meiner Sichtweite, du Öffne die Tür, um auf die andere Seite zurückzukehren. Wir wiederholen das Münzwurfexperiment bis ich überzeugt bin, dass du den Schlüssel hast. Aber das ist eindeutig der INTERAKTIVE Zero-Knowledge-Beweis. Es gibt nicht-interaktive Versionen, in denen Sie und ich nie kommunizieren müssen; Auf diese Weise können keine Lauscher eingreifen. http://en.wikipedia.org/wiki/Zero-knowledge_proof Dies ist die Umkehrung der vorherigen Definition.
VER: Nimmt eine Nachricht m, eine Menge S, eine Signatur \(\sigma\) und gibt „wahr“ oder „falsch“ aus. LNK: Nimmt eine Menge I = {Ii}, eine Signatur \(\sigma\) und gibt „linked“ oder „indep“ aus. Die Idee hinter dem Protokoll ist ziemlich einfach: Ein Benutzer erstellt eine Signatur, die sein kann wird durch einen Satz öffentlicher Schlüssel und nicht durch einen eindeutigen öffentlichen Schlüssel überprüft. Die Identität des Unterzeichners ist nicht von den anderen Benutzern zu unterscheiden, deren öffentliche Schlüssel im Set enthalten sind, bis der Eigentümer sie erstellt eine zweite Signatur mit demselben Schlüsselpaar. Private Schlüssel x0 \(\cdots\) xi \(\cdots\) xn Öffentliche Schlüssel P0 \(\cdots\) Pi \(\cdots\) Pn Klingeln Unterschrift Zeichen verifizieren Abb. 6. Anonymität der Ringsignatur. GEN: Der Unterzeichner wählt einen zufälligen geheimen Schlüssel \(x \in [1, l - 1]\) und berechnet den entsprechenden öffentlicher Schlüssel P = xG. Zusätzlich berechnet er einen weiteren öffentlichen Schlüssel I = xHp(P), den wir verwenden werden nennen wir es „Schlüsselbild“. SIG: Der Unterzeichner generiert eine einmalige Ringsignatur mit einem nicht interaktiven Zero-Knowledge Beweis mit den Techniken aus [21]. Er wählt eine zufällige Teilmenge \(S'\) von n aus den anderen Benutzern aus. öffentliche Schlüssel Pi, sein eigenes Schlüsselpaar (x, P) und Schlüsselbild I. Sei \(0 \leq s \leq n\) der geheime Index des Unterzeichners in S (so dass sein öffentlicher Schlüssel Ps ist). Er wählt ein zufälliges {qi | ich = 0 . . . n} und {wi | ich = 0 . . . n, i ̸= s} aus (1 . . . l) und wendet die an folgende Transformationen: Li = ( QiG, wenn i = s QiG + WiPi, wenn i ̸= s Ri = ( qiHp(Pi), wenn i = s qiHp(Pi) + wiI, wenn i ̸= s Der nächste Schritt besteht darin, die nicht interaktive Herausforderung zu meistern: c = Hs(m, L1, . . . , Ln, R1, . . . , Rn) Schließlich berechnet der Unterzeichner die Antwort: ci = Wi, wenn i ̸= s c − nP i=0 ci mod l, wenn i = s ri = ( Qi, wenn i ̸= s qs −csx mod l, wenn i = s Die resultierende Signatur ist \(\sigma\) = (I, c1, . . . , cn, r1, . . . , rn). 9 VER: Nimmt eine Nachricht m, eine Menge S, eine Signatur \(\sigma\) und gibt „wahr“ oder „falsch“ aus. LNK: Nimmt eine Menge I = {Ii}, eine Signatur \(\sigma\) und gibt „linked“ oder „indep“ aus. Die Idee hinter dem Protokoll ist ziemlich einfach: Ein Benutzer erstellt eine Signatur, die sein kann wird durch einen Satz öffentlicher Schlüssel und nicht durch einen eindeutigen öffentlichen Schlüssel überprüft. Die Identität des Unterzeichners ist nicht von den anderen Benutzern zu unterscheiden, deren öffentliche Schlüssel im Set enthalten sind, bis der Eigentümer sie erstellt eine zweite Signatur mit demselben Schlüsselpaar. Private Schlüssel x0 \(\cdots\) xi \(\cdots\) xn Öffentliche Schlüssel P0 \(\cdots\) Pi \(\cdots\) Pn Klingeln Unterschrift Zeichen verifizieren Abb. 6. Anonymität der Ringsignatur. GEN: Der Unterzeichner wählt einen zufälligen geheimen Schlüssel \(x \in [1, l - 1]\) und berechnet den entsprechenden öffentlicher Schlüssel P = xG. Zusätzlich berechnet er einen weiteren öffentlichen Schlüssel I = xHp(P), den wir verwenden werden nennen wir es „Schlüsselbild“. SIG: Der Unterzeichner generiert eine einmalige Ringsignatur mit einem nicht interaktiven Zero-Knowledge Beweis mit den Techniken aus [21]. Er wählt eine zufällige Teilmenge \(S'\) von n aus den anderen Benutzern aus. öffentliche Schlüssel Pi, sein eigenes Schlüsselpaar (x, P) und Schlüsselbild I. Sei \(0 \leq s \leq n\) der geheime Index des Unterzeichners in S (so dass sein öffentlicher Schlüssel Ps ist). Er wählt ein zufälliges {qi | ich = 0 . . . n} und {wi | ich = 0 . . . n, i ̸= s} aus (1 . . . l) und wendet die an folgende Transformationen: Li = ( QiG, wenn i = s QiG + WiPi, wenn i ̸= s Ri = ( qiHp(Pi), wenn i = s qiHp(Pi) + wiI, wenn i ̸= s Der nächste Schritt besteht darin, die nicht interaktive Herausforderung zu meistern: c = Hs(m, L1, . . . , Ln, R1, . . . , Rn) Schließlich berechnet der Unterzeichner die Antwort: ci = Wi, wenn i ̸= s c − nP i=0 ci mod l, wenn i = s ri = ( Qi, wenn i ̸= s qs −csx mod l, wenn i = s Die resultierende Signatur ist \(\sigma\) = (I, c1, . . . , cn, r1, . . . , rn). 9 18 Dieser gesamte Bereich ist kryptonotenunabhängig und beschreibt lediglich den Ringsignaturalgorithmus ohne Verweis auf Währungen. Ich vermute, dass ein Teil der Notation mit dem Rest des Artikels übereinstimmt. allerdings. Beispielsweise ist x der in GEN gewählte „zufällige“ geheime Schlüssel, der den öffentlichen Schlüssel P ergibt und öffentliches Schlüsselbild I. Dieser Wert von x ist der Wert, den Bob in Teil 6, Seite 8, berechnet. Das ist also so Ich fange an, einige der Verwirrungen aus der vorherigen Beschreibung aufzuklären. Das ist irgendwie cool; Es wird kein Geld von Alices öffentlicher Adresse an Bobs öffentliche Adresse überwiesen Adresse.“ Es wird von Einmaladresse zu Einmaladresse übertragen. In gewisser Weise sehen wir also hier, wie das Zeug funktioniert. Wenn Alex ein paar Kryptonoten hat, weil jemand Wenn Sie sie ihr geschickt haben, bedeutet dies, dass sie über die privaten Schlüssel verfügt, die sie benötigt, um sie an Bob zu senden. Sie nutzt ein Diffie-Hellman-Austausch, der Bobs öffentliche Informationen nutzt, um eine neue einmalige Adresse zu generieren und die Kryptonoten werden an diese Adresse übertragen. Nun wurde ein (vermutlich sicherer) DH-Austausch verwendet, um die neue Einmaladresse zu generieren an den Alex ihre CN geschickt hat, ist Bob der Einzige mit den privaten Schlüsseln, die zum Wiederholen des Befehls erforderlich sind oben. Jetzt ist Bob also Alex. http://en.wikipedia.org/wiki/Piecewise#Notation_and_interpretation Die Summierung sollte über j und nicht über i indiziert werden. Jedes c_i ist zufälliger Müll (da w_i zufällig ist) bis auf den c_i Arschist mit dem eigentlichen Schlüssel verknüpft, der in dieser Signatur enthalten ist. Der Wert von c ist ein hash der vorherigen Informationen. Ich denke jedoch, dass dies einen Tippfehler enthält, der schlimmer ist als die Wiederverwendung des Index „i“, denn c_s scheint implizit und nicht explizit definiert werden. Wenn wir diese Gleichung tatsächlich glauben, dann stellen wir fest, dass c_s = (1/2)c - (1/2) sum_i neq s c_i. Das heißt, ein hash minus eine ganze Reihe von Zufallszahlen. Wenn diese Summation hingegen lauten soll: „c_s = (c – sum_j neq s c_j) mod l“, dann nehmen wir die hash unserer vorherigen Informationen und generieren eine Reihe von Zufallszahlen. Subtrahieren Sie alle diese Zufallszahlen von hash, und das ergibt c_s. Das scheint so zu sein was meiner Intuition nach passieren „sollte“ und entspricht dem Verifizierungsschritt auf Seite 10. Aber Intuition ist keine Mathematik. Ich werde näher darauf eingehen. Das Gleiche wie zuvor; All dies wird zufälliger Müll sein, mit Ausnahme desjenigen, der mit dem tatsächlichen verbunden ist Öffentlicher Schlüssel des Unterzeichners x. Allerdings ist dies dieses Mal eher das, was ich von der Struktur erwarten würde: r_i ist zufällig für i!=s und r_s wird nur durch das geheime x und die s-indizierten Werte von bestimmt q_i und c_i.
VER: Der Verifizierer prüft die Signatur, indem er die inversen Transformationen anwendet: ( L′ i = riG + ciPi R′ i = riHp(Pi) + ciI Abschließend prüft der Verifizierer, ob nP i=0 ci ?= Hs(m, L′ 0, . . . , L′ n, R′ 0, . . . , R′ n) mod l Wenn diese Gleichheit korrekt ist, führt der Verifizierer den Algorithmus LNK aus. Andernfalls lehnt der Prüfer ab die Unterschrift. LNK: Der Verifizierer prüft, ob I in früheren Signaturen verwendet wurde (diese Werte werden im gespeichert Satz I). Bei Mehrfachnutzungen handelt es sich um zwei Signaturen, die unter demselben geheimen Schlüssel erstellt wurden. Die Bedeutung des Protokolls: Durch die Anwendung von L-Transformationen beweist der Unterzeichner, dass er es weiß so x, dass mindestens ein Pi = xG. Um diesen Beweis nicht wiederholbar zu machen, führen wir das Schlüsselbild ein als I = xHp(P). Der Unterzeichner verwendet dieselben Koeffizienten (ri, ci), um fast dieselbe Aussage zu beweisen: er kennt solche x, dass mindestens ein \(H_p(P_i) = I \cdot x^{-1}\). Wenn die Abbildung \(x \to I\) eine Injektion ist: 1. Niemand kann den öffentlichen Schlüssel aus dem Schlüsselbild wiederherstellen und den Unterzeichner identifizieren; 2. Der Unterzeichner kann nicht zwei Signaturen mit unterschiedlichen Ien und demselben x erstellen. Eine vollständige Sicherheitsanalyse finden Sie in Anhang A. 4.5 Standard-CryptoNote-Transaktion Durch die Kombination beider Methoden (nicht verknüpfbare öffentliche Schlüssel und nicht nachvollziehbare Ringsignatur) erreicht Bob Neues Maß an Privatsphäre im Vergleich zum ursprünglichen Bitcoin-Schema. Es verlangt von ihm lediglich das Lagern einen privaten Schlüssel (a, b) und veröffentlichen (A, B), um mit dem Empfangen und Senden anonymer Transaktionen zu beginnen. Bei der Validierung jeder Transaktion führt Bob zusätzlich nur zwei elliptische Kurvenmultiplikationen und eine Addition pro Ausgabe durch, um zu prüfen, ob eine Transaktion ihm gehört. Für jeden Ausgabe Bob stellt ein einmaliges Schlüsselpaar (pi, Pi) wieder her und speichert es in seiner Brieftasche. Es können beliebige Eingaben erfolgen nachweislich nur dann denselben Eigentümer, wenn sie in einer einzigen Transaktion auftauchen. In Tatsächlich ist diese Beziehung aufgrund der einmaligen Ringsignatur viel schwieriger herzustellen. Mit einer Ringsignatur kann Bob jede Eingabe effektiv vor der einer anderen Person verbergen; alles möglich Es ist ebenso wahrscheinlich, dass Geld ausgegeben wird, selbst der Vorbesitzer (Alice) hat nicht mehr Informationen als jeder Beobachter. Bei der Unterzeichnung seiner Transaktion gibt Bob n Auslandsausgänge mit dem gleichen Betrag wie er an Ausgabe und mischt sie alle ohne Beteiligung anderer Benutzer. Bob selbst (sowie (jemand anderes) weiß nicht, ob eine dieser Zahlungen ausgegeben wurde: Es kann ein Output verwendet werden in Tausenden von Unterschriften als Unklarheitsfaktor und nie als Versteckziel. Das Doppelte Die Ausgabenprüfung erfolgt in der LNK-Phase bei der Prüfung anhand des Satzes verwendeter Schlüsselbilder. Bob kann den Grad der Mehrdeutigkeit selbst wählen: n = 1 bedeutet, dass die Wahrscheinlichkeit, die er hat Die ausgegebene Ausgabe beträgt 50 % Wahrscheinlichkeit, n = 99 ergibt 1 %. Die Größe der resultierenden Signatur nimmt zu linear wie O(n+1), daher kostet die verbesserte Anonymität Bob zusätzliche Transaktionsgebühren. Er kann es auch Setzen Sie n = 0 und sorgen Sie dafür, dass seine Ringsignatur nur aus einem Element besteht. Dies geschieht jedoch sofort entlarven ihn als Spender. 10 VER: Der Verifizierer prüft die Signatur, indem er die inversen Transformationen anwendet: ( L′ i = riG + ciPi R′ i = riHp(Pi) + ciI Abschließend prüft der Verifizierer, ob nP i=0 ci ?= Hs(m, L′ 0, . . . , L′ n, R′ 0, . . . , R′ n) mod l Wenn diese Gleichheit korrekt ist, führt der Verifizierer den Algorithmus LNK aus. Andernfalls lehnt der Prüfer ab die Unterschrift. LNK: Der Verifizierer prüft, ob I in früheren Signaturen verwendet wurde (diese Werte werden im gespeichert Satz I). Bei Mehrfachnutzungen handelt es sich um zwei Signaturen, die unter demselben geheimen Schlüssel erstellt wurden. Die Bedeutung des Protokolls: Durch die Anwendung von L-Transformationen beweist der Unterzeichner, dass er es weiß so x, dass mindestens ein Pi = xG. Um diesen Beweis nicht wiederholbar zu machen, führen wir das Schlüsselbild ein als I = xHp(P). Der Unterzeichner verwendet dieselben Koeffizienten (ri, ci), um fast dieselbe Aussage zu beweisen: er kennt solche x, dass mindestens ein \(H_p(P_i) = I \cdot x^{-1}\). Wenn die Abbildung \(x \to I\) eine Injektion ist: 1. Niemand kann den öffentlichen Schlüssel aus dem Schlüsselbild wiederherstellen und den Unterzeichner identifizieren. 