КриптоНота v2.0

Введение

«Bitcoin» [1] представляет собой успешную реализацию концепции электронных денег p2p. оба профессионалы и широкая общественность оценили удобное сочетание публичные транзакции и proof-of-work как модель доверия. Сегодня пользовательская база электронных денег растет устойчивыми темпами; клиентов привлекают низкие комиссии и обеспечиваемая анонимность электронными деньгами, и торговцы ценят ее прогнозируемую и децентрализованную эмиссию. Bitcoin имеет эффективно доказал, что электронные деньги могут быть такими же простыми, как бумажные деньги, и такими же удобными, как кредитные карты. К сожалению, Bitcoin имеет несколько недостатков. Например, распределенная система природа негибка и не позволяет внедрять новые функции до тех пор, пока почти все пользователи сети не обновят свои клиенты. Некоторые критические недостатки, которые невозможно быстро исправить, отпугивают Bitcoin. широкое распространение. В таких негибких моделях эффективнее развернуть новый проект. вместо того, чтобы постоянно исправлять первоначальный проект. В этой статье мы изучаем и предлагаем решения основных недостатков Bitcoin. Мы верим что система, учитывающая предлагаемые нами решения, приведет к здоровой конкуренции среди различных электронных денежных систем. Мы также предлагаем собственные электронные деньги «CryptoNote», имя, подчеркивающее следующий прорыв в области электронных денег.

Bitcoin Недостатки и возможные решения

2 Bitcoin недостатки и некоторые возможные решения 2.1 Отслеживаемость транзакций Конфиденциальность и анонимность являются наиболее важными аспектами электронных денег. Одноранговые платежи стремятся быть скрытыми от взглядов третьих лиц, что является явной разницей по сравнению с традиционными банковское дело. В частности, Т. Окамото и К. Охта описали шесть критериев идеальных электронных денег: который включал «конфиденциальность: связь между пользователем и его покупками должна быть неотслеживаемой». кем угодно» [30]. Из их описания мы получили два свойства, которые полностью анонимны. Модель электронных денег должна удовлетворять требованиям, изложенным Окамото. и Охта: Неотслеживаемость: для каждой входящей транзакции все возможные отправители равновероятны. Несвязываемость: для любых двух исходящих транзакций невозможно доказать, что они были отправлены на тот же человек. К сожалению, Bitcoin не удовлетворяет требованию неотслеживаемости. Поскольку все транзакции, происходящие между участниками сети, являются публичными, любая транзакция может быть 1 КриптоНота v 2.0 Николас ван Саберхаген 17 октября 2013 г. 1 Введение «Bitcoin» [1] представляет собой успешную реализацию концепции электронных денег p2p. оба профессионалы и широкая общественность оценили удобное сочетание публичные транзакции и proof-of-work как модель доверия. Сегодня пользовательская база электронных денег растет устойчивыми темпами; клиентов привлекают низкие комиссии и обеспечиваемая анонимность электронными деньгами, и торговцы ценят ее прогнозируемую и децентрализованную эмиссию. Bitcoin имеет эффективно доказал, что электронные деньги могут быть такими же простыми, как бумажные деньги, и такими же удобными, как кредитные карты. К сожалению, Bitcoin имеет несколько недостатков. Например, распределенная система природа негибка и не позволяет внедрять новые функции до тех пор, пока почти все пользователи сети не обновят свои клиенты. Некоторые критические недостатки, которые невозможно быстро исправить, отпугивают Bitcoin. широкое распространение. В таких негибких моделях эффективнее развернуть новый проект. вместо того, чтобы постоянно исправлять первоначальный проект. В этой статье мы изучаем и предлагаем решения основных недостатков Bitcoin. Мы верим что система, учитывающая предлагаемые нами решения, приведет к здоровой конкуренции среди различных электронных денежных систем. Мы также предлагаем собственные электронные деньги «CryptoNote», имя, подчеркивающее следующий прорыв в области электронных денег. 2 Bitcoin недостатки и некоторые возможные решения 2.1 Отслеживаемость транзакций Конфиденциальность и анонимность являются наиболее важными аспектами электронных денег. Одноранговые платежи стремятся быть скрытыми от взглядов третьих лиц, что является явной разницей по сравнению с традиционными банковское дело. В частности, Т. Окамото и К. Охта описали шесть критериев идеальных электронных денег: который включал «конфиденциальность: связь между пользователем и его покупками должна быть неотслеживаемой». кем угодно» [30]. Из их описания мы получили два свойства, которые полностью анонимны. Модель электронных денег должна удовлетворять требованиям, изложенным Окамото. и Охта: Неотслеживаемость: для каждой входящей транзакции все возможные отправители равновероятны. Несвязываемость: для любых двух исходящих транзакций невозможно доказать, что они были отправлены на тот же человек. К сожалению, Bitcoin не удовлетворяет требованию неотслеживаемости. Поскольку все транзакции, происходящие между участниками сети, являются публичными, любая транзакция может быть 1 3 Bitcoin определенно не обеспечивает «неотслеживаемость». Когда я отправляю вам BTC, указывается кошелек, с которого он отправляется. безвозвратно проштамповано на blockchain. Вопроса о том, кто отправил эти средства, не возникает. потому что их может отправить только тот, кто знает секретные ключи.однозначно прослеживается уникальное происхождение и конечный получатель. Даже если два участника поменяются средства косвенным путем, правильно разработанный метод поиска пути выявит происхождение и конечный получатель. Также есть подозрение, что Bitcoin не удовлетворяет второму свойству. Некоторые исследователи заявил ([33, 35, 29, 31]), что тщательный анализ blockchain может выявить связь между пользователи сети Bitcoin и их транзакции. Хотя ряд методов оспаривается [25], есть подозрение, что из него можно извлечь много скрытой личной информации. общедоступная база данных. Неспособность Bitcoin удовлетворять двум свойствам, изложенным выше, приводит нас к выводу, что это не анонимная, а псевдоанонимная электронная кассовая система. Пользователи быстро развивались решения, позволяющие обойти этот недостаток. Двумя прямыми решениями были «услуги по отмыванию денег» [2] и развитие распределенных методов [3, 4]. Оба решения основаны на идее смешивания несколько публичных транзакций и отправка их через какой-то промежуточный адрес; что в свою очередь имеет тот недостаток, что требует доверенной третьей стороны. Недавно более креативную схему предложили И. Майерс с соавт. [28]: «Нулевая монета». Зерокойн использует криптографические односторонние аккумуляторы и доказательства с нулевым разглашением, которые позволяют пользователям «конвертируйте» биткойны в зерокоины и тратьте их, используя анонимное доказательство владения вместо явные цифровые подписи на основе открытого ключа. Однако такие доказательства знаний имеют постоянную но неудобный размер - около 30кб (исходя из сегодняшних лимитов Bitcoin), что делает предложение непрактично. Авторы признают, что протокол вряд ли когда-либо будет принят большинством стран. Bitcoin пользователей [5]. 2.2 Функция proof-of-work Создатель Bitcoin Сатоши Накамото описал алгоритм принятия решений большинством как «один ЦП-один голос» и использовал функцию ценообразования с привязкой к ЦП (двойной SHA-256) для своего proof-of-work схема. Поскольку пользователи голосуют за единый заказ истории транзакций [1], разумность и последовательность этого процесса является важнейшим условием для всей системы. Безопасность этой модели имеет два недостатка. Во-первых, для этого требуется 51% ресурсов сети. мощность майнинга должна находиться под контролем честных пользователей. Во-вторых, прогресс системы (исправление ошибок, исправления безопасности и т. д.) требуют, чтобы подавляющее большинство пользователей поддерживало и соглашалось с изменения (это происходит, когда пользователи обновляют программное обеспечение своего кошелька) [6].Наконец, это же голосование Механизм также используется для коллективных опросов о реализации некоторых функций [7]. Это позволяет нам предположить, каким свойствам должен удовлетворять proof-of-work. функция ценообразования. Такая функция не должна позволять участнику сети иметь существенное влияние. преимущество перед другим участником; это требует паритета между общим оборудованием и высоким Стоимость нестандартных устройств. Из недавних примеров [8] мы видим, что используемая функция SHA-256 в архитектуре Bitcoin этим свойством не обладает, поскольку майнинг становится более эффективным на Графические процессоры и устройства ASIC по сравнению с высокопроизводительными процессорами. Таким образом, Bitcoin создает благоприятные условия для большого разрыва между количеством голосов участников, так как это нарушает принцип «один процессор — один голос», поскольку владельцы графических процессоров и ASIC обладают гораздо большее количество голосов по сравнению с владельцами процессоров. Это классический пример Принцип Парето, согласно которому 20% участников системы контролируют более 80% голосов. Можно утверждать, что такое неравенство не имеет отношения к безопасности сети, поскольку оно не небольшое количество участников, контролирующих большинство голосов, но честность этих участников, что имеет значение. Однако такой аргумент несколько ошибочен, поскольку он скорее является вероятность появления дешевого специализированного оборудования, а не честность участников, которая представляет угрозу. Чтобы продемонстрировать это, возьмем следующий пример. Предположим, злонамеренный человек получает значительную майнинговую мощь, создавая свою собственную майнинг-ферму за счет дешевых 2 однозначно прослеживается уникальное происхождение и конечный получатель. Даже если два участника поменяются средства косвенным путем, правильно разработанный метод поиска пути выявит происхождение и конечный получатель. Также есть подозрение, что Bitcoin не удовлетворяет второму свойству. Некоторые исследователи заявил ([33, 35, 29, 31]), что тщательный анализ blockchain может выявить связь между пользователи сети Bitcoin и их транзакции. Хотя ряд методов доспаривается [25], есть подозрение, что много скрытой личной информации может быть извлечено из общедоступная база данных. Неспособность Bitcoin удовлетворять двум свойствам, изложенным выше, приводит нас к выводу, что это не анонимная, а псевдоанонимная электронная кассовая система. Пользователи быстро развивались решения, позволяющие обойти этот недостаток. Двумя прямыми решениями были «услуги по отмыванию денег» [2] и развитие распределенных методов [3, 4]. Оба решения основаны на идее смешивания несколько публичных транзакций и отправка их через какой-то промежуточный адрес; что в свою очередь имеет тот недостаток, что требует доверенной третьей стороны. Недавно более креативную схему предложили И. Майерс с соавт. [28]: «Нулевая монета». Зерокойн использует криптографические односторонние аккумуляторы и доказательства с нулевым разглашением, которые позволяют пользователям «конвертируйте» биткойны в зерокоины и тратьте их, используя анонимное доказательство владения вместо явные цифровые подписи на основе открытого ключа. Однако такие доказательства знаний имеют постоянную но неудобный размер - около 30кб (исходя из сегодняшних лимитов Bitcoin), что делает предложение непрактично. Авторы признают, что протокол вряд ли когда-либо будет принят большинством стран. Bitcoin пользователей [5]. 2.2 Функция proof-of-work Создатель Bitcoin Сатоши Накамото описал алгоритм принятия решений большинством как «один ЦП-один голос» и использовал функцию ценообразования с привязкой к ЦП (двойной SHA-256) для своего proof-of-work схема. Поскольку пользователи голосуют за единый заказ истории транзакций [1], разумность и последовательность этого процесса является важнейшим условием для всей системы. Безопасность этой модели имеет два недостатка. Во-первых, для этого требуется 51% ресурсов сети. мощность майнинга должна находиться под контролем честных пользователей. Во-вторых, прогресс системы (исправление ошибок, исправления безопасности и т. д.) требуют, чтобы подавляющее большинство пользователей поддерживало и соглашалось с изменения (это происходит, когда пользователи обновляют программное обеспечение своего кошелька) [6].Наконец, это же голосование Механизм также используется для коллективных опросов о реализации некоторых функций [7]. Это позволяет нам предположить, каким свойствам должен удовлетворять proof-of-work. функция ценообразования. Такая функция не должна позволять участнику сети иметь существенное влияние. преимущество перед другим участником; это требует паритета между общим оборудованием и высоким Стоимость нестандартных устройств. Из недавних примеров [8] мы видим, что используемая функция SHA-256 в архитектуре Bitcoin этим свойством не обладает, поскольку майнинг становится более эффективным на Графические процессоры и устройства ASIC по сравнению с высокопроизводительными процессорами. Таким образом, Bitcoin создает благоприятные условия для большого разрыва между количеством голосов участников, так как это нарушает принцип «один процессор — один голос», поскольку владельцы графических процессоров и ASIC обладают гораздо большее количество голосов по сравнению с владельцами процессоров. Это классический пример Принцип Парето, согласно которому 20% участников системы контролируют более 80% голосов. Можно утверждать, что такое неравенство не имеет отношения к безопасности сети, поскольку оно не небольшое количество участников, контролирующих большинство голосов, но честность этих участников, что имеет значение. Однако такой аргумент несколько ошибочен, поскольку он скорее является вероятность появления дешевого специализированного оборудования, а не честность участников, которая представляет угрозу. Чтобы продемонстрировать это, возьмем следующий пример. Предположим, злонамеренный человек получает значительную майнинговую мощь, создавая свою собственную майнинг-ферму за счет дешевых 2 4 Предположительно, если каждый пользователь сохранит свою анонимность, всегда генерируя новый адрес за КАЖДЫЙ полученный платеж (что абсурдно, но технически «правильный» способ сделать это), и если бы каждый пользователь поддерживал анонимность всех остальных, настаивая на том, чтобы они никогда не отправляли средства на один и тот же адрес BTC дважды, то Bitcoin всё равно лишь случайно передаст тест на несвязность. Почему? Данные о потребителях можно использовать для того, чтобы постоянно получать поразительные сведения о людях. См., например, http://www.applieddatalabs.com/content/target-knows-it-shows. Теперь представьте, что это произойдет через 20 лет, и представьте, что Target не просто знал о ваших покупательских привычках в Target, но они добыли blockchain для ВСЕХ ВАШИ ЛИЧНЫЕ ПОКУПКИ С ВАШИМ КОШЕЛЬКОМ COINBASE В ПРОШЛОМ ДВЕНАДЦАТЬ ЛЕТ. Они скажут: «Эй, приятель, возможно, ты захочешь сегодня вечером купить лекарство от кашля, но ты не будешь». завтра почувствуй себя хорошо». Это может быть не так, если многосторонняя сортировка используется правильно. См., например, этосообщение в блоге: http://blog.ezyang.com/2012/07/secure-multiparty-bitcoin-anonymization/ Я не совсем уверен в математических расчетах, но... по одной статье за раз, верно? Требуется цитирование. Хотя протокол Zerocoin (автономный) может оказаться недостаточным, протокол Zerocash Протокол, похоже, реализовал транзакции размером 1 КБ. Этот проект поддерживается конечно, американские и израильские военные, так что кто знает, насколько он надежен. С другой стороны С другой стороны, никто не хочет иметь возможность тратить средства без надзора больше, чем военные. http://zerocash-project.org/ Я не уверен... см., например, http://fc14.ifca.ai/bitcoin/papers/bitcoin14_submission_12.pdf Цитирую разработчика Cryptonote Мориса Планка (предположительно псевдоним) из cryptonote форум: «Зерокоин, Зеркэш. Это самая передовая технология, надо признать. Да, цитата выше взято из анализа предыдущей версии протокола. Насколько мне известно, это не 288, а 384 байта, но в любом случае это хорошая новость. Они использовали совершенно новую технологию под названием SNARK, у которой есть определенные недостатки: например, большая исходная база публичных параметров, необходимых для создания подписи (более 1 ГБ) и значительное время, необходимое для создания транзакции (более минуты). Наконец, они используют молодая криптовалюта, о которой я упомянул как о спорной идее: https://forum.cryptonote.org/viewtopic.php?f= » — Морис П. Четверг, 3 апреля 2014 г., 19:56 Функция, выполняемая в ЦП и не подходящая для графического процессора, FPGA или ASIC. расчет. «Загадка», используемая в proof-of-work, называется функцией ценообразования, функцией затрат или функция головоломки.