2. Der Unterzeichner kann nicht zwei Signaturen mit unterschiedlichen Ien und demselben x erstellen. Eine vollständige Sicherheitsanalyse finden Sie in Anhang A. 4.5 Standard-CryptoNote-Transaktion Durch die Kombination beider Methoden (nicht verknüpfbare öffentliche Schlüssel und nicht nachvollziehbare Ringsignatur) erreicht Bob Neues Maß an Privatsphäre im Vergleich zum ursprünglichen Bitcoin-Schema. Es verlangt von ihm lediglich das Lagern einen privaten Schlüssel (a, b) und veröffentlichen (A, B), um mit dem Empfangen und Senden anonymer Transaktionen zu beginnen. Bei der Validierung jeder Transaktion führt Bob zusätzlich nur zwei elliptische Kurvenmultiplikationen und eine Addition pro Ausgabe durch, um zu prüfen, ob eine Transaktion ihm gehört. Für jeden Ausgabe Bob stellt ein einmaliges Schlüsselpaar (pi, Pi) und st wieder herEr steckt es in seine Brieftasche. Es können beliebige Eingaben erfolgen nachweislich nur dann denselben Eigentümer, wenn sie in einer einzigen Transaktion auftauchen. In Tatsächlich ist diese Beziehung aufgrund der einmaligen Ringsignatur viel schwieriger herzustellen. Mit einer Ringsignatur kann Bob jede Eingabe effektiv vor der einer anderen Person verbergen; alles möglich Es ist ebenso wahrscheinlich, dass Geld ausgegeben wird, selbst der Vorbesitzer (Alice) hat nicht mehr Informationen als jeder Beobachter. Bei der Unterzeichnung seiner Transaktion gibt Bob n Auslandsausgänge mit dem gleichen Betrag wie er an Ausgabe und mischt sie alle ohne Beteiligung anderer Benutzer. Bob selbst (sowie (jemand anderes) weiß nicht, ob eine dieser Zahlungen ausgegeben wurde: Es kann ein Output verwendet werden in Tausenden von Unterschriften als Unklarheitsfaktor und nie als Versteckziel. Das Doppelte Die Ausgabenprüfung erfolgt in der LNK-Phase bei der Prüfung anhand des Satzes verwendeter Schlüsselbilder. Bob kann den Grad der Mehrdeutigkeit selbst wählen: n = 1 bedeutet, dass die Wahrscheinlichkeit, die er hat Die ausgegebene Ausgabe beträgt 50 % Wahrscheinlichkeit, n = 99 ergibt 1 %. Die Größe der resultierenden Signatur nimmt zu linear wie O(n+1), daher kostet die verbesserte Anonymität Bob zusätzliche Transaktionsgebühren. Er kann es auch Setzen Sie n = 0 und sorgen Sie dafür, dass seine Ringsignatur nur aus einem Element besteht. Dies geschieht jedoch sofort entlarven ihn als Spender. 10 19 Zu diesem Zeitpunkt bin ich furchtbar verwirrt. Alex erhält eine Nachricht M mit Signatur (I,c_1, ..., c_n, r_1, ..., r_n) und Liste der öffentlichen Tasten S. und sie führt VER aus. Dadurch werden L_i‘ und R_i‘ berechnet. Dies bestätigt, dass c_s = c - sum_i neq s c_i auf der vorherigen Seite ist. Zuerst war ich SEHR (ha) verwirrt. Jeder kann L_i‘ und R_i‘ berechnen. In der Tat, jeder r_i und c_i wurden in der Signatur veröffentlicht Sigma zusammen mit dem Wert für I. Die Menge S = P_i aller öffentlichen Schlüssel wurde ebenfalls veröffentlicht. Also jeder, der Sigma und das Set gesehen hat Schlüssel S = P_i erhalten die gleichen Werte für L_i’ und R_i’ und überprüfen daher die Signatur. Aber dann fiel mir ein, dass es in diesem Abschnitt lediglich um die Beschreibung eines Signaturalgorithmus und nicht um eine „Prüfung“ geht Wenn es unterschrieben ist, prüfen Sie, ob es an mich gesendet wurde, und wenn ja, geben Sie das Geld aus. Das ist EINFACH das charakteristischer Teil des Spiels. Ich bin daran interessiert, Anhang A zu lesen, wenn ich endlich dort ankomme. Ich würde gerne einen vollständigen Operation-by-Operation-Vergleich von Cryptonote mit Bitcoin sehen. Auch Strom/Nachhaltigkeit. Welche Teile der Algorithmen stellen hier „Eingabe“ dar? Ich glaube, dass die Transaktionseingabe ein Betrag und eine Reihe von UTXOs ist, deren Summe einen größeren Betrag ergibt als der Betrag. Das ist unklar. „Ziel des Verstecks?“ Ich habe jetzt ein paar Minuten darüber nachgedacht und es ist mir immer noch nicht gelungen Die unklarste Vorstellung davon, was es bedeuten könnte. Ein Double-Spend-Angriff kann nur durch Manipulation des vermeintlichen verwendeten Schlüssels eines Knotens ausgeführt werden Bildersatz \(I\). „Mehrdeutigkeitsgrad“ = n, aber die Gesamtzahl der in der Transaktion enthaltenen öffentlichen Schlüssel beträgt n+1. Das heißt, der Grad der Unklarheit wäre: „Wie viele ANDERE Personen möchten Sie haben?“ die Menge?" Die Antwort wird wahrscheinlich standardmäßig „so viele wie möglich“ lauten.
VER: Der Verifizierer prüft die Signatur, indem er die inversen Transformationen anwendet: ( L′ i = riG + ciPi R′ i = riHp(Pi) + ciI Abschließend prüft der Verifizierer, ob nP i=0 ci ?= Hs(m, L′ 0, . . . , L′ n, R′ 0, . . . , R′ n) mod l Wenn diese Gleichheit korrekt ist, führt der Verifizierer den Algorithmus LNK aus. Andernfalls lehnt der Prüfer ab die Unterschrift. LNK: Der Verifizierer prüft, ob I in früheren Signaturen verwendet wurde (diese Werte werden im gespeichert Satz I). Bei Mehrfachnutzungen handelt es sich um zwei Signaturen, die unter demselben geheimen Schlüssel erstellt wurden. Die Bedeutung des Protokolls: Durch die Anwendung von L-Transformationen beweist der Unterzeichner, dass er es weiß so x, dass mindestens ein Pi = xG. Um diesen Beweis nicht wiederholbar zu machen, führen wir das Schlüsselbild ein als I = xHp(P). Der Unterzeichner verwendet dieselben Koeffizienten (ri, ci), um fast dieselbe Aussage zu beweisen: er kennt solche x, dass mindestens ein \(H_p(P_i) = I \cdot x^{-1}\). Wenn die Abbildung \(x \to I\) eine Injektion ist: 1. Niemand kann den öffentlichen Schlüssel aus dem Schlüsselbild wiederherstellen und den Unterzeichner identifizieren. 2. Der Unterzeichner kann nicht zwei Signaturen mit unterschiedlichen Ien und demselben x erstellen. Eine vollständige Sicherheitsanalyse finden Sie in Anhang A. 4.5 Standard-CryptoNote-Transaktion Durch die Kombination beider Methoden (nicht verknüpfbare öffentliche Schlüssel und nicht nachvollziehbare Ringsignatur) erreicht Bob Neues Maß an Privatsphäre im Vergleich zum ursprünglichen Bitcoin-Schema. Es verlangt von ihm lediglich das Lagern einen privaten Schlüssel (a, b) und veröffentlichen (A, B), um mit dem Empfangen und Senden anonymer Transaktionen zu beginnen. Bei der Validierung jeder Transaktion führt Bob zusätzlich nur zwei elliptische Kurvenmultiplikationen und eine Addition pro Ausgabe durch, um zu prüfen, ob eine Transaktion ihm gehört. Für jeden Ausgabe Bob stellt ein einmaliges Schlüsselpaar (pi, Pi) wieder her und speichert es in seiner Brieftasche. Es können beliebige Eingaben erfolgen nachweislich nur dann denselben Eigentümer, wenn sie in einer einzigen Transaktion auftauchen. In Tatsächlich ist diese Beziehung aufgrund der einmaligen Ringsignatur viel schwieriger herzustellen. Mit einer Ringsignatur kann Bob jede Eingabe effektiv vor der einer anderen Person verbergen; alles möglich Es ist ebenso wahrscheinlich, dass Geld ausgegeben wird, selbst der Vorbesitzer (Alice) hat nicht mehr Informationen als jeder Beobachter. Bei der Unterzeichnung seiner Transaktion gibt Bob n Auslandsausgänge mit dem gleichen Betrag wie er an Ausgabe und mischt sie alle ohne Beteiligung anderer Benutzer. Bob selbst (sowie (jemand anderes) weiß nicht, ob eine dieser Zahlungen ausgegeben wurde: Es kann ein Output verwendet werden in Tausenden von Unterschriften als Unklarheitsfaktor und nie als Versteckziel. Das Doppelte Die Ausgabenprüfung erfolgt in der LNK-Phase bei der Prüfung anhand des Satzes verwendeter Schlüsselbilder. Bob kann den Grad der Mehrdeutigkeit selbst wählen: n = 1 bedeutet, dass die Wahrscheinlichkeit, die er hat Die ausgegebene Ausgabe beträgt 50 % Wahrscheinlichkeit, n = 99 ergibt 1 %. Die Größe der resultierenden Signatur nimmt zu linear wie O(n+1), daher kostet die verbesserte Anonymität Bob zusätzliche Transaktionsgebühren. Er kann es auch Setzen Sie n = 0 und sorgen Sie dafür, dass seine Ringsignatur nur aus einem Element besteht. Dies geschieht jedoch sofort entlarven ihn als Spender. 10 VER: Der Verifizierer prüft die Signatur, indem er die inversen Transformationen anwendet: ( L′ i = riG + ciPi R′ i = riHp(Pi) + ciI Abschließend prüft der Verifizierer, ob nP i=0 ci ?= Hs(m, L′ 0, . . . , L′ n, R′ 0, . . . , R′ n) mod l Wenn diese Gleichheit korrekt ist, führt der Verifizierer den Algorithmus LNK aus. Andernfalls lehnt der Prüfer ab die Unterschrift. LNK: Der Verifizierer prüft, ob I in früheren Signaturen verwendet wurde (diese Werte werden im gespeichert Satz I). Bei Mehrfachnutzungen handelt es sich um zwei Signaturen, die unter demselben geheimen Schlüssel erstellt wurden. Die Bedeutung des Protokolls: Durch die Anwendung von L-Transformationen beweist der Unterzeichner, dass er es weiß so x, dass mindestens ein Pi = xG. Um diesen Beweis nicht wiederholbar zu machen, führen wir das Schlüsselbild ein als I = xHp(P). Der Unterzeichner verwendet dieselben Koeffizienten (ri, ci), um fast dieselbe Aussage zu beweisen: er kennt solche x, dass mindestens ein \(H_p(P_i) = I \cdot x^{-1}\). Wenn die Abbildung \(x \to I\) eine Injektion ist: 1. Niemand kann den öffentlichen Schlüssel aus dem Schlüsselbild wiederherstellen und den Unterzeichner identifizieren. 2. Der Unterzeichner kann nicht zwei Signaturen mit unterschiedlichen Ien und demselben x erstellen. Eine vollständige Sicherheitsanalyse finden Sie in Anhang A. 4.5 Standard-CryptoNote-Transaktion Durch die Kombination beider Methoden (nicht verknüpfbare öffentliche Schlüssel und nicht nachvollziehbare Ringsignatur) erreicht Bob Neues Maß an Privatsphäre im Vergleich zum ursprünglichen Bitcoin-Schema. Es verlangt von ihm lediglich das Lagern einen privaten Schlüssel (a, b) und veröffentlichen (A, B), um mit dem Empfangen und Senden anonymer Transaktionen zu beginnen. Bei der Validierung jeder Transaktion führt Bob zusätzlich nur zwei elliptische Kurvenmultiplikationen und eine Addition pro Ausgabe durch, um zu prüfen, ob eine Transaktion ihm gehört. Für jeden Ausgabe Bob stellt ein einmaliges Schlüsselpaar (pi, Pi) und st wieder herEr steckt es in seine Brieftasche. Es können beliebige Eingaben erfolgen nachweislich nur dann denselben Eigentümer, wenn sie in einer einzigen Transaktion auftauchen. In Tatsächlich ist diese Beziehung aufgrund der einmaligen Ringsignatur viel schwieriger herzustellen. Mit einer Ringsignatur kann Bob jede Eingabe effektiv vor der einer anderen Person verbergen; alles möglich Es ist ebenso wahrscheinlich, dass Geld ausgegeben wird, selbst der Vorbesitzer (Alice) hat nicht mehr Informationen als jeder Beobachter. Bei der Unterzeichnung seiner Transaktion gibt Bob n Auslandsausgänge mit dem gleichen Betrag wie er an Ausgabe und mischt sie alle ohne Beteiligung anderer Benutzer. Bob selbst (sowie (jemand anderes) weiß nicht, ob eine dieser Zahlungen ausgegeben wurde: Es kann ein Output verwendet werden in Tausenden von Unterschriften als Unklarheitsfaktor und nie als Versteckziel. Das Doppelte Die Ausgabenprüfung erfolgt in der LNK-Phase bei der Prüfung anhand des Satzes verwendeter Schlüsselbilder. Bob kann den Grad der Mehrdeutigkeit selbst wählen: n = 1 bedeutet, dass die Wahrscheinlichkeit, die er hat Die ausgegebene Ausgabe beträgt 50 % Wahrscheinlichkeit, n = 99 ergibt 1 %. Die Größe der resultierenden Signatur nimmt zu linear wie O(n+1), daher kostet die verbesserte Anonymität Bob zusätzliche Transaktionsgebühren. Er kann es auch Setzen Sie n = 0 und sorgen Sie dafür, dass seine Ringsignatur nur aus einem Element besteht. Dies geschieht jedoch sofort entlarven ihn als Spender. 10 20 Das ist interessant; Zuvor haben wir einem Empfänger, Bob, die Möglichkeit gegeben, alle EINGÄNGE zu tätigen Transaktionen können nicht aufgehoben werden, entweder durch deterministische Auswahl der Hälfte seiner privaten Schlüssel oder durch die Hälfte seiner privaten Schlüssel als öffentlich veröffentlichen. Dabei handelt es sich um eine Art No-Go-Back-Politik. Hier sehen wir Eine Möglichkeit eines Absenders, Alex, eine einzelne ausgehende Transaktion als verknüpfbar auszuwählen, aber tatsächlich diese verrät dem gesamten Netzwerk, dass Alex der Absender ist. Dabei handelt es sich NICHT um eine No-going-back-Politik. Dies geschieht von Transaktion zu Transaktion. Gibt es eine dritte Richtlinie? Kann ein Empfänger, Bob, eine eindeutige Zahlungs-ID für Alex generieren? ändert sich nie, vielleicht mithilfe eines Diffie-Hellman-Austauschs? Wenn jemand diese Zahlung einbezieht Der Ausweis, der irgendwo in ihrer Transaktion an Bobs Adresse gebündelt war, muss von Alex stammen. Auf diese Weise muss sich Alex nicht dem gesamten Netzwerk offenbaren, indem sie sich für die Verlinkung einer bestimmten Person entscheidet Transaktion, kann sich aber dennoch gegenüber der Person, an die sie ihr Geld sendet, identifizieren. Ist das nicht das, was Poloniex macht?