однозначно прослеживается уникальное происхождение и конечный получатель. Даже если два участника поменяются средства косвенным путем, правильно разработанный метод поиска пути выявит происхождение и конечный получатель. Также есть подозрение, что Bitcoin не удовлетворяет второму свойству. Некоторые исследователи заявил ([33, 35, 29, 31]), что тщательный анализ blockchain может выявить связь между пользователи сети Bitcoin и их транзакции. Хотя ряд методов оспариваемый [25], есть подозрение, что из него можно извлечь много скрытой личной информации. общедоступная база данных. Неспособность Bitcoin удовлетворить двум свойствам, изложенным выше, приводит нас к выводу, что это не анонимная, а псевдоанонимная электронная кассовая система. Пользователи быстро развивались решения, позволяющие обойти этот недостаток. Двумя прямыми решениями были «услуги по отмыванию денег» [2] и развитие распределенных методов [3, 4]. Оба решения основаны на идее смешивания несколько публичных транзакций и отправка их через какой-то промежуточный адрес; что в свою очередь имеет тот недостаток, что требует доверенной третьей стороны. Недавно более креативную схему предложили И. Майерс с соавт. [28]: «Нулевая монета». Зерокойн использует криптографические односторонние аккумуляторы и доказательства с нулевым разглашением, которые позволяют пользователям «конвертируйте» биткойны в зерокоины и тратьте их, используя анонимное доказательство владения вместо явные цифровые подписи на основе открытого ключа. Однако такие доказательства знаний имеют постоянную но неудобный размер - около 30кб (исходя из сегодняшних лимитов Bitcoin), что делает предложение непрактично. Авторы признают, что протокол вряд ли когда-либо будет принят большинством стран. Bitcoin пользователей [5]. 2.2 Функция proof-of-work Создатель Bitcoin Сатоши Накамото описал алгоритм принятия решений большинством голосов как «один ЦП-один голос» и использовал функцию ценообразования с привязкой к ЦП (двойной SHA-256) для своего proof-of-work схема. Поскольку пользователи голосуют за единый заказ истории транзакций [1], разумность и последовательность этого процесса является важнейшим условием для всей системы. Безопасность этой модели имеет два недостатка. Во-первых, для этого требуется 51% ресурсов сети. мощность майнинга должна находиться под контролем честных пользователей. Во-вторых, прогресс системы (исправление ошибок, исправления безопасности и т. д.) требуют, чтобы подавляющее большинство пользователей поддерживало и соглашалось с изменения (это происходит, когда пользователи обновляют программное обеспечение своего кошелька) [6].Наконец то же самое голосование Механизм также используется для коллективных опросов о реализации некоторых функций [7]. Это позволяет нам предположить, каким свойствам должен удовлетворять proof-of-work. функция ценообразования. Такая функция не должна позволять участнику сети иметь существенное влияние. преимущество перед другим участником; это требует паритета между общим оборудованием и высоким Стоимость нестандартных устройств. Из недавних примеров [8] мы видим, что используемая функция SHA-256 в архитектуре Bitcoin этим свойством не обладает, поскольку майнинг становится более эффективным на Графические процессоры и устройства ASIC по сравнению с высокопроизводительными процессорами. Следовательно, Bitcoin создает благоприятные условия для большого разрыва между количеством голосов участников, так как это нарушает принцип «один процессор — один голос», поскольку владельцы графических процессоров и ASIC обладают гораздо большее количество голосов по сравнению с владельцами процессоров. Это классический пример Принцип Парето, согласно которому 20% участников системы контролируют более 80% голосов. Можно утверждать, что такое неравенство не имеет отношения к безопасности сети, поскольку оно не небольшое количество участников, контролирующих большинство голосов, но честность этих участников, что имеет значение. Однако такой аргумент несколько ошибочен, поскольку он скорее является вероятность появления дешевого специализированного оборудования, а не честность участников, которая представляет угрозу. Чтобы продемонстрировать это, возьмем следующий пример. Предположим, злонамеренный человек получает значительную майнинговую мощь, создавая свою собственную майнинг-ферму за счет дешевых 2 однозначно прослеживается уникальное происхождение и конечный получатель. Даже если два участника поменяются средства косвенным путем, правильно разработанный метод поиска пути выявит происхождение и конечный получатель. Также есть подозрение, что Bitcoin не удовлетворяет второму свойству. Некоторые исследователи заявил ([33, 35, 29, 31]), что тщательный анализ blockchain может выявить связь между пользователи сети Bitcoin и их транзакции. Хотя ряд методов доспаривается [25], есть подозрение, что много скрытой личной информации может быть извлечено из общедоступная база данных. Неспособность Bitcoin удовлетворять двум свойствам, изложенным выше, приводит нас к выводу, что это не анонимная, а псевдоанонимная электронная кассовая система. Пользователи быстро развивались решения, позволяющие обойти этот недостаток. Двумя прямыми решениями были «услуги по отмыванию денег» [2] и развитие распределенных методов [3, 4]. Оба решения основаны на идее смешивания несколько публичных транзакций и отправка их через какой-то промежуточный адрес; что в свою очередь имеет тот недостаток, что требует доверенной третьей стороны. Недавно более креативную схему предложили И. Майерс с соавт. [28]: «Нулевая монета». Зерокойн использует криптографические односторонние аккумуляторы и доказательства с нулевым разглашением, которые позволяют пользователям «конвертируйте» биткойны в зерокоины и тратьте их, используя анонимное доказательство владения вместо явные цифровые подписи на основе открытого ключа. Однако такие доказательства знаний имеют постоянную но неудобный размер - около 30кб (исходя из сегодняшних лимитов Bitcoin), что делает предложение непрактично. Авторы признают, что протокол вряд ли когда-либо будет принят большинством стран. Bitcoin пользователей [5]. 2.2 Функция proof-of-work Создатель Bitcoin Сатоши Накамото описал алгоритм принятия решений большинством как «один ЦП-один голос» и использовал функцию ценообразования с привязкой к ЦП (двойной SHA-256) для своего proof-of-work схема. Поскольку пользователи голосуют за единый заказ истории транзакций [1], разумность и последовательность этого процесса является важнейшим условием для всей системы. Безопасность этой модели имеет два недостатка. Во-первых, для этого требуется 51% ресурсов сети. мощность майнинга должна находиться под контролем честных пользователей. Во-вторых, прогресс системы (исправление ошибок, исправления безопасности и т. д.) требуют, чтобы подавляющее большинство пользователей поддерживало и соглашалось с изменения (это происходит, когда пользователи обновляют программное обеспечение своего кошелька) [6].Наконец то же самое голосование Механизм также используется для коллективных опросов о реализации некоторых функций [7]. Это позволяет нам предположить, каким свойствам должен удовлетворять proof-of-work. функция ценообразования. Такая функция не должна позволять участнику сети иметь существенное влияние. преимущество перед другим участником; это требует паритета между общим оборудованием и высоким Стоимость нестандартных устройств. Из недавних примеров [8] мы видим, что используемая функция SHA-256 в архитектуре Bitcoin этим свойством не обладает, поскольку майнинг становится более эффективным на Графические процессоры и устройства ASIC по сравнению с высокопроизводительными процессорами. Таким образом, Bitcoin создает благоприятные условия для большого разрыва между количеством голосов участников, так как это нарушает принцип «один процессор — один голос», поскольку владельцы графических процессоров и ASIC обладают гораздо большее количество голосов по сравнению с владельцами процессоров. Это классический пример Принцип Парето, согласно которому 20% участников системы контролируют более 80% голосов. Можно утверждать, что такое неравенство не имеет отношения к безопасности сети, поскольку оно не небольшое количество участников, контролирующих большинство голосов, но честность этих участников, что имеет значение. Однако такой аргумент несколько ошибочен, поскольку он скорее является вероятность появления дешевого специализированного оборудования, а не честность участников, которая представляет угрозу. Чтобы продемонстрировать это, возьмем следующий пример. Предположим, злонамеренный человек получает значительную майнинговую мощь, создавая свою собственную майнинг-ферму за счет дешевых 2 Комментарии на странице 2

Технология CryptoNote

Теперь, когда мы рассмотрели ограничения технологии PH_0000, мы сосредоточимся на представление возможностей CryptoNote.

Неотслеживаемые транзакции

В этом разделе мы предлагаем схему полностью анонимных транзакций, обеспечивающую как неотслеживаемость, так и невозможность отслеживания. и условия несвязности. Важной особенностью нашего решения является его автономность: отправитель не обязан сотрудничать с другими пользователями или доверенной третьей стороной для совершения своих транзакций; следовательно, каждый участник производит прикрывающий трафик независимо. 4.1 Обзор литературы Наша схема основана на криптографическом примитиве, называемом групповой подписью. Впервые представлено Д. Чаум и Э. ван Хейст [19], позволяет пользователю подписать свое сообщение от имени группы. После подписания сообщения пользователь предоставляет (в целях проверки) не свой единственный публичный 1Это так называемый «мягкий лимит» — ограничение эталонного клиента на создание новых блоков. Жесткий максимум возможный размер блока составлял 1 МБ 4 их при необходимости, что вызывает основные недостатки. К сожалению, трудно предсказать, когда константы, возможно, придется изменить, а их замена может привести к ужасным последствиям. Хорошим примером жестко запрограммированного изменения лимита, приводящего к катастрофическим последствиям, является блок ограничение размера установлено на 250 КБ1. Этого лимита было достаточно для проведения около 10 000 стандартных транзакций. В В начале 2013 года этот предел был почти достигнут, и было достигнуто соглашение об увеличении предел. Изменение было реализовано в версии кошелька 0.8 и закончилось разделением цепочки на 24 блока. и успешная атака двойной траты [9]. Хотя ошибка была не в протоколе Bitcoin, а скорее, в ядре базы данных его можно было бы легко обнаружить с помощью простого стресс-теста, если бы было отсутствие искусственно введенного ограничения размера блока. Константы также действуют как форма точки централизации. Несмотря на одноранговый характер Bitcoin, подавляющее большинство узлов используют официальный эталонный клиент [10], разработанный небольшая группа людей. Эта группа принимает решение о внесении изменений в протокол. и большинство людей принимают эти изменения независимо от их «правильности». Некоторые решения вызвали бурные дискуссии и даже призывы к бойкоту [11], что свидетельствует о том, что сообщество и разработчики могут расходиться во мнениях по некоторым важным моментам. Поэтому кажется логичным иметь протокол с настраиваемыми пользователем и самонастраивающимися переменными как возможный способ избежать этих проблем. 2,5 Громоздкие скрипты Система сценариев в Bitcoin — сложная и тяжелая функция. Потенциально это позволяет создавать сложные транзакции [12], но некоторые из его функций отключены из соображений безопасности и некоторые даже никогда не использовались [13]. Скрипт (включая часть отправителя и получателя) для самой популярной транзакции в Bitcoin выглядит так: OP DUP OP HASH160 OP EQUALVERIFY OP CHECKSIG. Длина скрипта составляет 164 байта, и его единственная цель — проверить, обладает ли получатель секретный ключ, необходимый для проверки его подписи. 3 Технология CryptoNote Теперь, когда мы рассмотрели ограничения технологии Bitcoin, мы сосредоточимся на представление возможностей CryptoNote. 4 Неотслеживаемые транзакции В этом разделе мы предлагаем схему полностью анонимных транзакций, обеспечивающую как неотслеживаемость, так и невозможность отслеживания. и условия несвязности. Важной особенностью нашего решения является его автономность: отправитель не обязан сотрудничать с другими пользователями или доверенной третьей стороной для совершения своих транзакций; следовательно, каждый участник производит прикрывающий трафик независимо. 4.1 Обзор литературы Наша схема основана на криптографическом примитиве, называемом групповой подписью. Впервые представлено Д. Чаум и Э. ван Хейст [19], позволяет пользователю подписать свое сообщение от имени группы. После подписания сообщения пользователь предоставляет (в целях проверки) не свой единственный публичный 1Это так называемый «мягкий лимит» — ограничение эталонного клиента на создание новых блоков. Жесткий максимум возможный размер блока составлял 1 МБ 4 7 Оглядываясь назад, можно сказать, что было большой ошибкой устанавливать фиксированный предел размера блока в коде. Visa и Mastercard могут обрабатывать тысячи, если не сотни тысяч транзакций. в секунду. Однако транзакции происходят в виде стохастического процесса, иногда массовыми всплесками. иногда молчать часами. Подумайте об объеме обмена биткойнов. Кажется, это грандиозная идея — разработать систему, которая динамически увеличивает размер блока, когда это необходимо. чтобы приспособиться к увеличению трафика транзакций и динамически уменьшать его, когда это необходимо. повысить эффективность использования полосы пропускания. Теперь примените это понятие ко всем параметрам системы. И пока мы стараемся сохранить система от рыбьего хвоста вышла из-под контроля, этоотлично сработает. https://github.com/bitcoin/bips/blob/master/bip-0050.mediawiki Как упоминалось ранее, если переменные самонастраиваются, необходимо ввести некоторый контроль, чтобы не дать системе выйти из-под контроля. Мы доберемся до этого. Если бы это была статья в Википедии, она была бы помечена как «КОНЕЦ». Хотя мы, конечно, в В разделе, посвященном «Проблемам Bitcoin», мне хотелось бы получить здесь некоторые пояснения. Почему 164 байта неприемлемы для простой задачи «проверка секретного ключа»? Насколько маленькими они могут стать за разумный язык сценариев? Хотя я не компьютерщик. http://download.springer.com/static/pdf/412/chp%253A10.1007%252F3-540-46416-6_22.pdf?auth66=140 Для групповых подписей, как описано, требуется менеджер группы. Менеджер группы способен отзыва анонимности любого подписавшего. Следовательно, в группе существует встроенная централизация. схема подписи.