Transaktion Tx-Eingang Ausgabe0 . . . Ausgabei . . . Ausgaben Schlüsselbild Unterschriften Ringsignatur Zielschlüssel Ausgang1 Zielschlüssel Ausgaben Auslandsgeschäfte Ausgabe des Absenders Zielschlüssel Einmaliges Schlüsselpaar Einmalig privater Schlüssel I = xHp(P) P, x Abb. 7. Generierung einer Ringsignatur in einer Standardtransaktion. 5 Egalitärer Arbeitsnachweis In diesem Abschnitt schlagen wir den neuen proof-of-work-Algorithmus vor und begründen ihn. Unser oberstes Ziel besteht darin, die Lücke zwischen CPU- (Mehrheit) und GPU/FPGA/ASIC-Minern (Minderheit) zu schließen. Es ist angemessen, dass einige Benutzer einen gewissen Vorteil gegenüber anderen haben können, aber ihre Investitionen sollte mindestens linear mit der Leistung wachsen. Im Allgemeinen handelt es sich um die Herstellung von Spezialgeräten muss möglichst wenig profitabel sein. 5.1 Verwandte Werke Das ursprüngliche Protokoll Bitcoin proof-of-work verwendet die CPU-intensive Preisfunktion SHA-256. Es besteht hauptsächlich aus grundlegenden logischen Operatoren und basiert ausschließlich auf der Rechengeschwindigkeit von Prozessor und eignet sich daher hervorragend für die Multicore-/Conveyer-Implementierung. Allerdings sind moderne Computer nicht nur durch die Anzahl der Operationen pro Sekunde begrenzt, sondern auch nach Speichergröße. Während einige Prozessoren wesentlich schneller sein können als andere [8], Es ist weniger wahrscheinlich, dass die Speichergröße zwischen den Computern variiert. Speichergebundene Preisfunktionen wurden erstmals von Abadi et al. eingeführt und als definiert „Funktionen, deren Rechenzeit von der Zeit dominiert wird, die für den Zugriff auf den Speicher aufgewendet wird“ [15]. Die Hauptidee besteht darin, einen Algorithmus zu konstruieren, der einen großen Datenblock („Scratchpad“) zuweist. innerhalb des Speichers, auf den relativ langsam zugegriffen werden kann (z. B. RAM) und „Zugriff auf eine „unvorhersehbare Abfolge von Orten“ darin enthalten. Ein Block sollte groß genug sein, um das Einkochen zu ermöglichen Die Daten sind vorteilhafter, als sie bei jedem Zugriff neu zu berechnen. Der Algorithmus sollte auch Verhindern Sie interne Parallelität, daher sollten N gleichzeitige Threads N-mal mehr Speicher benötigen auf einmal. Dwork et al. [22] untersuchten und formalisierten diesen Ansatz und schlugen einen anderen vor Variante der Preisfunktion: „Mbound“. Ein weiteres Werk gehört F. Coelho [20], der 11 Transaktion Tx-Eingang Ausgabe0 . . . Ausgabei . . . Ausgaben Schlüsselbild Unterschriften Ringsignatur Zielschlüssel Ausgang1 Zielschlüssel Ausgaben Auslandsgeschäfte Ausgabe des Absenders Zielschlüssel Einmaliges Schlüsselpaar Einmalig privater Schlüssel I = xHp(P) P, x Abb. 7. Generierung einer Ringsignatur in einer Standardtransaktion. 5 Egalitärer Arbeitsnachweis In diesem Abschnitt schlagen wir den neuen proof-of-work-Algorithmus vor und begründen ihn. Unser oberstes Ziel besteht darin, die Lücke zwischen CPU- (Mehrheit) und GPU/FPGA/ASIC-Minern (Minderheit) zu schließen. Es ist angemessen, dass einige Benutzer einen gewissen Vorteil gegenüber anderen haben können, aber ihre Investitionen sollte mindestens linear mit der Leistung wachsen. Im Allgemeinen handelt es sich um die Herstellung von Spezialgeräten muss möglichst wenig profitabel sein. 5.1 Verwandte Werke Das ursprüngliche Protokoll Bitcoin proof-of-work verwendet die CPU-intensive Preisfunktion SHA-256. Es besteht hauptsächlich aus grundlegenden logischen Operatoren und basiert ausschließlich auf der Rechengeschwindigkeit von Prozessor und eignet sich daher hervorragend für die Multicore-/Conveyer-Implementierung. Allerdings sind moderne Computer nicht nur durch die Anzahl der Operationen pro Sekunde begrenzt, sondern auch nach Speichergröße. Während einige Prozessoren wesentlich schneller sein können als andere [8], Es ist weniger wahrscheinlich, dass die Speichergröße zwischen den Computern variiert. Speichergebundene Preisfunktionen wurden erstmals von Abadi et al. eingeführt und als definiert „Funktionen, deren Rechenzeit von der Zeit dominiert wird, die für den Zugriff auf den Speicher aufgewendet wird“ [15]. Die Hauptidee besteht darin, einen Algorithmus zu konstruieren, der einen großen Datenblock („Scratchpad“) zuweist. innerhalb des Speichers, auf den relativ langsam zugegriffen werden kann (z. B. RAM) und „Zugriff auf eine „unvorhersehbare Abfolge von Orten“ darin enthalten. Ein Block sollte groß genug sein, um das Einkochen zu ermöglichen Die Daten sind vorteilhafter, als sie bei jedem Zugriff neu zu berechnen. Der Algorithmus sollte auch Verhindern Sie interne Parallelität, daher sollten N gleichzeitige Threads N-mal mehr Speicher benötigen auf einmal. Dwork et al [22] untersuchten und formalisierten diesen Ansatz und schlugen einen anderen vor Variante der Preisfunktion: „Mbound“. Ein weiteres Werk gehört F. Coelho [20], der 11 21 Dies sind angeblich unsere UTXO: Beträge und Zielschlüssel. Wenn Alex derjenige ist, der diese Standardtransaktion erstellt und an Bob sendet, dann verfügt Alex auch über die privaten Schlüssel zu jedem von diesen. Mir gefällt dieses Diagramm sehr gut, weil es einige frühere Fragen beantwortet. Ein Txn-Eingang besteht aus einer Reihe von Txn-Ausgängen und einem key Bild. Anschließend wird es mit einer Ringsignatur signiert, inklusive aller der privaten Schlüssel, die Alex für alle in den Deal einbezogenen Auslandstransaktionen besitzt. Die Die Txn-Ausgabe besteht aus einem Betrag und einem Zielschlüssel. Der Empfänger der Transaktion kann, Generieren Sie nach Belieben ihren einmaligen privaten Schlüssel, wie weiter oben in diesem Artikel beschrieben, um ihn auszugeben das Geld. Es wird eine Freude sein herauszufinden, inwieweit dies mit dem tatsächlichen Code übereinstimmt ... Nein, Nic van Saberhagen beschreibt nur lose einige Eigenschaften eines Proof-of-Work-Algorithmus. ohne diesen Algorithmus tatsächlich zu beschreiben. Der CryptoNight-Algorithmus selbst ERFORDERT eine gründliche Analyse. Als ich das las, stotterte ich. Sollten die Investitionen zumindest linear mit der Macht wachsen oder sollten? Wachsen die Investitionen höchstens linear mit der Leistung? Und dann wurde mir klar; Als Bergmann oder Investor frage ich mich normalerweise: „Wie viel Strom kann ich bekommen?“ für eine Investition?“ nicht „Wie viel Investition ist für eine feste Strommenge erforderlich?“ Natürlich bezeichne ich die Investition mit I und die Macht mit P. Wenn I(P) die Investition als Funktion der Macht ist und P(I) die Leistung als Funktion der Investition ist, werden sie das Gegenteil voneinander sein (wo auch immer). Es können Umkehrungen existieren). Und wenn I(P) schneller als linear ist, ist P(I) langsamer als linear. Daher, Es wird eine reduzierte Rendite für Anleger geben. Das heißt, was der Autor hier sagt ist: „Klar, je mehr man investiert, desto mehr bekommt man.“ Macht. Aber wir sollten versuchen, daraus eine Sache mit reduzierten Renditen zu machen.“ Die CPU-Investitionen werden letztendlich sublinear begrenzt; Die Frage ist, ob die Autoren haben einen POW-Algorithmus entwickelt, der die ASICs dazu zwingt, dies ebenfalls zu tun. Sollte eine hypothetische „zukünftige Währung“ immer mit den langsamsten/begrenztesten Ressourcen abbauen? Das Papier von Abadi et al. (das einige Google- und Microsoft-Ingenieure als Autoren hat) lautet: im Wesentlichen unter Ausnutzung der Tatsache, dass die Speichergröße in den letzten Jahren viel kleiner geworden ist Die Unterschiede zwischen den Maschinen sind größer als die Prozessorgeschwindigkeit und das Verhältnis von Investition zu Leistung ist mehr als linear. In einigen Jahren muss dies möglicherweise neu bewertet werden! Alles ist ein Wettrüsten... Das Konstruieren einer hash-Funktion ist schwierig; Das Konstruieren einer hash-Funktion, die diese Einschränkungen erfüllt, scheint schwieriger zu sein. Dieses Papier scheint keine Erklärung für das Tatsächliche zu haben hashing-Algorithmus CryptoNight. Ich denke, es handelt sich um eine speicherintensive Implementierung von SHA-3 in Forenbeiträgen, aber ich habe keine Ahnung ... und das ist der Punkt. Es muss erklärt werden.