ключ, а ключи всех пользователей его группы. Подтверждающее лицо убеждено, что настоящим подписывающим лицом является член группы, но не может однозначно идентифицировать подписавшего. Исходный протокол требовал доверенной третьей стороны (называемой менеджером группы), и он был единственный, кто мог отследить подписавшего. Следующая версия, названная кольцевой подписью, представила Ривест и др. в [34] была автономная схема без менеджера группы и анонимности. отзыв. Позднее появились различные модификации этой схемы: связываемая кольцевая подпись [26, 27, 17] позволило определить, были ли две подписи созданы одним и тем же членом группы, прослеживаемые Кольцевая подпись [24, 23] ограничивала чрезмерную анонимность, предоставляя возможность отследить подписавшего два сообщения относительно одной и той же метаинформации (или «тега» в терминах [24]). Подобная криптографическая конструкция известна также как подпись специальной группы [16, 38]. Это подчеркивает произвольное формирование группы, тогда как схемы групповой/кольцевой подписи скорее предполагают фиксированный набор членов. По большей части наше решение основано на работе «Прослеживаемая кольцевая подпись» Э. Фудзисаки. и К. Сузуки [24]. Чтобы отличить оригинальный алгоритм от нашей модификации, будем назовем последнюю одноразовой кольцевой подписью, подчеркивая возможность пользователя создать только одну действительную подпись. подпись под своим секретным ключом. Мы ослабили свойство прослеживаемости и сохранили возможность связывания. только для обеспечения одноразовости: открытый ключ может появляться во многих иностранных проверочных наборах, а закрытый ключ можно использовать для создания уникальной анонимной подписи. В случае двойной траты попытка эти две подписи будут связаны друг с другом, но раскрытие подписавшего не требуется для наших целей. 4.2 Определения 4.2.1 Параметры эллиптической кривой В качестве базового алгоритма подписи мы выбрали быструю схему EdDSA, которая разработана и реализованный Д.Дж. Бернштейн и др. [18]. Как и ECDSA Bitcoin, он основан на эллиптической кривой. задача дискретного логарифма, поэтому нашу схему можно будет применить и к Bitcoin в будущем. Общие параметры: q: простое число; q = 2255 −19; d: элемент Fq; д = -121665/121666; E: уравнение эллиптической кривой; −x2 + y2 = 1 + dx2y2; G: базовая точка; Г = (х, −4/5); l: простой порядок базовой точки; л = 2252 + 27742317777372353535851937790883648493; \(H_s\): криптографическая hash функция \(\{0, 1\}^* \to \mathbb{F}_q\); \(H_p\): детерминированная hash функция \(E(\mathbb{F}_q) \to E(\mathbb{F}_q)\). 4.2.2 Терминология Повышенная конфиденциальность требует новой терминологии, которую не следует путать с сущностями Bitcoin. приватный ec-ключ — стандартный приватный ключ в виде эллиптической кривой: число \(a \in [1, l - 1]\); публичный ec-ключ — стандартный публичный ключ эллиптической кривой: точка A = aG; одноразовая пара ключей — пара приватных и публичных электронных ключей; 5 ключ, а ключи всех пользователей его группы. Подтверждающее лицо убеждено, что настоящим подписывающим лицом является член группы, но не может однозначно идентифицировать подписавшего. Исходный протокол требовал доверенной третьей стороны (называемой менеджером группы), и он был единственный, кто мог отследить подписавшего. Следующая версия, названная кольцевой подписью, представила Ривест и др. в [34] была автономная схема без менеджера группы и анонимности. отзыв. Позднее появились различные модификации этой схемы: связываемая кольцевая подпись [26, 27, 17] позволило определить, были ли две подписи созданы одним и тем же членом группы, прослеживаемые Кольцевая подпись [24, 23] ограничивала чрезмерную анонимность, предоставляя возможность отследить подписавшего два сообщения относительно одной и той же метаинформации (или «тега» в терминах [24]). Подобная криптографическая конструкция известна также как подпись специальной группы [16, 38]. Это подчеркивает произвольное формирование группы, тогда как схемы групповой/кольцевой подписи скорее предполагают фиксированный набор членов. По большей части наше решение основано на работе «Прослеживаемая кольцевая подпись» Э. Фудзисаки. и К. Сузуки [24]. Чтобы отличить оригинальный алгоритм от нашей модификации, будем назовем последнюю одноразовой кольцевой подписью, подчеркивая возможность пользователя создать только одну действительную подпись. подпись под своим секретным ключом. Мы ослабили свойство прослеживаемости и сохранили возможность связывания. только для обеспечения одноразовости: открытый ключ может появляться во многих иностранных проверочных наборах, а закрытый ключ можно использовать для создания уникальной анонимной подписи. В случае двойной траты попытка эти две подписи будут связаны друг с другом, но раскрытие подписавшего не требуется для наших целей. 4.2 Определения 4.2.1 Параметры эллиптической кривой В качестве базового алгоритма подписи мы выбралие использовать быструю схему EdDSA, которая разработана и реализованный Д.Дж. Бернштейн и др. [18]. Как и ECDSA Bitcoin, он основан на эллиптической кривой. задача дискретного логарифма, поэтому нашу схему можно будет применить и к Bitcoin в будущем. Общие параметры: q: простое число; q = 2255 −19; d: элемент Fq; д = -121665/121666; E: уравнение эллиптической кривой; −x2 + y2 = 1 + dx2y2; G: базовая точка; Г = (х, −4/5); l: простой порядок базовой точки; л = 2252 + 27742317777372353535851937790883648493; \(H_s\): криптографическая hash функция \(\{0, 1\}^* \to \mathbb{F}_q\); \(H_p\): детерминированная hash функция \(E(\mathbb{F}_q) \to E(\mathbb{F}_q)\). 4.2.2 Терминология Повышенная конфиденциальность требует новой терминологии, которую не следует путать с сущностями Bitcoin. приватный ec-ключ — стандартный приватный ключ в виде эллиптической кривой: число \(a \in [1, l - 1]\); публичный ec-ключ — стандартный публичный ключ эллиптической кривой: точка A = aG; одноразовая пара ключей — пара приватных и публичных электронных ключей; 5 8 Кольцевая подпись работает следующим образом: Алекс хочет передать WikiLeaks сообщение о своем работодателе. У каждого сотрудника в ее компании есть пара частного/открытого ключей (Ri, Ui). Она сочиняет ее подпись с набором входных данных в качестве ее сообщения, m, ее секретный ключ, Ri, и ВСЕХ открытые ключи (Ui;i=1...n). Любой (не зная приватных ключей) может легко убедиться в том, что какая-то пара (Rj, Uj), должно быть, использовалась для создания подписи... кто-то, кто работает для работодателя Алекса... но, по сути, это случайная догадка, чтобы выяснить, кто бы это мог быть. 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 Обратите внимание, что описанная здесь связываемая кольцевая подпись является своего рода противоположностью «несвязываемой». описано выше. Здесь мы перехватываем два сообщения и можем определить, одно и то же ли их послала партия, хотя мы все равно не сможем определить, кто эта партия.

определение «несвязываемого», используемое для создания Cryptonote, означает, что мы не можем определить, является ли их получает одна и та же сторона. Следовательно, на самом деле здесь происходят ЧЕТЫРЕ вещи. Система может быть связной или несвязываемый, в зависимости от того, можно ли определить, является ли отправитель два сообщения одинаковы (независимо от того, требует ли это отмены анонимности). И система может быть несвязной или несвязной, в зависимости от того, возможно ли ее определить, является ли получатель двух сообщений одним и тем же (независимо от того, для этого требуется отзыв анонимности). Пожалуйста, не обвиняйте меня за эту ужасную терминологию. Теоретикам графов, вероятно, следует доволен. Некоторым из вас может быть удобнее использовать «связь с получателем», а не «связь с отправителем». http://link.springer.com/chapter/10.1007/978-3-540-71677-8_13 Когда я это прочитал, мне это показалось глупой особенностью. Потом я прочитал, что это может быть особенность для электронное голосование, и это, казалось, имело смысл. Это круто, с этой точки зрения. Но я не совсем уверен в намеренном внедрении отслеживаемых кольцевых подписей. http://search.ieice.org/bin/summary.php?id=e95-a_1_151