schlug die effektivste Lösung vor: „Hokkaido“. Nach unserem Kenntnisstand ist dies die letzte Arbeit, die auf der Idee der pseudozufälligen Suche in einem großen Array basiert der von C. Percival als „scrypt“ bekannte Algorithmus [32]. Im Gegensatz zu den vorherigen Funktionen konzentriert es sich auf Schlüsselableitung und nicht proof-of-work Systeme. Trotz dieser Tatsache kann scrypt unseren Zweck erfüllen: Es eignet sich gut als Preisfunktion beim partiellen hash-Konvertierungsproblem wie SHA-256 in Bitcoin. Mittlerweile wurde Scrypt bereits in Litecoin, [14] und einigen anderen Bitcoin-Forks angewendet. Allerdings ist seine Implementierung nicht wirklich speichergebunden: Das Verhältnis „Speicherzugriffszeit / insgesamt“. Zeit“ ist nicht groß genug, da jede Instanz nur 128 KB verwendet. Dies ermöglicht GPU-Miner ist ungefähr zehnmal effektiver und lässt weiterhin die Möglichkeit, relativ viel zu schaffen billige, aber hocheffiziente Bergbaugeräte. Darüber hinaus ermöglicht die Verschlüsselungskonstruktion selbst einen linearen Kompromiss zwischen Speichergröße und CPU-Geschwindigkeit aufgrund der Tatsache, dass jeder Block im Scratchpad nur vom vorherigen abgeleitet ist. Sie können beispielsweise jeden zweiten Block speichern und die anderen nur verzögert, also nur, neu berechnen wenn es notwendig wird. Es wird angenommen, dass die Pseudozufallsindizes gleichmäßig verteilt sind. Daher beträgt der erwartete Wert der Neuberechnungen der zusätzlichen Blöcke 1 \(2 \cdot N\), wobei N die Zahl ist von Iterationen. Die Gesamtrechenzeit erhöht sich weniger als um die Hälfte, weil es auch solche gibt Zeitunabhängige (zeitkonstante) Vorgänge wie das Vorbereiten des Notizblocks und das Weitermachen jede Iteration. Das Einsparen von 2/3 des Speichers kostet 1 \(3 \cdot N\) + 1 3 \(\cdot\) \(2 \cdot N\) = N zusätzliche Neuberechnungen; 9/10 ergibt 1 \(10 \cdot N\) + . . . + 1 \(10 \cdot 9 \cdot N\) = 4,5N. Es ist leicht zu zeigen, dass die Speicherung von nur 1 s aller Blöcke erhöht die Zeit weniger als um den Faktor s−1 2 . Dies wiederum impliziert, dass eine Maschine mit einer CPU ausgestattet ist 200-mal schneller als die modernen Chips können nur 320 Bytes des Notizblocks speichern. 5.2 Der vorgeschlagene Algorithmus Wir schlagen einen neuen speichergebundenen Algorithmus für die Preisfunktion proof-of-work vor. Es verlässt sich darauf Direktzugriff auf einen langsamen Speicher und betont die Latenzabhängigkeit. Im Gegensatz zu „jedem verschlüsseln“. Der neue Block (64 Byte lang) hängt von allen vorherigen Blöcken ab. Im Ergebnis eine Hypothese „Speichersparer“ sollte seine Rechengeschwindigkeit exponentiell steigern. Unser Algorithmus benötigt aus folgenden Gründen etwa 2 MB pro Instanz: 1. Es passt in den L3-Cache (pro Kern) moderner Prozessoren, die zum Mainstream werden sollten in ein paar Jahren; 2. Ein Megabyte interner Speicher ist für eine moderne ASIC-Pipeline eine nahezu inakzeptable Größe; 3. GPUs können Hunderte von Instanzen gleichzeitig ausführen, sie sind jedoch in anderer Hinsicht eingeschränkt: Der GDDR5-Speicher ist langsamer als der L3-Cache der CPU und zeichnet sich durch seine Bandbreite aus, nicht jedoch Direktzugriffsgeschwindigkeit. 4. Eine erhebliche Erweiterung des Scratchpads würde eine Zunahme der Iterationen erfordern, was in Umdrehung impliziert eine Gesamtzeitverlängerung. „Schwere“ Anrufe in einem vertrauenswürdigen P2P-Netzwerk können dazu führen schwerwiegende Schwachstellen, da Knoten verpflichtet sind, den proof-of-work jedes neuen Blocks zu überprüfen. Wenn ein Knoten viel Zeit für jede hash-Auswertung aufwendet, kann dies leicht der Fall sein DDoSed durch eine Flut gefälschter Objekte mit willkürlichen Arbeitsdaten (nonce Werte). 12 schlug die effektivste Lösung vor: „Hokkaido“. Nach unserem Kenntnisstand ist dies die letzte Arbeit, die auf der Idee der pseudozufälligen Suche in einem großen Array basiert der von C. Percival als „scrypt“ bekannte Algorithmus [32]. Im Gegensatz zu den vorherigen Funktionen konzentriert es sich auf Schlüsselableitung und nicht proof-of-work Systeme. Trotz dieser Tatsache kann scrypt unseren Zweck erfüllen: Es eignet sich gut als Preisfunktion beim partiellen hash-Konvertierungsproblem wie SHA-256 in Bitcoin. Mittlerweile wurde Scrypt bereits in Litecoin, [14] und einigen anderen Bitcoin-Forks angewendet. Allerdings ist seine Implementierung nicht wirklich speichergebunden: Das Verhältnis „Speicherzugriffszeit / insgesamt“. Zeit“ ist nicht groß genug, da jede Instanz nur 128 KB verwendet. Dies ermöglicht GPU-Miner ist ungefähr zehnmal effektiver und lässt weiterhin die Möglichkeit, relativ viel zu schaffen billige, aber hocheffiziente Bergbaugeräte. Darüber hinaus ermöglicht die Verschlüsselungskonstruktion selbst einen linearen Kompromiss zwischen Speichergröße und CPU-Geschwindigkeit aufgrund der Tatsache, dass jeder Block im Scratchpad nur vom vorherigen abgeleitet ist. Sie können beispielsweise jeden zweiten Block speichern und die anderen nur verzögert, also nur, neu berechnen wenn es notwendig wird. Es wird angenommen, dass die Pseudozufallsindizes gleichmäßig verteilt sind. Daher beträgt der erwartete Wert der Neuberechnungen der zusätzlichen Blöcke 1 \(2 \cdot N\), woN ist die Zahl von Iterationen. Die Gesamtrechenzeit erhöht sich weniger als um die Hälfte, weil es auch solche gibt Zeitunabhängige (zeitkonstante) Vorgänge wie das Vorbereiten des Notizblocks und das Weitermachen jede Iteration. Das Einsparen von 2/3 des Speichers kostet 1 \(3 \cdot N\) + 1 3 \(\cdot\) \(2 \cdot N\) = N zusätzliche Neuberechnungen; 9/10 ergibt 1 \(10 \cdot N\) + . . . + 1 \(10 \cdot 9 \cdot N\) = 4,5N. Es ist leicht zu zeigen, dass die Speicherung von nur 1 s aller Blöcke erhöht die Zeit weniger als um den Faktor s−1 2 . Dies wiederum impliziert, dass eine Maschine mit einer CPU ausgestattet ist 200-mal schneller als die modernen Chips können nur 320 Bytes des Notizblocks speichern. 5.2 Der vorgeschlagene Algorithmus Wir schlagen einen neuen speichergebundenen Algorithmus für die Preisfunktion proof-of-work vor. Es verlässt sich darauf Direktzugriff auf einen langsamen Speicher und betont die Latenzabhängigkeit. Im Gegensatz zu „jedem verschlüsseln“. Der neue Block (64 Byte lang) hängt von allen vorherigen Blöcken ab. Im Ergebnis eine Hypothese „Speichersparer“ sollte seine Rechengeschwindigkeit exponentiell steigern. Unser Algorithmus benötigt aus folgenden Gründen etwa 2 MB pro Instanz: 1. Es passt in den L3-Cache (pro Kern) moderner Prozessoren, die zum Mainstream werden sollten in ein paar Jahren; 2. Ein Megabyte interner Speicher ist für eine moderne ASIC-Pipeline eine nahezu inakzeptable Größe; 3. GPUs können Hunderte von Instanzen gleichzeitig ausführen, sie sind jedoch in anderer Hinsicht eingeschränkt: Der GDDR5-Speicher ist langsamer als der L3-Cache der CPU und zeichnet sich durch seine Bandbreite aus, nicht jedoch Direktzugriffsgeschwindigkeit. 4. Eine erhebliche Erweiterung des Scratchpads würde eine Zunahme der Iterationen erfordern, was in Umdrehung impliziert eine Gesamtzeitverlängerung. „Schwere“ Anrufe in einem vertrauenswürdigen P2P-Netzwerk können dazu führen schwerwiegende Schwachstellen, da Knoten verpflichtet sind, den proof-of-work jedes neuen Blocks zu überprüfen. Wenn ein Knoten viel Zeit für jede hash-Auswertung aufwendet, kann dies leicht der Fall sein DDoSed durch eine Flut gefälschter Objekte mit willkürlichen Arbeitsdaten (nonce-Werten). 12 22 Egal, es ist eine Kryptomünze? Wo ist der Algorithmus? Ich sehe nur eine Werbung. Hier wird Cryptonote, wenn sich sein PoW-Algorithmus lohnt, wirklich glänzen. Das ist es nicht wirklich SHA-256, es ist nicht wirklich verschlüsselt. Es ist neu, speichergebunden und nicht rekursiv.
6 Weitere Vorteile 6.1 Sanfte Emission Die Obergrenze für die Gesamtmenge der digitalen CryptoNote-Münzen beträgt: MSupply = 264 −1 atomare Einheiten. Dies ist eine natürliche Einschränkung, die nur auf Implementierungsgrenzen und nicht auf Intuition basiert wie zum Beispiel „N Münzen sollten für jeden reichen“. Um einen reibungslosen Emissionsprozess sicherzustellen, verwenden wir die folgende Blockformel Belohnungen: BaseReward = (MSupply −A) ≫18, wobei A die Menge der zuvor generierten Münzen ist. 6.2 Einstellbare Parameter 6.2.1 Schwierigkeit CryptoNote enthält einen Targeting-Algorithmus, der die Schwierigkeit jedes Blocks ändert. Dies verringert die Reaktionszeit des Systems, wenn die Netzwerkrate stark wächst oder sinkt, Beibehaltung einer konstanten Blockrate. Die ursprüngliche Methode Bitcoin berechnet das tatsächliche Verhältnis und Zielzeitspanne zwischen den letzten 2016-Blöcken und verwendet sie als Multiplikator für den aktuellen Schwierigkeit. Offensichtlich ist dies für schnelle Neuberechnungen ungeeignet (aufgrund der großen Trägheit) und führt zu Schwingungen. Die allgemeine Idee unseres Algorithmus besteht darin, die gesamte von den Knoten und geleistete Arbeit zu summieren Teilen Sie es durch die Zeit, die sie verbracht haben. Als Maß für die Arbeit dienen die entsprechenden Schwierigkeitswerte in jedem Block. Aufgrund ungenauer und nicht vertrauenswürdiger Zeitstempel können wir den genauen Zeitpunkt jedoch nicht ermitteln Zeitintervall zwischen Blöcken. Ein Benutzer kann seinen Zeitstempel in die Zukunft und zum nächsten Zeitpunkt verschieben Die Intervalle könnten unwahrscheinlich klein oder sogar negativ sein. Vermutlich wird es nur wenige Vorfälle geben Auf diese Weise können wir einfach die Zeitstempel sortieren und die Ausreißer (d. h. 20 %) abschneiden. Die Reichweite von Der Restwert ist die Zeit, die für 80 % der entsprechenden Blöcke aufgewendet wurde. 6.2.2 Größenbeschränkungen Benutzer zahlen für die Speicherung des blockchain und sind berechtigt, über dessen Größe abzustimmen. Jeder Bergmann befasst sich mit dem Zielkonflikt zwischen dem Ausgleich der Kosten und dem Gewinn aus den Gebühren und legt seine eigenen fest „Soft-Limit“ zum Erstellen von Blöcken. Auch die Kernregel für die maximale Blockgröße ist notwendig Dieser Wert sollte jedoch verhindern, dass blockchain mit gefälschten Transaktionen überflutet wird nicht fest codiert sein. Sei MN der Medianwert der letzten N Blockgrößen. Dann die „harte Grenze“ für die Größe der Aufnahmeblöcke beträgt \(2 \cdot M_N\). Es verhindert ein Aufblähen des blockchain, ermöglicht aber dennoch die Begrenzung bei Bedarf langsam mit der Zeit wachsen. Die Transaktionsgröße muss nicht explizit begrenzt werden. Sie ist durch die Größe eines Blocks begrenzt; und wenn jemand eine riesige Transaktion mit Hunderten von Ein-/Ausgaben (oder mit (z. B. aufgrund des hohen Mehrdeutigkeitsgrads der Ringsignaturen) kann er dies tun, indem er eine entsprechende Gebühr entrichtet. 6.2.3 Strafe für Übergröße Ein Miner hat immer noch die Möglichkeit, einen Block bis zum Maximum mit seinen eigenen gebührenfreien Transaktionen zu füllen Größe 2 \(\cdot\) MB. Auch wenn nur die Mehrheit der Bergleute den Medianwert verschieben kann, gibt es dennoch einen 13 6 Weitere Vorteile 6.1 Sanfte Emission Die Obergrenze für die Gesamtmenge der digitalen CryptoNote-Münzen beträgt: MSupply = 264 −1 atomare Einheiten. Dies ist eine natürliche Einschränkung, die nur auf Implementierungsgrenzen und nicht auf Intuition basiert wie zum Beispiel „N Münzen sollten für jeden reichen“. Um einen reibungslosen Emissionsprozess sicherzustellen, verwenden wir die folgende Blockformel Belohnungen: BaseReward = (MSupply −A) ≫18, wobei A die Menge der zuvor generierten Münzen ist. 6.2 Einstellbare Parameter 6.2.1 Schwierigkeit CryptoNote enthält einen Targeting-Algorithmus, der die Schwierigkeit jedes Blocks ändert. Dies verringert die Reaktionszeit des Systems, wenn die Netzwerkrate stark wächst oder sinkt, Beibehaltung einer konstanten Blockrate. Die ursprüngliche Methode Bitcoin berechnet das tatsächliche Verhältnis und Zielzeitspanne zwischen den letzten 2016-Blöcken und verwendet sie als Multiplikator für den aktuellen Schwierigkeit. Offensichtlich ist dies für schnelle Neuberechnungen ungeeignet (aufgrund der großen Trägheit) und führt zu Schwingungen. Die allgemeine Idee unseres Algorithmus besteht darin, die gesamte von den Knoten und geleistete Arbeit zu summieren Teilen Sie es durch die Zeit, die sie verbracht haben. Als Maß für die Arbeit dienen die entsprechenden Schwierigkeitswerte in jedem Block. Aufgrund ungenauer und nicht vertrauenswürdiger Zeitstempel können wir den genauen Zeitpunkt jedoch nicht ermitteln Zeitintervall zwischen Blöcken. Ein Benutzer kann seinen Zeitstempel in die Zukunft und zum nächsten Zeitpunkt verschieben Die Intervalle könnten unwahrscheinlich klein oder sogar negativ sein. Vermutlich wird es nur wenige Vorfälle geben Auf diese Weise können wir einfach die Zeitstempel sortieren und die Ausreißer (d. h. 20 %) abschneiden. Die Reichweite von Der Restwert ist die Zeit, die für 80 % der entsprechenden Blöcke aufgewendet wurde. 6.2.2 Größenbeschränkungen Benutzer zahlen für die Speicherung des blockchain und sind berechtigt, über dessen Größe abzustimmen. Jeder Bergmann befasst sich mit dem Kompromiss zwischen dem Ausgleich von thEr erwirtschaftet Kosten und Gewinn aus den Gebühren und legt seine eigenen fest „Soft-Limit“ zum Erstellen von Blöcken. Auch die Kernregel für die maximale Blockgröße ist notwendig Dieser Wert sollte jedoch verhindern, dass blockchain mit gefälschten Transaktionen überflutet wird nicht fest codiert sein. Sei MN der Medianwert der letzten N Blockgrößen. Dann die „harte Grenze“ für die Größe der Aufnahmeblöcke beträgt \(2 \cdot M_N\). Es verhindert ein Aufblähen des blockchain, ermöglicht aber dennoch die Begrenzung bei Bedarf langsam mit der Zeit wachsen. Die Transaktionsgröße muss nicht explizit begrenzt werden. Sie ist durch die Größe eines Blocks begrenzt; und wenn jemand eine riesige Transaktion mit Hunderten von Ein-/Ausgaben (oder mit (z. B. aufgrund des hohen Mehrdeutigkeitsgrads der Ringsignaturen) kann er dies tun, indem er eine entsprechende Gebühr entrichtet. 6.2.3 Strafe für Übergröße Ein Miner hat immer noch die Möglichkeit, einen Block bis zum Maximum mit seinen eigenen gebührenfreien Transaktionen zu füllen Größe 2 \(\cdot\) MB. Auch wenn nur die Mehrheit der Bergleute den Medianwert verschieben kann, gibt es dennoch einen 13 23 Atomare Einheiten. Ich mag es. Ist das das Äquivalent von Satoshis? Wenn ja, dann bedeutet das, dass es 185 Milliarden Kryptonoten geben wird. Ich weiß, dass dies irgendwann auf ein paar Seiten optimiert werden muss, oder liegt vielleicht ein Tippfehler vor? Wenn die Basisbelohnung „alle verbleibenden Münzen“ beträgt, reicht nur ein Block aus, um alle Münzen zu erhalten. Instamin. Andererseits, wenn dies in irgendeiner Weise proportional zum sein soll Gibt es einen zeitlichen Unterschied zwischen jetzt und einem Datum, an dem die Münzproduktion endet? Das würde Sinn ergeben. Außerdem bedeuten in meiner Welt zwei Größer-als-Zeichen wie dieses „viel größer als“. Hat der Autor möglicherweise etwas anderes bedeuten? Wenn die Anpassung an den Schwierigkeitsgrad bei jedem Block erfolgt, könnte ein Angreifer über eine sehr große Farm verfügen Maschinen schalten den Bergbau in sorgfältig ausgewählten Zeitintervallen ein und aus. Dies könnte zu einer chaotischen Explosion (oder einem Absturz auf Null) des Schwierigkeitsgrads führen, wenn die Schwierigkeitsanpassungsformeln nicht angemessen gedämpft werden. Zweifellos ist die Methode von Bitcoin für schnelle Neuberechnungen ungeeignet, aber die Idee der Trägheit in diesen Systemen müssten nachgewiesen und nicht als selbstverständlich angesehen werden. Darüber hinaus Schwingungen Im Netzwerk sind Schwierigkeiten nicht unbedingt ein Problem, es sei denn, sie führen zu scheinbaren Schwankungen Angebot an Münzen - und ein sich sehr schnell ändernder Schwierigkeitsgrad könnte zu einer „Überkorrektur“ führen. Die aufgewendete Zeit, insbesondere über einen kurzen Zeitraum wie ein paar Minuten, ist proportional zur „Gesamtzeit“. Anzahl der im Netzwerk erstellten Blöcke. Die Proportionalitätskonstante selbst wird wachsen im Laufe der Zeit, vermutlich exponentiell, wenn CN abhebt. Möglicherweise ist es eine bessere Idee, einfach die Schwierigkeit anzupassen, um die „Gesamtzahl der erstellten Blöcke“ beizubehalten Netzwerk, seit der letzte Block zur Hauptkette hinzugefügt wurde“ innerhalb eines konstanten Werts oder mit begrenzte Variation oder so ähnlich. Wenn es sich um einen adaptiven Algorithmus handelt, der rechnerisch ist Wenn festgestellt werden kann, dass die Implementierung einfach ist, scheint dies das Problem zu lösen. Aber wenn wir diese Methode anwenden würden, könnte jemand mit einer großen Mining-Farm seine Farm schließen für ein paar Stunden und schalten Sie es dann wieder ein. Für die ersten paar Blöcke wird diese Farm reichen Bank. Tatsächlich würde diese Methode einen interessanten Punkt ansprechen: Bergbau wird (im Durchschnitt) zu einem Verliererspiel ohne ROI, insbesondere da immer mehr Leute auf das Netzwerk zugreifen. Wenn der Bergbau schwierig ist Ich bezweifle irgendwie, dass die Leute so viel abbauen würden wie sie derzeit tun. Oder sie halten ihre Mining-Farmen andererseits nicht rund um die Uhr am Laufen, sondern drehen sie um 6 Stunden an, 2 Stunden aus, 6 Stunden an, 2 Stunden aus oder so ähnlich. Wechseln Sie einfach zu einer anderen Münze Warten Sie ein paar Stunden, bis die Schwierigkeit nachlässt, und steigen Sie dann wieder ein, um die paar Extras zu gewinnen Rentabilitätsblöcke, wenn sich das Netzwerk anpasst. Und wissen Sie was? Das ist tatsächlich wahrscheinlich Eines der besseren Mining-Szenarien, an die ich gedacht habe ... Dies könnte kreisförmig sein, aber wenn die Blockerstellungszeit durchschnittlich etwa eine Minute beträgt, können wir das einfach tun Verwenden Sie die Anzahl der Blöcke als Proxy für die „aufgewendete Zeit“?
6 Weitere Vorteile 6.1 Sanfte Emission Die Obergrenze für die Gesamtmenge der digitalen CryptoNote-Münzen beträgt: MSupply = 264 −1 atomare Einheiten. Dies ist eine natürliche Einschränkung, die nur auf Implementierungsgrenzen und nicht auf Intuition basiert wie zum Beispiel „N Münzen sollten für jeden reichen“. Um einen reibungslosen Emissionsprozess sicherzustellen, verwenden wir die folgende Blockformel Belohnungen: BaseReward = (MSupply −A) ≫18, wobei A die Menge der zuvor generierten Münzen ist. 6.2 Einstellbare Parameter 6.2.1 Schwierigkeit CryptoNote enthält einen Targeting-Algorithmus, der die Schwierigkeit jedes Blocks ändert. Dies verringert die Reaktionszeit des Systems, wenn die Netzwerkrate stark wächst oder sinkt, Beibehaltung einer konstanten Blockrate. Die ursprüngliche Methode Bitcoin berechnet das tatsächliche Verhältnis und Zielzeitspanne zwischen den letzten 2016-Blöcken und verwendet sie als Multiplikator für den aktuellen Schwierigkeit. Offensichtlich ist dies für schnelle Neuberechnungen ungeeignet (aufgrund der großen Trägheit) und führt zu Schwingungen. Die allgemeine Idee unseres Algorithmus besteht darin, die gesamte von den Knoten und geleistete Arbeit zu summieren Teilen Sie es durch die Zeit, die sie verbracht haben. Als Maß für die Arbeit dienen die entsprechenden Schwierigkeitswerte in jedem Block. Aufgrund ungenauer und nicht vertrauenswürdiger Zeitstempel können wir den genauen Zeitpunkt jedoch nicht ermitteln Zeitintervall zwischen Blöcken. Ein Benutzer kann seinen Zeitstempel in die Zukunft und zum nächsten Zeitpunkt verschieben Die Intervalle könnten unwahrscheinlich klein oder sogar negativ sein. Vermutlich wird es nur wenige Vorfälle geben Auf diese Weise können wir einfach die Zeitstempel sortieren und die Ausreißer (d. h. 20 %) abschneiden. Die Reichweite von Der Restwert ist die Zeit, die für 80 % der entsprechenden Blöcke aufgewendet wurde. 6.2.2 Größenbeschränkungen Benutzer zahlen für die Speicherung des blockchain und sind berechtigt, über dessen Größe abzustimmen. Jeder Bergmann befasst sich mit dem Zielkonflikt zwischen dem Ausgleich der Kosten und dem Gewinn aus den Gebühren und legt seine eigenen fest „Soft-Limit“ zum Erstellen von Blöcken. Auch die Kernregel für die maximale Blockgröße ist notwendig Dieser Wert sollte jedoch verhindern, dass blockchain mit gefälschten Transaktionen überflutet wird nicht fest codiert sein. Sei MN der Medianwert der letzten N Blockgrößen. Dann die „harte Grenze“ für die Größe der Aufnahmeblöcke beträgt \(2 \cdot M_N\). Es verhindert ein Aufblähen des blockchain, ermöglicht aber dennoch die Begrenzung bei Bedarf langsam mit der Zeit wachsen. Die Transaktionsgröße muss nicht explizit begrenzt werden. Sie ist durch die Größe eines Blocks begrenzt; und wenn jemand eine riesige Transaktion mit Hunderten von Ein-/Ausgaben (oder mit (z. B. aufgrund des hohen Mehrdeutigkeitsgrads der Ringsignaturen) kann er dies tun, indem er eine entsprechende Gebühr entrichtet. 6.2.3 Strafe für Übergröße Ein Miner hat immer noch die Möglichkeit, einen Block bis zum Maximum mit seinen eigenen gebührenfreien Transaktionen zu füllen Größe 2 \(\cdot\) MB. Auch wenn nur die Mehrheit der Bergleute den Medianwert verschieben kann, gibt es dennoch einen 13 6 Weitere Vorteile 6.1 Sanfte Emission Die Obergrenze für die Gesamtmenge der digitalen CryptoNote-Münzen beträgt: MSupply = 264 −1 atomare Einheiten. Dies ist eine natürliche Einschränkung, die nur auf Implementierungsgrenzen und nicht auf Intuition basiert wie zum Beispiel „N Münzen sollten für jeden reichen“. Um einen reibungslosen Emissionsprozess sicherzustellen, verwenden wir die folgende Blockformel Belohnungen: BaseReward = (MSupply −A) ≫18, wobei A die Menge der zuvor generierten Münzen ist. 6.2 Einstellbare Parameter 6.2.1 Schwierigkeit CryptoNote enthält einen Targeting-Algorithmus, der die Schwierigkeit jedes Blocks ändert. Dies verringert die Reaktionszeit des Systems, wenn die Netzwerkrate stark wächst oder sinkt, Beibehaltung einer konstanten Blockrate. Die ursprüngliche Methode Bitcoin berechnet das tatsächliche Verhältnis und Zielzeitspanne zwischen den letzten 2016-Blöcken und verwendet sie als Multiplikator für den aktuellen Schwierigkeit. Offensichtlich ist dies für schnelle Neuberechnungen ungeeignet (aufgrund der großen Trägheit) und führt zu Schwingungen. Die allgemeine Idee unseres Algorithmus besteht darin, die gesamte von den Knoten und geleistete Arbeit zu summieren Teilen Sie es durch die Zeit, die sie verbracht haben. Als Maß für die Arbeit dienen die entsprechenden Schwierigkeitswerte in jedem Block. Aufgrund ungenauer und nicht vertrauenswürdiger Zeitstempel können wir den genauen Zeitpunkt jedoch nicht ermitteln Zeitintervall zwischen Blöcken. Ein Benutzer kann seinen Zeitstempel in die Zukunft und zum nächsten Zeitpunkt verschieben Die Intervalle könnten unwahrscheinlich klein oder sogar negativ sein. Vermutlich wird es nur wenige Vorfälle geben Auf diese Weise können wir einfach die Zeitstempel sortieren und die Ausreißer (d. h. 20 %) abschneiden. Die Reichweite von Der Restwert ist die Zeit, die für 80 % der entsprechenden Blöcke aufgewendet wurde. 6.2.2 Größenbeschränkungen Benutzer zahlen für die Speicherung des blockchain und sind berechtigt, über dessen Größe abzustimmen. Jeder Bergmann befasst sich mit dem Kompromiss zwischen dem Ausgleich von thEr erwirtschaftet Kosten und Gewinn aus den Gebühren und legt seine eigenen fest „Soft-Limit“ zum Erstellen von Blöcken. Auch die Kernregel für die maximale Blockgröße ist notwendig Dieser Wert sollte jedoch verhindern, dass blockchain mit gefälschten Transaktionen überflutet wird nicht fest codiert sein. Sei MN der Medianwert der letzten N Blockgrößen. Dann die „harte Grenze“ für die Größe der Aufnahmeblöcke beträgt \(2 \cdot M_N\). Es verhindert ein Aufblähen des blockchain, ermöglicht aber dennoch die Begrenzung bei Bedarf langsam mit der Zeit wachsen. Die Transaktionsgröße muss nicht explizit begrenzt werden. Sie ist durch die Größe eines Blocks begrenzt; und wenn jemand eine riesige Transaktion mit Hunderten von Ein-/Ausgaben (oder mit (z. B. aufgrund des hohen Mehrdeutigkeitsgrads der Ringsignaturen) kann er dies tun, indem er eine entsprechende Gebühr entrichtet. 6.2.3 Strafe für Übergröße Ein Miner hat immer noch die Möglichkeit, einen Block bis zum Maximum mit seinen eigenen gebührenfreien Transaktionen zu füllen Größe 2 \(\cdot\) MB. Auch wenn nur die Mehrheit der Bergleute den Medianwert verschieben kann, gibt es dennoch einen 13 24 Okay, wir haben also einen blockchain, und jeder Block hat ZUSÄTZLICH zum bloßen Sein Zeitstempel bestellt. Dies wurde offensichtlich nur aus Gründen der Schwierigkeitsanpassung eingefügt, da dies bei Zeitstempeln der Fall ist wie gesagt sehr unzuverlässig. Dürfen wir widersprüchliche Zeitstempel in der Kette haben? Wenn Block A in der Kette vor Block B steht und finanziell alles stimmig ist, aber Block A scheint nach Block B erstellt worden zu sein? Weil es vielleicht jemand besaß ein großer Teil des Netzwerks? Ist das in Ordnung? Wahrscheinlich, weil die Finanzen nicht vermasselt sind. Okay, also ich hasse dieses willkürliche „nur 80 % der Blöcke sind für den Hauptblock blockchain legitim“ Ansatz. Es sollte verhindern, dass Lügner ihre Zeitstempel manipulieren? Aber jetzt fügt es hinzu Anreiz für alle, über ihre Zeitstempel zu lügen und einfach den Median zu wählen. Bitte definieren. Bedeutung: „Berücksichtigen Sie für diesen Block nur Transaktionen, die höhere Gebühren beinhalten.“ als p%, vorzugsweise mit Gebühren über 2p% oder so ähnlich? Was meinen sie mit Schwindel? Wenn die Transaktion mit der bisherigen Geschichte des übereinstimmt blockchain, und die Transaktion beinhaltet Gebühren, die die Bergleute zufriedenstellen, ist das nicht genug? Nun, nein, nicht unbedingt. Wenn es keine maximale Blockgröße gibt, gibt es nichts, was einen böswilligen Benutzer abhalten könnte vom einfachen Hochladen eines riesigen Transaktionsblocks auf einmal auf sich selbst, nur um langsamer zu werden das Netzwerk. Eine Kernregel für die maximale Blockgröße verhindert, dass Menschen große Mengen an Müll ablegen Daten auf dem blockchain auf einmal, nur um die Dinge zu verlangsamen. Aber eine solche Regel muss es auf jeden Fall tun Seien Sie anpassungsfähig – während der Weihnachtszeit können wir beispielsweise mit einem Anstieg des Verkehrsaufkommens rechnen Die Blockgröße wird sehr groß, und unmittelbar danach sinkt die Blockgröße wieder. Wir brauchen also entweder a) eine Art adaptive Obergrenze oder b) eine Obergrenze, die groß genug ist, dass 99 % davon Vernünftige Weihnachtsgipfel sprengen nicht die Obergrenze. Das zweite ist natürlich unmöglich Schätzung – wer weiß, ob sich eine Währung durchsetzen wird? Es ist besser, es anpassungsfähig zu machen und sich keine Sorgen zu machen darüber. Aber dann haben wir ein kontrolltheoretisches Problem: Wie kann man das adaptiv machen, ohne Anfälligkeit für Angriffe oder wilde und verrückte Schwankungen? Beachten Sie, dass eine adaptive Methode böswillige Benutzer nicht davon abhält, kleine Beträge anzuhäufen Im Laufe der Zeit entstehen auf dem blockchain Junk-Daten, die zu einer langfristigen Aufblähung führen. Das ist ein anderes Problem insgesamt und eines, mit dem Kryptonote-Münzen ernsthafte Probleme haben.