ключ, а ключи всех пользователей его группы. Подтверждающее лицо убеждено, что настоящим подписывающим лицом является член группы, но не может однозначно идентифицировать подписавшего. Исходный протокол требовал доверенной третьей стороны (называемой менеджером группы), и он был единственный, кто мог отследить подписавшего. Следующая версия, названная кольцевой подписью, представила Ривест и др. в [34] была автономная схема без менеджера группы и анонимности. отзыв. Позднее появились различные модификации этой схемы: связываемая кольцевая подпись [26, 27, 17] позволило определить, были ли две подписи созданы одним и тем же членом группы, прослеживаемые Кольцевая подпись [24, 23] ограничивала чрезмерную анонимность, предоставляя возможность отследить подписавшего два сообщения относительно одной и той же метаинформации (или «тега» в терминах [24]). Подобная криптографическая конструкция известна также как подпись специальной группы [16, 38]. Это подчеркивает произвольное формирование группы, тогда как схемы групповой/кольцевой подписи скорее предполагают фиксированный набор членов. По большей части наше решение основано на работе «Прослеживаемая кольцевая подпись» Э. Фудзисаки. и К. Сузуки [24]. Чтобы отличить оригинальный алгоритм от нашей модификации, будем назовем последнюю одноразовой кольцевой подписью, подчеркивая возможность пользователя создать только одну действительную подпись. подпись под своим секретным ключом. Мы ослабили свойство прослеживаемости и сохранили возможность связывания. только для обеспечения одноразовости: открытый ключ может появляться во многих иностранных проверочных наборах, а закрытый ключ можно использовать для создания уникальной анонимной подписи. В случае двойной траты попытка эти две подписи будут связаны друг с другом, но раскрытие подписавшего не требуется для наших целей. 4.2 Определения 4.2.1 Параметры эллиптической кривой В качестве базового алгоритма подписи мы выбрали быструю схему EdDSA, которая разработана и реализованный Д.Дж. Бернштейн и др. [18]. Как и ECDSA Bitcoin, он основан на эллиптической кривой. задача дискретного логарифма, поэтому нашу схему можно будет применить и к Bitcoin в будущем. Общие параметры: q: простое число; q = 2255 −19; d: элемент Fq; д = -121665/121666; E: уравнение эллиптической кривой; −x2 + y2 = 1 + dx2y2; G: базовая точка; Г = (х, −4/5); l: простой порядок базовой точки; л = 2252 + 27742317777372353535851937790883648493; \(H_s\): криптографическая hash функция \(\{0, 1\}^* \to \mathbb{F}_q\); \(H_p\): детерминированная hash функция \(E(\mathbb{F}_q) \to E(\mathbb{F}_q)\). 4.2.2 Терминология Повышенная конфиденциальность требует новой терминологии, которую не следует путать с сущностями Bitcoin. приватный ec-ключ — стандартный приватный ключ в виде эллиптической кривой: число \(a \in [1, l - 1]\); публичный ec-ключ — стандартный публичный ключ эллиптической кривой: точка A = aG; одноразовая пара ключей — пара приватных и публичных электронных ключей; 5 ключ, а ключи всех пользователей его группы. Подтверждающее лицо убеждено, что настоящим подписывающим лицом является член группы, но не может однозначно идентифицировать подписавшего. Исходный протокол требовал доверенной третьей стороны (называемой менеджером группы), и он был единственный, кто мог отследить подписавшего. Следующая версия, названная кольцевой подписью, представила Ривест и др. в [34] была автономная схема без менеджера группы и анонимности. отзыв. Позднее появились различные модификации этой схемы: связываемая кольцевая подпись [26, 27, 17] позволило определить, были ли две подписи созданы одним и тем же членом группы, прослеживаемые Кольцевая подпись [24, 23] ограничивала чрезмерную анонимность, предоставляя возможность отследить подписавшего два сообщения относительно одной и той же метаинформации (или «тега» в терминах [24]). Подобная криптографическая конструкция известна также как подпись специальной группы [16, 38]. Это подчеркивает произвольное формирование группы, тогда как схемы групповой/кольцевой подписи скорее предполагают фиксированный набор членов. По большей части наше решение основано на работе «Прослеживаемая кольцевая подпись» Э. Фудзисаки. и К. Сузуки [24]. Чтобы отличить оригинальный алгоритм от нашей модификации, будем назовем последнюю одноразовой кольцевой подписью, подчеркивая возможность пользователя создать только одну действительную подпись. подпись под своим секретным ключом. Мы ослабили свойство прослеживаемости и сохранили возможность связывания. только для обеспечения одноразовости: открытый ключ может появляться во многих иностранных проверочных наборах, а закрытый ключ можно использовать для создания уникальной анонимной подписи. В случае двойной траты попытка эти две подписи будут связаны друг с другом, но раскрытие подписавшего не требуется для наших целей. 4.2 Определения 4.2.1 Параметры эллиптической кривой В качестве базового алгоритма подписи мы выбралие использовать быструю схему EdDSA, которая разработана и реализованный Д.Дж. Бернштейн и др. [18]. Как и ECDSA Bitcoin, он основан на эллиптической кривой. задача дискретного логарифма, поэтому нашу схему можно будет применить и к Bitcoin в будущем. Общие параметры: q: простое число; q = 2255 −19; d: элемент Fq; д = -121665/121666; E: уравнение эллиптической кривой; −x2 + y2 = 1 + dx2y2; G: базовая точка; Г = (х, −4/5); l: простой порядок базовой точки; л = 2252 + 27742317777372353535851937790883648493; \(H_s\): криптографическая hash функция \(\{0, 1\}^* \to \mathbb{F}_q\); \(H_p\): детерминированная hash функция \(E(\mathbb{F}_q) \to E(\mathbb{F}_q)\). 4.2.2 Терминология Повышенная конфиденциальность требует новой терминологии, которую не следует путать с сущностями Bitcoin. приватный ec-ключ — стандартный приватный ключ в виде эллиптической кривой: число \(a \in [1, l - 1]\); публичный ec-ключ — стандартный публичный ключ эллиптической кривой: точка A = aG; одноразовая пара ключей — пара приватных и публичных электронных ключей; 5 9 Черт возьми, автор этого документа наверняка мог бы сформулировать это лучше! Скажем, компания, принадлежащая сотрудникам, хочет проголосовать за то, приобретать или нет определенные новые активы, а Алекс и Бренда являются сотрудниками. Компания предоставляет каждому сотруднику сообщение типа «Я голосую за предложение А!» который имеет метаинформационную «проблему» [ПРОП А] и просит их подписать его отслеживаемой кольцевой подписью, если они поддерживают это предложение. Используя традиционную кольцевую подпись, недобросовестный сотрудник может подписать сообщение несколько раз. предположительно с разными nonce, чтобы голосовать столько раз, сколько захотят. С другой стороны С другой стороны, в схеме отслеживаемой кольцевой подписи Алекс пойдет голосовать, и ее закрытый ключ будет иметь был использован по вопросу [ПРОП А]. Если Алекс попытается подписать сообщение типа «Я, Бренда, одобряю предложение А!» чтобы «подставить» Бренду и провести двойное голосование, в этом новом сообщении также будет проблема [ПРОП А]. Поскольку закрытый ключ Алекса уже вызвал проблему [PROP A], личность Алекса будет сразу же раскрыто как мошенничество. Что, согласитесь, очень круто! Криптография обеспечивала равенство голосов. http://link.springer.com/chapter/10.1007/978-3-540-71677-8_13 Эта статья интересна тем, что по сути создает специальную кольцевую подпись, но без каких-либо согласие другого участника. Структура подписи может быть различной; я не копал глубоко, и я не видел, безопасно ли оно. https://people.csail.mit.edu/rivest/AdidaHohenbergerRivest-AdHocGroupSignaturesFromHijackedKeypai Подписи специальных групп: кольцевые подписи, которые представляют собой групповые подписи без группы. менеджеров, никакой централизации, но позволяет члену специальной группы доказуемо утверждать, что он (не) выдал анонимную подпись от имени группы. http://link.springer.com/chapter/10.1007/11908739_9 Это не совсем правильно, насколько я понимаю. И мое понимание, вероятно, изменится по мере того, как Я углубляюсь в этот проект. Но насколько я понимаю, иерархия выглядит так. Подписи группы: менеджеры группы контролируют отслеживаемость и возможность добавления или удаления участников. от подписантов. Сигналы звонка: произвольное формирование группы без менеджера группы. Никакого отзыва анонимности. Нет возможности отречься от той или иной подписи. С отслеживаемым и подключаемым кольцом подписи, анонимность в некоторой степени масштабируема. Подписи специальных групп: аналогично кольцевым подписям, но участники могут доказать, что они не создавали конкретная подпись. Это важно, когда любой член группы может поставить подпись. http://link.springer.com/chapter/10.1007/978-3-540-71677-8_13 Алгоритм Фудзисаки и Сузуки позже был доработан автором для обеспечения единовременности. Итак мы будем анализировать алгоритм Фудзисаки и Сузуки одновременно с новым алгоритмом, а не чем рассматривать это здесь.

ключ, а ключи всех пользователей его группы. Подтверждающее лицо убеждено, что настоящим подписывающим лицом является член группы, но не может однозначно идентифицировать подписавшего. Исходный протокол требовал доверенной третьей стороны (называемой менеджером группы), и он был единственный, кто мог отследить подписавшего. Следующая версия, названная кольцевой подписью, представила Ривест и др. в [34] была автономная схема без менеджера группы и анонимности. отзыв. Позднее появились различные модификации этой схемы: связываемая кольцевая подпись [26, 27, 17] позволило определить, были ли две подписи созданы одним и тем же членом группы, прослеживаемые Кольцевая подпись [24, 23] ограничивала чрезмерную анонимность, предоставляя возможность отследить подписавшего два сообщения относительно одной и той же метаинформации (или «тега» в терминах [24]). Подобная криптографическая конструкция известна также как подпись специальной группы [16, 38]. Это подчеркивает произвольное формирование группы, тогда как схемы групповой/кольцевой подписи скорее предполагают фиксированный набор членов. По большей части наше решение основано на работе «Прослеживаемая кольцевая подпись» Э. Фудзисаки. и К. Сузуки [24]. Чтобы отличить оригинальный алгоритм от нашей модификации, будем назовем последнюю одноразовой кольцевой подписью, подчеркивая возможность пользователя создать только одну действительную подпись. подпись под своим секретным ключом. Мы ослабили свойство прослеживаемости и сохранили возможность связывания. только для обеспечения одноразовости: открытый ключ может появляться во многих иностранных проверочных наборах, а закрытый ключ можно использовать для создания уникальной анонимной подписи. В случае двойной траты попытка эти две подписи будут связаны друг с другом, но раскрытие подписавшего не требуется для наших целей. 4.2 Определения 4.2.1 Параметры эллиптической кривой В качестве базового алгоритма подписи мы выбрали быструю схему EdDSA, которая разработана и реализованный Д.Дж. Бернштейн и др. [18]. Как и ECDSA Bitcoin, он основан на эллиптической кривой. задача дискретного логарифма, поэтому нашу схему можно будет применить и к Bitcoin в будущем. Общие параметры: q: простое число; q = 2255 −19; d: элемент Fq; д = -121665/121666; E: уравнение эллиптической кривой; −x2 + y2 = 1 + dx2y2; G: базовая точка; Г = (х, −4/5); l: простой порядок базовой точки; л = 2252 + 27742317777372353535851937790883648493; \(H_s\): криптографическая hash функция \(\{0, 1\}^* \to \mathbb{F}_q\); \(H_p\): детерминированная hash функция \(E(\mathbb{F}_q) \to E(\mathbb{F}_q)\). 4.2.2 Терминология Повышенная конфиденциальность требует новой терминологии, которую не следует путать с сущностями Bitcoin. приватный ec-ключ — стандартный приватный ключ в виде эллиптической кривой: число \(a \in [1, l - 1]\); публичный ec-ключ — стандартный публичный ключ эллиптической кривой: точка A = aG; одноразовая пара ключей — пара приватных и публичных электронных ключей; 5 ключ, а ключи всех пользователей его группы. Подтверждающее лицо убеждено, что настоящим подписывающим лицом является член группы, но не может однозначно идентифицировать подписавшего. Исходный протокол требовал доверенной третьей стороны (называемой менеджером группы), и он был единственный, кто мог отследить подписавшего. Следующая версия, названная кольцевой подписью, представила Ривест и др. в [34] была автономная схема без менеджера группы и анонимности. отзыв. Позднее появились различные модификации этой схемы: связываемая кольцевая подпись [26, 27, 17] позволило определить, были ли две подписи созданы одним и тем же членом группы, прослеживаемые Кольцевая подпись [24, 23] ограничивала чрезмерную анонимность, предоставляя возможность отследить подписавшего два сообщения относительно одной и той же метаинформации (или «тега» в терминах [24]). Подобная криптографическая конструкция известна также как подпись специальной группы [16, 38]. Это подчеркивает произвольное формирование группы, тогда как схемы групповой/кольцевой подписи скорее предполагают фиксированный набор членов. По большей части наше решение основано на работе «Прослеживаемая кольцевая подпись» Э. Фудзисаки. и К. Сузуки [24]. Чтобы отличить оригинальный алгоритм от нашей модификации, будем назовем последнюю одноразовой кольцевой подписью, подчеркивая возможность пользователя создать только одну действительную подпись. подпись под своим секретным ключом. Мы ослабили свойство прослеживаемости и сохранили возможность связывания. только для обеспечения одноразовости: открытый ключ может появляться во многих иностранных проверочных наборах, а закрытый ключ можно использовать для создания уникальной анонимной подписи. В случае двойной траты попытка эти две подписи будут связаны друг с другом, но раскрытие подписавшего не требуется для наших целей. 4.2 Определения 4.2.1 Параметры эллиптической кривой В качестве базового алгоритма подписи мы выбралие использовать быструю схему EdDSA, которая разработана и реализованный Д.Дж. Бернштейн и др. [18]. Как и ECDSA Bitcoin, он основан на эллиптической кривой. задача дискретного логарифма, поэтому нашу схему можно будет применить и к Bitcoin в будущем. Общие параметры: q: простое число; q = 2255 −19; d: элемент Fq; д = -121665/121666; E: уравнение эллиптической кривой; −x2 + y2 = 1 + dx2y2; G: базовая точка; Г = (х, −4/5); l: простой порядок базовой точки; л = 2252 + 27742317777372353535851937790883648493; \(H_s\): криптографическая hash функция \(\{0, 1\}^* \to \mathbb{F}_q\); \(H_p\): детерминированная hash функция \(E(\mathbb{F}_q) \to E(\mathbb{F}_q)\). 4.2.2 Терминология Повышенная конфиденциальность требует новой терминологии, которую не следует путать с сущностями Bitcoin. приватный ec-ключ — стандартный приватный ключ в виде эллиптической кривой: число \(a \in [1, l - 1]\); публичный ec-ключ — стандартный публичный ключ эллиптической кривой: точка A = aG; одноразовая пара ключей — пара приватных и публичных электронных ключей; 5 10 Возможность связывания в смысле «связываемых кольцевых подписей» означает, что мы можем определить, пришли ли две исходящие транзакции из одного и того же источника, не раскрывая, кто является источником. Авторы ослабили возможность связывания, чтобы (а) сохранить конфиденциальность, но при этом (б) обнаружить любую транзакцию с использованием закрытого ключа второй раз как недействительный. Хорошо, это вопрос порядка событий. Рассмотрим следующий сценарий. Мой майнинг компьютер будет иметь текущий blockchain, у него будет собственный блок транзакций, который он вызывает законно, он будет работать над этим блоком в головоломке proof-of-work и у него будет список ожидающих транзакций, которые будут добавлены в следующий блок. Он также будет отправлять любые новые транзакции в этот пул ожидающих транзакций. Если я не решу следующий блок, но кто-то другой делает, я получаю обновленную копию blockchain. Блок, над которым я работал, и в моем списке ожидающих транзакций могут быть некоторые транзакции, которые сейчас включены в blockchain. Разгадайте мой ожидающий блок, объедините его со списком ожидающих транзакций и назовите его мой пул ожидающих транзакций. Удалите все, что сейчас официально находится в каталоге blockchain. Что мне делать? Должен ли я сначала пройти процедуру и «убрать все двойные траты»? С другой стороны С другой стороны, следует ли мне просмотреть список и убедиться, что каждый закрытый ключ еще не был используется, и если он уже использовался в моем списке, то я получил первый экземпляр первым и, следовательно, любая дальнейшая копия является незаконной. Поэтому я просто удаляю все экземпляры после первого того же закрытого ключа. Алгебраическая геометрия никогда не была моей сильной стороной. http://en.wikipedia.org/wiki/EdDSA Такая скорость, ничего себе. ЭТО алгебраическая геометрия для победы. Не то чтобы я что-то знал об этом. Проблематично или нет, но дискретные журналы становятся очень быстрыми. И квантовые компьютеры их едят на завтрак. http://link.springer.com/article/10.1007/s13389-012-0027-1 Это становится действительно важным числом, но нет никаких объяснений или ссылок на то, как оно был выбран. Было бы неплохо просто выбрать одно известное большое простое число, но если известны факты об этом большом простом числе, которые могут повлиять на наш выбор. Различные варианты криптоноты можно было выбрать разные значения э, но в этой статье нет обсуждения того, как это Выбор повлияет на наш выбор других глобальных параметров, перечисленных на странице 5. В этой статье необходим раздел, посвященный выбору значений параметров.