6 Weitere Vorteile 6.1 Sanfte Emission Die Obergrenze für die Gesamtmenge der digitalen CryptoNote-Münzen beträgt: MSupply = 264 −1 atomare Einheiten. Dies ist eine natürliche Einschränkung, die nur auf Implementierungsgrenzen und nicht auf Intuition basiert wie zum Beispiel „N Münzen sollten für jeden reichen“. Um einen reibungslosen Emissionsprozess sicherzustellen, verwenden wir die folgende Blockformel Belohnungen: BaseReward = (MSupply −A) ≫18, wobei A die Menge der zuvor generierten Münzen ist. 6.2 Einstellbare Parameter 6.2.1 Schwierigkeit CryptoNote enthält einen Targeting-Algorithmus, der die Schwierigkeit jedes Blocks ändert. Dies verringert die Reaktionszeit des Systems, wenn die Netzwerkrate stark wächst oder sinkt, Beibehaltung einer konstanten Blockrate. Die ursprüngliche Methode Bitcoin berechnet das tatsächliche Verhältnis und Zielzeitspanne zwischen den letzten 2016-Blöcken und verwendet sie als Multiplikator für den aktuellen Schwierigkeit. Offensichtlich ist dies für schnelle Neuberechnungen ungeeignet (aufgrund der großen Trägheit) und führt zu Schwingungen. Die allgemeine Idee unseres Algorithmus besteht darin, die gesamte von den Knoten und geleistete Arbeit zu summieren Teilen Sie es durch die Zeit, die sie verbracht haben. Als Maß für die Arbeit dienen die entsprechenden Schwierigkeitswerte in jedem Block. Aufgrund ungenauer und nicht vertrauenswürdiger Zeitstempel können wir den genauen Zeitpunkt jedoch nicht ermitteln Zeitintervall zwischen Blöcken. Ein Benutzer kann seinen Zeitstempel in die Zukunft und zum nächsten Zeitpunkt verschieben Die Intervalle könnten unwahrscheinlich klein oder sogar negativ sein. Vermutlich wird es nur wenige Vorfälle geben Auf diese Weise können wir einfach die Zeitstempel sortieren und die Ausreißer (d. h. 20 %) abschneiden. Die Reichweite von Der Restwert ist die Zeit, die für 80 % der entsprechenden Blöcke aufgewendet wurde. 6.2.2 Größenbeschränkungen Benutzer zahlen für die Speicherung des blockchain und sind berechtigt, über dessen Größe abzustimmen. Jeder Bergmann befasst sich mit dem Zielkonflikt zwischen dem Ausgleich der Kosten und dem Gewinn aus den Gebühren und legt seine eigenen fest „Soft-Limit“ zum Erstellen von Blöcken. Auch die Kernregel für die maximale Blockgröße ist notwendig Dieser Wert sollte jedoch verhindern, dass blockchain mit gefälschten Transaktionen überflutet wird nicht fest codiert sein. Sei MN der Medianwert der letzten N Blockgrößen. Dann die „harte Grenze“ für die Größe der Aufnahmeblöcke beträgt \(2 \cdot M_N\). Es verhindert ein Aufblähen des blockchain, ermöglicht aber dennoch eine Begrenzung bei Bedarf langsam mit der Zeit wachsen. Die Transaktionsgröße muss nicht explizit begrenzt werden. Sie ist durch die Größe eines Blocks begrenzt; und wenn jemand eine riesige Transaktion mit Hunderten von Ein-/Ausgaben (oder mit (z. B. aufgrund des hohen Mehrdeutigkeitsgrads der Ringsignaturen) kann er dies tun, indem er eine entsprechende Gebühr entrichtet. 6.2.3 Strafe für Übergröße Ein Miner hat immer noch die Möglichkeit, einen Block bis zum Maximum mit seinen eigenen gebührenfreien Transaktionen zu füllen Größe 2 \(\cdot\) MB. Auch wenn nur die Mehrheit der Bergleute den Medianwert verschieben kann, gibt es dennoch einen 13 6 Weitere Vorteile 6.1 Sanfte Emission Die Obergrenze für die Gesamtmenge der digitalen CryptoNote-Münzen beträgt: MSupply = 264 −1 atomare Einheiten. Dies ist eine natürliche Einschränkung, die nur auf Implementierungsgrenzen und nicht auf Intuition basiert wie zum Beispiel „N Münzen sollten für jeden reichen“. Um einen reibungslosen Emissionsprozess sicherzustellen, verwenden wir die folgende Blockformel Belohnungen: BaseReward = (MSupply −A) ≫18, wobei A die Menge der zuvor generierten Münzen ist. 6.2 Einstellbare Parameter 6.2.1 Schwierigkeit CryptoNote enthält einen Targeting-Algorithmus, der die Schwierigkeit jedes Blocks ändert. Dies verringert die Reaktionszeit des Systems, wenn die Netzwerkrate stark wächst oder sinkt, Beibehaltung einer konstanten Blockrate. Die ursprüngliche Methode Bitcoin berechnet das tatsächliche Verhältnis und Zielzeitspanne zwischen den letzten 2016-Blöcken und verwendet sie als Multiplikator für den aktuellen Schwierigkeit. Offensichtlich ist dies für schnelle Neuberechnungen ungeeignet (aufgrund der großen Trägheit) und führt zu Schwingungen. Die allgemeine Idee unseres Algorithmus besteht darin, die gesamte von den Knoten und geleistete Arbeit zu summieren Teilen Sie es durch die Zeit, die sie verbracht haben. Als Maß für die Arbeit dienen die entsprechenden Schwierigkeitswerte in jedem Block. Aufgrund ungenauer und nicht vertrauenswürdiger Zeitstempel können wir den genauen Zeitpunkt jedoch nicht ermitteln Zeitintervall zwischen Blöcken. Ein Benutzer kann seinen Zeitstempel in die Zukunft und zum nächsten Zeitpunkt verschieben Die Intervalle könnten unwahrscheinlich klein oder sogar negativ sein. Vermutlich wird es nur wenige Vorfälle geben Auf diese Weise können wir einfach die Zeitstempel sortieren und die Ausreißer (d. h. 20 %) abschneiden. Die Reichweite von Der Restwert ist die Zeit, die für 80 % der entsprechenden Blöcke aufgewendet wurde. 6.2.2 Größenbeschränkungen Benutzer zahlen für die Speicherung des blockchain und sind berechtigt, über dessen Größe abzustimmen. Jeder Bergmann befasst sich mit dem Kompromiss zwischen dem Ausgleich von thEr erwirtschaftet Kosten und Gewinn aus den Gebühren und legt seine eigenen fest „Soft-Limit“ zum Erstellen von Blöcken. Auch die Kernregel für die maximale Blockgröße ist notwendig Dieser Wert sollte jedoch verhindern, dass blockchain mit gefälschten Transaktionen überflutet wird nicht fest codiert sein. Sei MN der Medianwert der letzten N Blockgrößen. Dann die „harte Grenze“ für die Größe der Aufnahmeblöcke beträgt \(2 \cdot M_N\). Es verhindert ein Aufblähen des blockchain, ermöglicht aber dennoch eine Begrenzung bei Bedarf langsam mit der Zeit wachsen. Die Transaktionsgröße muss nicht explizit begrenzt werden. Sie ist durch die Größe eines Blocks begrenzt; und wenn jemand eine riesige Transaktion mit Hunderten von Ein-/Ausgaben (oder mit (z. B. aufgrund des hohen Mehrdeutigkeitsgrads der Ringsignaturen) kann er dies tun, indem er eine entsprechende Gebühr entrichtet. 6.2.3 Strafe für Übergröße Ein Miner hat immer noch die Möglichkeit, einen Block bis zum Maximum mit seinen eigenen gebührenfreien Transaktionen zu füllen Größe 2 \(\cdot\) MB. Auch wenn nur die Mehrheit der Bergleute den Medianwert verschieben kann, gibt es dennoch einen 13 25 Wenn man die Zeit neu skaliert, sodass eine Zeiteinheit aus N Blöcken besteht, könnte die durchschnittliche Blockgröße theoretisch immer noch exponentiell proportional zu 2ˆt wachsen. Andererseits eine allgemeinere Obergrenze im nächsten Block wäre M_nf(M_n) für eine Funktion f. Welche Eigenschaften von f würden die wir wählen, um ein „angemessenes Wachstum“ der Blockgröße zu gewährleisten? Der Fortschritt von Blockgrößen (nach der Neuskalierungszeit) würden wie folgt aussehen: M_n f(M_n)M_n f(f(M_n)M_n)f(M_n)M_n f(f(f(M_n)M_n)f(M_n)M_n)f(f(M_n)M_n)f( ... Und das Ziel hier ist, f so zu wählen, dass diese Folge nicht schneller wächst als beispielsweise linear, oder vielleicht sogar als Log(t). Wenn f(M_n) = a für eine Konstante a ist, ist diese Sequenz natürlich eigentlich M_n aM_n aˆ2M_n aˆ3M_n ... Und die einzige Möglichkeit, dies auf höchstens lineares Wachstum zu beschränken, besteht natürlich darin, a=1 zu wählen. Das ist natürlich undurchführbar. Es lässt überhaupt kein Wachstum zu. Wenn f(M_n) hingegen eine nicht konstante Funktion ist, dann ist die Situation viel schwieriger kompliziert und kann eine elegante Lösung ermöglichen. Ich werde eine Weile darüber nachdenken. Diese Gebühr muss hoch genug sein, um die Übergrößenstrafe aus dem nächsten Abschnitt abzurechnen. Warum wird bei einem allgemeinen Benutzer davon ausgegangen, dass er männlich ist? Hä?