приватный ключ пользователя — это пара (a, b) двух разных приватных ec-ключей; ключ отслеживания — пара (a, B) частного и публичного ec-ключа (где B = bG и a ̸= b); открытый ключ пользователя — это пара (A, B) двух открытых электронных ключей, полученных из (a, b); стандартный адрес — это представление открытого ключа пользователя, представленного в удобной для человека строке. с исправлением ошибок; усеченный адрес представляет собой представление второй половины (точка B) открытого ключа пользователя, заданного в удобную для человека строку с коррекцией ошибок. Структура транзакции остается аналогичной структуре в Bitcoin: каждый пользователь может выбрать несколько независимых входящих платежей (выходов транзакций), подпишите их соответствующими секретные ключи и отправлять их в разные места назначения. В отличие от модели Bitcoin, где пользователь обладает уникальными закрытым и открытым ключами, в предлагаемая модель: отправитель генерирует одноразовый открытый ключ на основе адреса получателя и некоторые случайные данные. В этом смысле входящая транзакция для того же получателя отправляется одноразовый открытый ключ (не напрямую к уникальному адресу), и только получатель может восстановить соответствующую частную часть для выкупа его средств (с использованием его уникального закрытого ключа). Получатель может тратить средства, используя кольцевую подпись, сохраняя анонимность своего владельца и фактических расходов. Подробности протокола описаны в следующих подразделах. 4.3 Непривязываемые платежи Классические адреса Bitcoin после публикации становятся однозначным идентификатором для входящих платежи, связывая их между собой и привязывая к псевдонимам получателя. Если кто-то хочет получить «несвязанную» транзакцию, он должен передать свой адрес отправителю по частному каналу. Если он хочет получать разные транзакции, принадлежность которых не может быть доказано одному и тому же владельцу он должен генерировать все разные адреса и никогда не публиковать их под своим псевдонимом. Общественный Частный Алиса Кэрол Адрес Боба 1 Адрес Боба 2 Ключ Боба 1 Ключ Боба 2 Боб Рис. 2. Традиционная модель ключей/транзакций Bitcoin. Мы предлагаем решение, позволяющее пользователю публиковать один адрес и получать безоговорочную несвязанные платежи. Назначением каждого вывода CryptoNote (по умолчанию) является открытый ключ. получается на основе адреса получателя и случайных данных отправителя. Основное преимущество против Bitcoin заключается в том, что каждый ключ назначения по умолчанию уникален (если только отправитель не использует одни и те же данные для каждого его транзакций одному и тому же получателю). Следовательно, не существует такой проблемы, как «повторное использование адреса» дизайн, и ни один наблюдатель не может определить, были ли какие-либо транзакции отправлены на определенный адрес или ссылку. два адреса вместе. 6 приватный ключ пользователя — это пара (a, b) двух разных приватных ec-ключей; ключ отслеживания — пара (a, B) частного и публичного ec-ключа (где B = bG и a ̸= b); открытый ключ пользователя — это пара (A, B) двух открытых электронных ключей, полученных из (a, b); стандартный адрес — это представление открытого ключа пользователя, представленного в удобной для человека строке. с исправлением ошибок; усеченный адрес представляет собой представление второй половины (точка B) открытого ключа пользователя, заданного в удобную для человека строку с коррекцией ошибок. Структура транзакции остается аналогичной структуре в Bitcoin: каждый пользователь может выбрать несколько независимых входящих платежей (выходов транзакций), подпишите их соответствующими секретные ключи и отправлять их в разные места назначения. В отличие от модели Bitcoin, где пользователь обладает уникальными закрытым и открытым ключами, в предлагаемая модель: отправитель генерирует одноразовый открытый ключ на основе адреса получателя и некоторые случайные данные. В этом смысле входящая транзакция для того же получателя отправляется одноразовый открытый ключ (не напрямую к уникальному адресу), и только получатель может восстановить соответствующую частную часть для выкупа его средств (с использованием его уникального закрытого ключа). Получатель может тратить средства, используя кольцевую подпись, сохраняя анонимность своего владельца и фактических расходов. Подробности протокола описаны в следующих подразделах. 4.3 Непривязываемые платежи Классические адреса Bitcoin после публикации становятся однозначным идентификатором для входящих платежи, связывая их между собой и привязывая к псевдонимам получателя. Если кто-то хочет получить «несвязанную» транзакцию, он должен передать свой адрес отправителю по частному каналу. Если он хочет получать разные транзакции, принадлежность которых не может быть доказано одному и тому же владельцу он должен генерировать все разные адреса и никогда не публиковать их под своим псевдонимом. Общественный Частный Алиса Кэрол Адрес Боба 1 Адрес Боба 2 Ключ Боба 1 Ключ Боба 2 Боб Рис. 2. Традиционный мод Bitcoin ключей/транзакцийэл. Мы предлагаем решение, позволяющее пользователю публиковать один адрес и получать безоговорочную несвязанные платежи. Назначением каждого вывода CryptoNote (по умолчанию) является открытый ключ. получается на основе адреса получателя и случайных данных отправителя. Основное преимущество против Bitcoin заключается в том, что каждый ключ назначения по умолчанию уникален (если только отправитель не использует одни и те же данные для каждого его транзакций одному и тому же получателю). Следовательно, не существует такой проблемы, как «повторное использование адреса» дизайн, и ни один наблюдатель не может определить, были ли какие-либо транзакции отправлены на определенный адрес или ссылку. два адреса вместе. 6 11 Это похоже на Bitcoin, но с бесконечным количеством анонимных почтовых ящиков, погашать которые может только получатель. создание закрытого ключа, который настолько же анонимен, насколько это возможно при использовании кольцевой подписи. Bitcoin работает следующим образом. Если у Алекс в кошельке есть 0,112 Bitcoin, который она только что получила от Фрэнка, у нее действительно есть подписанный сообщение «Я, [ФРАНК], отправлю 0.112 Bitcoin на [alex] + H0 + N0», где 1) Фрэнк подписал сообщение своим секретным ключом [FRANK], 2) Фрэнк подписал сообщение открытым ключом Алекса. ключ, [алекс], 3) Фрэнк включил некоторую форму истории биткойна, H0, и 4) Фрэнк включает случайный бит данных, называемый nonce, N0. Если затем Алекс захочет отправить 0,011 Bitcoin Шарлин, она примет сообщение Фрэнка и установит для него значение H1 и подпишет два сообщения: одно для ее транзакции и одно для изменения. H1= "Я, [ФРАНК], отправь 0,112 Bitcoin на [alex] + H0 + N" "Я, [ALEX], отправь 0,011 Bitcoin на [charlene] + H1 + N1" "Я, [ALEX], отправляю 0,101 Bitcoin в качестве изменения на [alex] + H1 + N2." где Алекс подписывает оба сообщения своим секретным ключом [ALEX], первое сообщение с именем Шарлин открытый ключ [charlene], второе сообщение с открытым ключом Алекса [alex], включая истории и некоторые случайно сгенерированные nonce N1 и N2 соответственно. Cryptonote работает следующим образом: Если у Алекс в кошельке есть криптовалюта 0,112, которую она только что получила от Фрэнка, значит, у нее действительно есть подписанная сообщение «Я, [кто-то из специальной группы], отправляю 0,112 Cryptonote на [одноразовый адрес] + H0 +Н0." Алекс обнаружила, что это ее деньги, сверив свой закрытый ключ [ALEX] с [одноразовый адрес] для каждого проходящего сообщения, и если она желает его потратить, она делает это в следующим образом. Она выбирает получателя денег, возможно, Шарлин начала голосовать за удары дронов, поэтому Вместо этого Алекс хочет отправить деньги Бренде. Итак, Алекс ищет открытый ключ Бренды, [brenda], и использует свой собственный секретный ключ [ALEX] для создания одноразового адреса [ALEX+brenda]. Она затем выбирает произвольную коллекцию C из сети пользователей криптонот и строит кольцевая подпись из этой специальной группы. Устанавливаем нашу историю как предыдущее сообщение, добавляем nonces, и действовать как обычно? H1 = «Я, [кто-то из специальной группы], отправляю 0,112 Cryptonote на [одноразовый адрес] + H0 +Н0." «Я, [кто-то из коллекции C], отправляю 0,011 Cryptonote на [одноразовый адрес, созданный из ALEX+brenda] + H1 + N1» «Я, [кто-то из коллекции C], отправляю 0,101 Cryptonote в качестве изменения на [одноразовый адрес-сделанный из-ALEX+alex] + H1 + N2» Теперь Алекс и Бренда сканируют все входящие сообщения на наличие одноразовых адресов, которые были созданный с использованием их ключа. Если они его найдут, то это будет их собственное, совершенно новое сообщение. криптонота! И даже в этом случае транзакция все равно достигнет blockchain. Если монеты, поступающие по этому адресу известно, что они отправляются от преступников, политических деятелей или от комитетов и счетов. со строгим бюджетом (т. е. хищением), или если новый владелец этих монет когда-либо совершит ошибку и отправляет эти монеты на общий адрес с монетами, которыми он, как известно, владеет, приспособление для анонимности в биткойнах.