Möglichkeit, den blockchain aufzublähen und eine zusätzliche Belastung der Knoten zu erzeugen. Entmutigen Um böswillige Teilnehmer davon abzuhalten, große Blöcke zu erstellen, führen wir eine Straffunktion ein: NewReward = BaseReward \(\cdot\) BlkSize MN −1 2 Diese Regel wird nur angewendet, wenn BlkSize größer als die minimale freie Blockgröße ist, die erforderlich ist in der Nähe von max(10kb, \(M_N \cdot 110\%\)) liegen. Minern ist es erlaubt, Blöcke „normaler Größe“ und gerader Größe zu erstellen Übersteigen Sie es mit Gewinn, wenn die Gesamtgebühren die Strafe übersteigen. Es ist jedoch unwahrscheinlich, dass die Gebühren steigen quadratisch ungleich dem Strafwert, sodass ein Gleichgewicht herrscht. 6.3 Transaktionsskripte CryptoNote verfügt über ein sehr minimalistisches Skript-Subsystem. Ein Absender gibt einen Ausdruck Φ = an f (x1, x2, . . , xn), wobei n die Anzahl der öffentlichen Zielschlüssel {Pi}n ist i=1. Nur fünf Binärdateien Unterstützte Operatoren: min, max, sum, mul und cmp. Wenn der Empfänger diese Zahlung ausgibt, Er erzeugt \(0 \leq k \leq n\) Signaturen und übergibt sie an die Transaktionseingabe. Der Verifizierungsprozess wertet einfach Φ mit xi = 1 aus, um zu prüfen, ob eine gültige Signatur für den öffentlichen Schlüssel Pi vorhanden ist, und xi = 0. Ein Prüfer akzeptiert den Beweis, wenn Φ > 0. Trotz seiner Einfachheit deckt dieser Ansatz jeden möglichen Fall ab: • Multi-/Threshold-Signatur. Für die „M-aus-N“-Mehrfachsignatur im Bitcoin-Stil (d. h. der Empfänger sollte mindestens \(0 \leq M \leq N\) gültige Signaturen bereitstellen) Φ = x1+x2+. . .+xN \(\geq M\) (Der Übersichtlichkeit halber verwenden wir die übliche algebraische Notation). Die gewichtete Schwellenwertsignatur (einige Schlüssel können wichtiger sein als andere) könnte ausgedrückt werden als Φ = \(w_1 \cdot x_1\) + \(w_2 \cdot x_2\) + . . . + \(w_N \cdot x_N\) \(\geq wM\). Und Szenario, in dem der Hauptschlüssel Φ = entspricht max(\(M \cdot x\), x1 + x2 + . . . + xN) \(\geq M\). Es ist leicht zu zeigen, dass jeder anspruchsvolle Fall möglich ist werden mit diesen Operatoren ausgedrückt, d. h. sie bilden die Basis. • Passwortschutz. Der Besitz eines geheimen Passwortes steht der Kenntnis davon gleich ein privater Schlüssel, der deterministisch aus dem Passwort abgeleitet wird: k = KDF(s). Daher ein Empfänger kann nachweisen, dass er das Passwort kennt, indem er eine weitere Signatur unter dem Schlüssel k hinterlegt. Der Absender fügt einfach den entsprechenden öffentlichen Schlüssel zu seiner eigenen Ausgabe hinzu. Beachten Sie, dass dies Die Methode ist viel sicherer als das in Bitcoin [13] verwendete „Transaktionsrätsel“, bei dem die Das Passwort wird in den Eingaben explizit übergeben. • Entartete Fälle. Φ = 1 bedeutet, dass jeder das Geld ausgeben kann; Φ = 0 markiert die Ausgabe als nicht für immer auszugeben. Für den Fall, dass das Ausgabeskript in Kombination mit öffentlichen Schlüsseln für einen Absender zu groß ist, wird er kann einen speziellen Ausgabetyp verwenden, der angibt, dass der Empfänger diese Daten in seine Eingabe einfügt während der Absender nur eine hash davon bereitstellt. Dieser Ansatz ähnelt dem „Pay-to-hash“ von Bitcoin. Feature, aber anstatt neue Skriptbefehle hinzuzufügen, behandeln wir diesen Fall an der Datenstruktur Ebene. 7 Fazit Wir haben die größten Mängel in Bitcoin untersucht und einige mögliche Lösungen vorgeschlagen. Diese vorteilhaften Funktionen und unsere kontinuierliche Weiterentwicklung machen das neue elektronische Bargeldsystem CryptoNote aus ein ernstzunehmender Konkurrent von Bitcoin, der alle seine Forks übertrifft. 14 Möglichkeit, den blockchain aufzublähen und eine zusätzliche Belastung der Knoten zu erzeugen. Entmutigen Um böswillige Teilnehmer davon abzuhalten, große Blöcke zu erstellen, führen wir eine Straffunktion ein: NewReward = BaseReward \(\cdot\) BlkSize MN −1 2 Diese Regel wird nur angewendet, wenn BlkSize größer als die minimale freie Blockgröße ist, die erforderlich ist in der Nähe von max(10kb, \(M_N \cdot 110\%\)) liegen. Minern ist es erlaubt, Blöcke „normaler Größe“ und gerader Größe zu erstellen Übersteigen Sie es mit Gewinn, wenn die Gesamtgebühren die Strafe übersteigen. Es ist jedoch unwahrscheinlich, dass die Gebühren steigen quadratisch ungleich dem Strafwert, sodass ein Gleichgewicht herrscht. 6.3 Transaktionsskripte CryptoNote verfügt über ein sehr minimalistisches Skript-Subsystem. Ein Absender gibt einen Ausdruck Φ = an f (x1, x2, . . , xn), wobei n die Anzahl der öffentlichen Zielschlüssel {Pi}n ist i=1. Nur fünf Binärdateien Unterstützte Operatoren: min, max, sum, mul und cmp. Wenn der Empfänger diese Zahlung ausgibt, Er erzeugt \(0 \leq k \leq n\) Signaturen und übergibt sie an die Transaktionseingabe. Der Verifizierungsprozess wertet einfach Φ mit xi = 1 aus, um zu prüfen, ob eine gültige Signatur für den öffentlichen Schlüssel Pi vorhanden ist, und xi = 0. Ein Prüfer akzeptiert den Beweis, wenn Φ > 0. Trotz seiner Einfachheit deckt dieser Ansatz jeden möglichen Fall ab: • Multi-/Threshold-Signatur. Für die „M-aus-N“-Mehrfachsignatur im Bitcoin-Stil (d. h. der Empfänger sollte mindestens \(0 \leq M \leq N\) gültige Signaturen bereitstellen) Φ = x1+x2+. . .+xN \(\geq M\) (Der Übersichtlichkeit halber verwenden wir die übliche algebraische Notation). Die gewichtete Schwellenwertsignatur (einige Schlüssel können wichtiger sein als andere) könnte ausgedrückt werden als Φ = \(w_1 \cdot x_1\) + \(w_2 \cdot x_2\) + . . . + \(w_N \cdot x_N\) \(\geq wM\). Und Szenarioio wobei der Hauptschlüssel Φ = entspricht max(\(M \cdot x\), x1 + x2 + . . . + xN) \(\geq M\). Es ist leicht zu zeigen, dass jeder anspruchsvolle Fall möglich ist werden mit diesen Operatoren ausgedrückt, d. h. sie bilden die Basis. • Passwortschutz. Der Besitz eines geheimen Passwortes steht der Kenntnis davon gleich ein privater Schlüssel, der deterministisch aus dem Passwort abgeleitet wird: k = KDF(s). Daher ein Empfänger kann nachweisen, dass er das Passwort kennt, indem er eine weitere Signatur unter dem Schlüssel k hinterlegt. Der Absender fügt einfach den entsprechenden öffentlichen Schlüssel zu seiner eigenen Ausgabe hinzu. Beachten Sie, dass dies Die Methode ist viel sicherer als das in Bitcoin [13] verwendete „Transaktionsrätsel“, bei dem die Das Passwort wird in den Eingaben explizit übergeben. • Entartete Fälle. Φ = 1 bedeutet, dass jeder das Geld ausgeben kann; Φ = 0 markiert die Ausgabe als nicht für immer auszugeben. Für den Fall, dass das Ausgabeskript in Kombination mit öffentlichen Schlüsseln für einen Absender zu groß ist, wird er kann einen speziellen Ausgabetyp verwenden, der angibt, dass der Empfänger diese Daten in seine Eingabe einfügt während der Absender nur eine hash davon bereitstellt. Dieser Ansatz ähnelt dem „Pay-to-hash“ von Bitcoin. Feature, aber anstatt neue Skriptbefehle hinzuzufügen, behandeln wir diesen Fall an der Datenstruktur Ebene. 7 Fazit Wir haben die größten Mängel in Bitcoin untersucht und einige mögliche Lösungen vorgeschlagen. Diese vorteilhaften Funktionen und unsere kontinuierliche Weiterentwicklung machen das neue elektronische Bargeldsystem CryptoNote aus ein ernstzunehmender Konkurrent von Bitcoin, der alle seine Forks übertrifft. 14 26 Dies kann unnötig sein, wenn wir einen Weg finden können, die Blockgröße im Laufe der Zeit zu begrenzen ... Auch das kann nicht richtig sein. Sie haben „NewReward“ einfach auf eine nach oben gerichtete Parabel gesetzt, wo Die Blockgröße ist die unabhängige Variable. Die neue Belohnung explodiert also bis ins Unendliche. Wenn andererseits Andererseits ist die neue Belohnung Max(0,Base Reward(1-(BlkSize/Mn - 1)ˆ2)), dann die neue Belohnung wäre eine nach unten gerichtete Parabel mit einer Spitze bei Blockgröße = Mn und Schnittpunkten bei Blockgröße = 0 und Blockgröße = 2Mn. Und das scheint es zu sein, was sie zu beschreiben versuchen. Dies ist jedoch nicht der Fall
Analyse
5
Es spielt keine allzu große Rolle, wenn eine Milliarde Menschen auf der Welt von weniger als einem Dollar pro Jahr leben müssen
Tag und haben keine Hoffnung, jemals an irgendeinem Bergbaunetzwerk teilzunehmen ... aber an einem wirtschaftlichen
Welt, die von einem P2P-Währungssystem mit einer CPU und einer Stimme angetrieben wird, wäre vermutlich mehr
fairer als ein System, das auf Teilreservebanken basiert.
Aber das Protokoll von Cryptonote erfordert immer noch 51 % ehrliche Benutzer ... siehe zum Beispiel das Cryptonote
Foren, in denen einer der Entwickler, Pliskov, sagt, dass ein traditioneller „Replace-the-Data-on-theblockchain“-51-%-Angriff immer noch funktionieren kann. https://forum.cryptonote.org/viewtopic.php?f=2&t=198
Beachten Sie, dass Sie nicht wirklich 51 % ehrliche Benutzer benötigen. Man braucht einfach wirklich „keinen einzigen Unehrlichen“.
Fraktion mit mehr als 51 % der Macht des Netzwerks.“
Nennen wir dieses sogenannte Problem von Bitcoin „adaptive Starrheit“. Die Lösung von Cryptonote für Adaptive
Steifigkeit ist die adaptive Flexibilität der Protokollparameterwerte. Wenn Sie größere Blockgrößen benötigen,
Kein Problem, das Netzwerk hat sich die ganze Zeit über sanft angepasst.
Das heißt,
Die Art und Weise, wie Bitcoin den Schwierigkeitsgrad im Laufe der Zeit anpasst, kann in unserem gesamten Protokoll reproduziert werden
Parameter, so dass für die Aktualisierung des Protokolls kein Netzwerkkonsens eingeholt werden muss.
Oberflächlich betrachtet scheint dies eine gute Idee zu sein, aber ohne sorgfältige Voraussicht eine Selbstanpassung
Das System kann ziemlich unvorhersehbar und chaotisch werden. Wir werden später näher darauf eingehen
Chancen ergeben sich. „Gute“ Systeme liegen irgendwo zwischen adaptiv starr und adaptiv
Flexibilität und vielleicht sogar die Starrheit selbst sind anpassungsfähig.
Wenn wir wirklich „eine CPU, eine Stimme“ hätten, dann müssten wir zusammenarbeiten und Pools entwickeln, um 51 % zu erreichen.
wäre schwieriger. Wir würden erwarten, dass jede CPU auf der Welt von Telefonen aus Mining durchführt
an die integrierte CPU Ihres Tesla während des Ladevorgangs.
http://en.wikipedia.org/wiki/Pareto_principle
Ich behaupte, dass das Pareto-Gleichgewicht einigermaßen unvermeidbar ist. Entweder 20 % des Systems werden es tun
80 % der CPUs besitzen, oder 20 % des Systems besitzen 80 % der ASICs. Ich vermute dies, weil die zugrunde liegende Vermögensverteilung in der Gesellschaft bereits die Pareto-Verteilung aufweist.
und wenn neue Miner beitreten, werden sie aus dieser zugrunde liegenden Verteilung gezogen.
Ich behaupte jedoch, dass Protokolle mit einer CPU und einer Stimme einen ROI auf der Hardware erzielen werden.
Blockieren
Die Belohnung pro Knoten wird eher proportional zur Anzahl der Knoten im Netzwerk sein, weil
Die Leistungsverteilung zwischen den Knoten wird viel enger sein. Bitcoin, andererseits
Andererseits sieht er eine Blockbelohnung (pro Knoten), die proportionaler zur Rechenkapazität dieses Knotens ist
Knoten. Das heißt, nur noch die „großen Jungs“ sind im Mining-Geschäft aktiv. Andererseits,
Auch wenn das Pareto-Prinzip weiterhin im Spiel sein wird, gilt in einer Welt mit einer CPU und einer Stimme jeder
beteiligt sich an der Netzwerksicherheit und erzielt einen Teil der Mining-Einnahmen.
In einer ASIC-Welt ist es nicht sinnvoll, jede XBox und jedes Mobiltelefon an meine anzupassen.
In einer One-CPU-One-Vote-Welt ist das im Hinblick auf die Mining-Belohnung sehr sinnvoll. Als erfreuliche Konsequenz
Es ist schwieriger, 51 % der Stimmen zu erreichen, wenn es immer mehr Stimmen gibt, was zu einem schönen Ergebnis führt
Vorteile für die Netzwerksicherheit.Hardware wie zuvor beschrieben. Nehmen wir an, dass die globale hashrate deutlich abnimmt, sogar für
Einen Moment lang kann er nun seine Mining-Kraft nutzen, um die Kette zu verzweigen und doppelte Ausgaben zu tätigen. Wie wir sehen werden
Später in diesem Artikel ist es nicht unwahrscheinlich, dass das zuvor beschriebene Ereignis eintritt.
2.3
Unregelmäßige Emission
Bitcoin hat eine vorgegebene Emissionsrate: Jeder gelöste Block produziert eine feste Menge an Münzen.
Etwa alle vier Jahre wird diese Belohnung halbiert. Die ursprüngliche Absicht bestand darin, eine zu schaffen
begrenzte glatte Emission mit exponentiellem Abfall, aber tatsächlich haben wir eine stückweise lineare Emission
Funktion, deren Haltepunkte Probleme in der Bitcoin-Infrastruktur verursachen können.
Wenn der Haltepunkt erreicht wird, erhalten die Miner nur noch die Hälfte ihres vorherigen Wertes
Belohnung. Der absolute Unterschied zwischen 12,5 und 6,25 BTC (prognostiziert für das Jahr 2020) kann
scheinen erträglich. Betrachtet man jedoch den Rückgang von 50 auf 25 BTC, der im November stattfand
28 2012, erschien für eine beträchtliche Anzahl von Mitgliedern der Bergbaugemeinschaft unangemessen. Abbildung
1 zeigt einen dramatischen Rückgang der hashRate des Netzwerks Ende November, genau zu dem Zeitpunkt
es kam zu einer Halbierung. Dieses Ereignis hätte der perfekte Moment für die böswillige Person sein können
beschrieben im Funktionsabschnitt proof-of-work zur Durchführung eines Double-Spending-Angriffs [36].
Abb. 1. Bitcoin hashKursdiagramm
(Quelle: http://bitcoin.sipa.be)
2.4
Hartcodierte Konstanten
Bitcoin hat viele fest codierte Grenzwerte, von denen einige natürliche Elemente des ursprünglichen Designs sind (z. B.
Blockhäufigkeit, maximale Geldmenge, Anzahl der Bestätigungen) und andere
scheinen künstliche Zwänge zu sein. Es sind nicht so sehr die Grenzen, sondern vielmehr die Unfähigkeit, sich schnell zu verändern
3
Hardware wie zuvor beschrieben. Nehmen wir an, dass die globale hash-Rate deutlich abnimmt, sogar für
Einen Moment lang kann er nun seine Mining-Kraft nutzen, um die Kette zu verzweigen und doppelte Ausgaben zu tätigen. Wie wir sehen werden
Später in diesem Artikel ist es nicht unwahrscheinlich, dass das zuvor beschriebene Ereignis eintritt.
2.3
Unregelmäßige Emission
Bitcoin hat eine vorgegebene Emissionsrate: Jeder gelöste Block produziert eine feste Menge an Münzen.
Etwa alle vier Jahre wird diese Belohnung halbiert. Die ursprüngliche Absicht bestand darin, eine zu schaffen
begrenzte glatte Emission mit exponentiellem Abfall, aber tatsächlich haben wir eine stückweise lineare Emission
Funktion, deren Haltepunkte Probleme in der Bitcoin-Infrastruktur verursachen können.
Wenn der Haltepunkt erreicht wird, erhalten die Miner nur noch die Hälfte ihres vorherigen Wertes
Belohnung. Der absolute Unterschied zwischen 12,5 und 6,25 BTC (prognostiziert für das Jahr 2020) kann
scheinen erträglich. Betrachtet man jedoch den Rückgang von 50 auf 25 BTC, der im November stattfand
28 2012, erschien für eine beträchtliche Anzahl von Mitgliedern der Bergbaugemeinschaft unangemessen. Abbildung
1 zeigt einen dramatischen Rückgang der hashRate des Netzwerks Ende November, genau zu dem Zeitpunkt
es kam zu einer Halbierung. Dieses Ereignis hätte der perfekte Moment für die böswillige Person sein können
beschrieben im Funktionsabschnitt proof-of-work zur Durchführung eines Double-Spending-Angriffs [36].
Abb. 1. Bitcoin hashKursdiagramm
(Quelle: http://bitcoin.sipa.be)
2.4
Hartcodierte Konstanten
Bitcoin hat viele fest codierte Grenzwerte, von denen einige natürliche Elemente des ursprünglichen Designs sind (z. B.
Blockhäufigkeit, maximale Geldmenge, Anzahl der Bestätigungen) und andere
scheinen künstliche Zwänge zu sein. Es sind nicht so sehr die Grenzen, sondern vielmehr die Unfähigkeit, sich schnell zu verändern
3
6
Nennen wir es das, was es ist: einen Zombie-Angriff.
Lassen Sie uns diskutieren, wie kontinuierlich die Emission sein kann
im Zusammenhang mit „Eine CPU, eine Stimme“ in einem Zombie-Angriffsszenario.
In einer Welt mit einer CPU und einer Stimme würde jedes Mobiltelefon und jedes Auto, wann immer es inaktiv ist, schürfen. Es wäre sehr, sehr einfach, haufenweise billige Hardware zu sammeln, um eine Mining-Farm zu erstellen, denn einfach
In fast allem steckt eine CPU. Andererseits, zu diesem Zeitpunkt, die Anzahl der CPUs
Ich würde meinen, dass es ziemlich erstaunlich wäre, wenn man einen 51-Prozent-Angriff starten müsste.
Darüber hinaus
Gerade weil es einfach wäre, billige Hardware zu sammeln, können wir vernünftigerweise erwarten, dass a
Viele Leute fangen an, irgendetwas mit einer CPU zu horten. Das Wettrüsten in einer Welt mit einer CPU und einer Stimme
ist notwendigerweise egalitärer als in einer ASIC-Welt.
Daher eine Diskontinuität im Netzwerk
Sicherheit aufgrund von Emissionsraten sollte in einer Welt mit einer CPU und einer Stimme WENIGER ein Problem darstellen.
Es bleiben jedoch zwei Tatsachen bestehen: 1) Eine Diskontinuität der Emissionsrate kann zu einem Stottereffekt führen
sowohl für die Wirtschaft als auch für die Netzwerksicherheit, was schlecht ist, und 2) obwohl es sich um einen 51-prozentigen Angriff handelt
Fehler, die von jemandem durchgeführt werden, der billige Hardware sammelt, können auch bei Ein-CPU-Geräten auftreten-Abstimmung Welt,
Es scheint, als ob es schwieriger sein sollte.
Vermutlich besteht der Schutz davor darin, dass alle unehrlichen Akteure dies versuchen werden
Gleichzeitig greifen wir auf den früheren Sicherheitsgedanken von Bitcoin zurück: „Wir fordern keine Unehrlichkeit.“
Fraktion soll mehr als 51 % des Netzwerks kontrollieren.
Der Autor behauptet hier, dass ein Problem bei Bitcoin die Diskontinuität bei der Ausgabe von Münzen sei
Die Rate könnte zu einem plötzlichen Rückgang der Netzwerkbeteiligung und damit der Netzwerksicherheit führen. So,
Eine kontinuierliche, differenzierbare und gleichmäßige Münzausgaberate ist vorzuziehen.
Der Autor hat nicht unbedingt Unrecht. Jede Art von plötzlichem Rückgang der Netzwerkbeteiligung kann dazu führen
zu einem solchen Problem führen, und wenn wir eine Ursache dafür beseitigen können, sollten wir das tun. Trotzdem ist es so
Es ist möglich, dass lange Zeiträume „relativ konstanter“ Münzausgabe mit plötzlichen Änderungen unterbrochen werden
ist aus ökonomischer Sicht der ideale Weg. Ich bin kein Ökonom. Also vielleicht wir
Wir müssen uns entscheiden, ob wir die Netzwerksicherheit gegen etwas Wirtschaftliches eintauschen – was steht hier?
http://arxiv.org/abs/1402.2009wenn nötig, verursacht das die Hauptnachteile. Leider ist es schwer vorherzusagen, wann
Konstanten müssen möglicherweise geändert werden, und ihre Ersetzung kann schreckliche Folgen haben.
Ein gutes Beispiel für eine hartcodierte Grenzwertänderung, die katastrophale Folgen hat, ist der Block
Größenbeschränkung auf 250 KB1 festgelegt. Dieses Limit reichte aus, um etwa 10.000 Standardtransaktionen aufzunehmen. In
Anfang 2013 war diese Grenze fast erreicht und man einigte sich auf eine Erhöhung
Grenze. Die Änderung wurde in Wallet-Version 0.8 implementiert und endete mit einer 24-Block-Chain-Aufteilung
und ein erfolgreicher Double-Spend-Angriff [9]. Der Fehler lag zwar nicht im Protokoll Bitcoin, aber
Vielmehr hätte es in der Datenbank-Engine leicht durch einen einfachen Stresstest erkannt werden können, wenn dies der Fall gewesen wäre
keine künstlich eingeführte Blockgrößenbeschränkung.
Konstanten fungieren auch als eine Art Zentralisierungspunkt.
Trotz des Peer-to-Peer-Charakters von
Bitcoin, eine überwältigende Mehrheit der Knoten verwendet den offiziellen Referenzclient [10], der von entwickelt wurde
eine kleine Gruppe von Menschen. Diese Gruppe trifft die Entscheidung, Änderungen am Protokoll umzusetzen
und die meisten Menschen akzeptieren diese Änderungen unabhängig von ihrer „Richtigkeit“. Einige Entscheidungen verursachten
hitzige Diskussionen und sogar Boykottaufrufe [11], was darauf hindeutet, dass die Community und die
Entwickler können in einigen wichtigen Punkten anderer Meinung sein. Daher erscheint es logisch, ein Protokoll zu haben
mit vom Benutzer konfigurierbaren und selbstanpassenden Variablen als mögliche Möglichkeit, diese Probleme zu vermeiden.
2.5
Umfangreiche Skripte
Das Skriptsystem in Bitcoin ist eine umfangreiche und komplexe Funktion. Es ermöglicht einem möglicherweise, etwas zu erschaffen
ausgefeilte Transaktionen [12], aber einige seiner Funktionen sind aus Sicherheitsgründen deaktiviert und
einige wurden noch nie verwendet [13]. Das Skript (einschließlich der Teile des Senders und des Empfängers)
für die beliebteste Transaktion in Bitcoin sieht das so aus:
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Häufige Fragen
- Was ist das Monero Whitepaper?
- Das grundlegende Papier für Monero ist das CryptoNote v2.0 Whitepaper von Nicolas van Saberhagen (2013). Es beschreibt die kryptografischen Grundbausteine – Ring-Signaturen und Stealth-Adressen –, die nicht nachverfolgbare, nicht verknüpfbare Transaktionen ermöglichen.
- Wer hat das CryptoNote Whitepaper verfasst und wann?
- Das CryptoNote v2.0 Whitepaper wurde im Oktober 2013 von Nicolas van Saberhagen veröffentlicht – einem pseudonymen Autor, dessen Identität unbekannt bleibt. Monero startete im April 2014 als Fork von Bytecoin, der erstmals CryptoNote implementierte.
- Was ist Moneros zentrale technische Innovation?
- Monero kombiniert drei Datenschutztechnologien: Ring-Signaturen (verbergen den Sender unter Täuschungskonten), Stealth-Adressen (Einmaladressen, die den Empfänger verbergen) und RingCT (vertrauliche Transaktionen, die den Betrag verbergen). Zusammen machen diese alle Transaktionen standardmäßig privat.
- Wie funktioniert Moneros Konsensmechanismus?
- Monero verwendet RandomX – einen Proof-of-Work-Algorithmus, der für CPU-Mining optimiert ist. RandomX nutzt zufällige Code-Ausführung, was es resistent gegen ASIC- und GPU-Miner macht und dezentralisiertes Mining mit handelsüblicher Hardware fördert.
- Wie unterscheidet sich Monero von Bitcoin?
- Anders als Bitcoins transparentes Ledger sind Monero-Transaktionen standardmäßig privat – Sender, Empfänger und Betrag sind alle verborgen. Monero hat keine feste Blockgröße (dynamische Blockskalierung), eine Tail-Emission und nutzt CPU-freundliches Mining (RandomX).
- Was ist Moneros Versorgungsmodell?
- Monero hat eine Hauptemissionskurve, die bei ca. 18,132 Millionen XMR endet. Danach liefert die Tail-Emission dauerhaft 0,6 XMR pro Block, was sicherstellt, dass Miner stets Belohnungen erhalten und die langfristige Netzwerksicherheit ohne alleinige Abhängigkeit von Gebühren gewährleistet bleibt.
- Was sind Moneros primäre Anwendungsfälle?
- Monero wird für private, zensurresistente Zahlungen genutzt. Seine obligatorische Privatsphäre macht es geeignet für finanziellen Datenschutz, vertrauliche Geschäftstransaktionen und als fungibles digitales Bargeld, bei dem jede Münze eine identische Geschichte hat.
- Welches Problem löst Monero?
- Monero löst Bitcoins Datenschutzproblem – auf transparenten Blockchains ist der Transaktionsverlauf öffentlich nachverfolgbar. Monero gewährleistet Fungibilität (alle Münzen sind gleich ausgebbar) und schützt Nutzer vor Überwachung, Saldenüberwachung und Transaktionsgraph-Analyse.
- Wie funktioniert Moneros Sicherheitsmodell?
- Moneros Sicherheit kombiniert Proof-of-Work (RandomX) mit kryptografischem Datenschutz. Ring-Signaturen bieten plausible Abstreitbarkeit, Stealth-Adressen verhindern Adressverknüpfungen und RingCT verbirgt Beträge. Bulletproofs+ reduzieren Beweisgrößen für mehr Effizienz.
- Was ist der aktuelle Stand des Monero-Ökosystems?
- Monero bleibt die führende datenschutzorientierte Kryptowährung. Es hat Bulletproofs+ für kleinere Transaktionen implementiert, View-Tags für schnellere Wallet-Synchronisierung eingeführt, und Full-Chain Membership Proofs (FCMP+) befinden sich in der Entwicklung, um die Ring-Größen für stärkere Privatsphäre deutlich zu erhöhen.