приватный ключ пользователя — это пара (a, b) двух разных приватных ec-ключей; ключ отслеживания — пара (a, B) частного и публичного ec-ключа (где B = bG и a ̸= b); открытый ключ пользователя — это пара (A, B) двух открытых электронных ключей, полученных из (a, b); стандартный адрес — это представление открытого ключа пользователя, представленного в удобной для человека строке. с исправлением ошибок; усеченный адрес представляет собой представление второй половины (точка B) открытого ключа пользователя, заданного в удобную для человека строку с коррекцией ошибок. Структура транзакции остается аналогичной структуре в Bitcoin: каждый пользователь может выбрать несколько независимых входящих платежей (выходов транзакций), подпишите их соответствующими секретные ключи и отправлять их в разные места назначения. В отличие от модели Bitcoin, где пользователь обладает уникальными закрытым и открытым ключами, в предлагаемая модель: отправитель генерирует одноразовый открытый ключ на основе адреса получателя и некоторые случайные данные. В этом смысле входящая транзакция для того же получателя отправляется одноразовый открытый ключ (не напрямую к уникальному адресу), и только получатель может восстановить соответствующую частную часть для выкупа его средств (с использованием его уникального закрытого ключа). Получатель может тратить средства, используя кольцевую подпись, сохраняя анонимность своего владельца и фактических расходов. Подробности протокола описаны в следующих подразделах. 4.3 Непривязываемые платежи Классические адреса Bitcoin после публикации становятся однозначным идентификатором для входящих платежи, связывая их между собой и привязывая к псевдонимам получателя. Если кто-то хочет получить «несвязанную» транзакцию, он должен передать свой адрес отправителю по частному каналу. Если он хочет получать разные транзакции, принадлежность которых не может быть доказано одному и тому же владельцу он должен генерировать все разные адреса и никогда не публиковать их под своим псевдонимом. Общественный Частный Алиса Кэрол Адрес Боба 1 Адрес Боба 2 Ключ Боба 1 Ключ Боба 2 Боб Рис. 2. Традиционная модель ключей/транзакций Bitcoin. Мы предлагаем решение, позволяющее пользователю публиковать один адрес и получать безоговорочную несвязанные платежи. Назначением каждого вывода CryptoNote (по умолчанию) является открытый ключ. получается на основе адреса получателя и случайных данных отправителя. Основное преимущество против Bitcoin заключается в том, что каждый ключ назначения по умолчанию уникален (если только отправитель не использует одни и те же данные для каждого его транзакций одному и тому же получателю). Следовательно, не существует такой проблемы, как «повторное использование адреса» дизайн, и ни один наблюдатель не может определить, были ли какие-либо транзакции отправлены на определенный адрес или ссылку. два адреса вместе. 6 приватный ключ пользователя — это пара (a, b) двух разных приватных ec-ключей; ключ отслеживания — пара (a, B) частного и публичного ec-ключа (где B = bG и a ̸= b); открытый ключ пользователя — это пара (A, B) двух открытых электронных ключей, полученных из (a, b); стандартный адрес — это представление открытого ключа пользователя, представленного в удобной для человека строке. с исправлением ошибок; усеченный адрес представляет собой представление второй половины (точка B) открытого ключа пользователя, заданного в удобную для человека строку с коррекцией ошибок. Структура транзакции остается аналогичной структуре в Bitcoin: каждый пользователь может выбрать несколько независимых входящих платежей (выходов транзакций), подпишите их соответствующими секретные ключи и отправлять их в разные места назначения. В отличие от модели Bitcoin, где пользователь обладает уникальными закрытым и открытым ключами, в предлагаемая модель: отправитель генерирует одноразовый открытый ключ на основе адреса получателя и некоторые случайные данные. В этом смысле входящая транзакция для того же получателя отправляется одноразовый открытый ключ (не напрямую к уникальному адресу), и только получатель может восстановить соответствующую частную часть для выкупа его средств (с использованием его уникального закрытого ключа). Получатель может тратить средства, используя кольцевую подпись, сохраняя анонимность своего владельца и фактических расходов. Подробности протокола описаны в следующих подразделах. 4.3 Непривязываемые платежи Классические адреса Bitcoin после публикации становятся однозначным идентификатором для входящих платежи, связывая их между собой и привязывая к псевдонимам получателя. Если кто-то хочет получить «несвязанную» транзакцию, он должен передать свой адрес отправителю по частному каналу. Если он хочет получать разные транзакции, принадлежность которых не может быть доказано одному и тому же владельцу он должен генерировать все разные адреса и никогда не публиковать их под своим псевдонимом. Общественный Частный Алиса Кэрол Адрес Боба 1 Адрес Боба 2 Ключ Боба 1 Ключ Боба 2 Боб Рис. 2. Традиционный мод Bitcoin ключей/транзакцийэл. Мы предлагаем решение, позволяющее пользователю публиковать один адрес и получать безоговорочную несвязанные платежи. Назначением каждого вывода CryptoNote (по умолчанию) является открытый ключ. получается на основе адреса получателя и случайных данных отправителя. Основное преимущество против Bitcoin заключается в том, что каждый ключ назначения по умолчанию уникален (если только отправитель не использует одни и те же данные для каждого его транзакций одному и тому же получателю). Следовательно, не существует такой проблемы, как «повторное использование адреса» дизайн, и ни один наблюдатель не может определить, были ли какие-либо транзакции отправлены на определенный адрес или ссылку. два адреса вместе. 6 12 Следовательно, вместо того, чтобы пользователи отправляли монеты с адреса (который на самом деле является открытым ключом) на адрес (еще один открытый ключ) используя свои приватные ключи, пользователи отправляют монеты из одноразового почтового ящика (который генерируется с использованием открытого ключа вашего друга) на одноразовый почтовый ящик (аналогично) с использованием вашего собственные секретные ключи. В каком-то смысле мы говорим: «Хорошо, уберите руки от денег, пока они находятся в обороте». перенесено! Достаточно просто знать, что наши ключи могут открыть этот ящик и что мы знаем, сколько денег в коробке. Никогда не оставляйте отпечатки пальцев на почтовом ящике или на самом деле используйте его, просто продайте саму коробку, наполненную деньгами. Таким образом, мы не знаем, кто отправил что, но содержание этих публичных обращений по-прежнему остается гладким, взаимозаменяемым, делимым и по-прежнему обладают всеми другими приятными качествами денег, которые мы желаем, например, биткойнами». Бесконечный набор почтовых ящиков. Вы публикуете адрес, у меня есть закрытый ключ. Я использую свой закрытый ключ и ваш адрес, и некоторые случайные данные для генерации открытого ключа. Алгоритм разработан таким образом, что, поскольку ваш адрес использовался для генерации открытого ключа, только ВАШ закрытый ключ работает для разблокировки сообщение. Наблюдатель, Ева, видит, что вы публикуете свой адрес, и видит открытый ключ, который я объявляю. Однако, она не знает, объявил ли я свой открытый ключ на основе вашего адреса, ее адреса или адреса Бренды. или Шарлин, или кто бы то ни было. Она сверяет свой закрытый ключ с открытым ключом, который я объявил. и видит, что это не работает; это не ее деньги. Она не знает чужого закрытого ключа, и только получатель сообщения имеет закрытый ключ, который может разблокировать сообщение. Так что никто Прослушивание может определить, кто получил деньги, а тем более взять деньги.

Общественный Частный Алиса Кэрол Одноразовый ключ Одноразовый ключ Одноразовый ключ Боб Ключ Боба Адрес Боба Рис. 3. Модель ключей/транзакций CryptoNote. Сначала отправитель выполняет обмен Диффи-Хеллмана, чтобы получить общий секрет из своих данных и половина адреса получателя. Затем он вычисляет одноразовый ключ назначения, используя общий секрет и вторая половина адреса. От получателя требуются два разных электронных ключа. для этих двух шагов, поэтому стандартный адрес CryptoNote почти в два раза больше, чем адрес Bitcoin кошелька. адрес. Получатель также выполняет обмен Диффи-Хеллмана для восстановления соответствующего сообщения. секретный ключ. Стандартная последовательность транзакций выглядит следующим образом: 1. Алиса хочет отправить платеж Бобу, который опубликовал свой стандартный адрес. Она распаковывает адрес и получает открытый ключ Боба (A, B). 2. Алиса генерирует случайное число \(r \in [1, l - 1]\) и вычисляет одноразовый открытый ключ \(P = H_s(rA)G +\). Б. 3. Алиса использует P в качестве ключа назначения для вывода, а также упаковывает значение R = rG (как часть обмена Диффи-Хеллмана) где-то в транзакции. Обратите внимание, что она может создавать другие выходные данные с уникальными открытыми ключами: разные ключи получателей (Ai, Bi) подразумевают разные Pi даже с тем же р. Транзакция Открытый ключ передачи Выход передачи Сумма Ключ назначения Р = гГ P = Hs(rA)G + B Получателя открытый ключ Случайные данные отправителя р (А, Б) Рис. 4. Стандартная структура транзакции. 4. Алиса отправляет транзакцию. 5. Боб проверяет каждую проходящую транзакцию своим секретным ключом (a, b) и вычисляет P ′ = Hs(aR)G + Б. Если среди них была транзакция Алисы с Бобом в качестве получателя, тогда aR = arG = rA и P ′ = P. 7 Общественный Частный Алиса Кэрол Одноразовый ключ Одноразовый ключ Одноразовый ключ Боб Ключ Боба Адрес Боба Рис. 3. Модель ключей/транзакций CryptoNote. Сначала отправитель выполняет обмен Диффи-Хеллмана, чтобы получить общий секрет из своих данных и половина адреса получателя. Затем он вычисляет одноразовый ключ назначения, используя общий секрет и вторая половина адреса. От получателя требуются два разных электронных ключа. для этих двух шагов, поэтому стандартный адрес CryptoNote почти в два раза больше, чем адрес Bitcoin кошелька. адрес. Получатель также выполняет обмен Диффи-Хеллмана для восстановления соответствующего сообщения. секретный ключ. Стандартная последовательность транзакций выглядит следующим образом: 1. Алиса хочет отправить платеж Бобу, который опубликовал свой стандартный адрес. Она распаковывает адрес и получает открытый ключ Боба (A, B). 2. Алиса генерирует случайное число \(r \in [1, l - 1]\) и вычисляет одноразовый открытый ключ \(P = H_s(rA)G +\). Б. 3. Алиса использует P в качестве ключа назначения для вывода, а также упаковывает значение R = rG (как часть обмена Диффи-Хеллмана) где-то в транзакции. Обратите внимание, что она может создавать другие выходные данные с уникальными открытыми ключами: разные ключи получателей (Ai, Bi) подразумевают разные Pi даже с тем же р. Транзакция Открытый ключ передачи Выход передачи Сумма Ключ назначения Р = гГ P = Hs(rA)G + B Получателя открытый ключ Случайные данные отправителя р (А, Б) Рис. 4. Стандартная структура транзакции. 4. Алиса отправляет транзакцию. 5. Боб проверяет каждую проходящую транзакцию своим секретным ключом (a, b) и вычисляет P ′ = Hs(aR)G + Б. Если среди них была транзакция Алисы с Бобом в качестве получателя, тогда aR = arG = rA и P ′ = P. 7 13 Интересно, какой головной болью будет реализовать выбор криптографии? схема. Эллиптический или другой. Поэтому, если какая-то схема в будущем сломается, валюта поменяется. без беспокойства. Наверное, это большая заноза в заднице. Хорошо, это именно то, что я только что объяснил в своем предыдущем комментарии. Тип Диффе-Хеллмана обмены аккуратные. Скажем, у Алекса и Бренды есть секретный номер A и B, а также номер они не заботятся о сохранении тайны, а и б. Они хотят создать общий секрет без Ева обнаруживает это. Дайфф и Хеллман придумали, как Алекс и Бренда могли поделиться общедоступные номера a и b, но не частные номера A и B, и сгенерировать общий секрет, К. Используя этот общий секрет, К., без какой-либо подслушивающей Евы, смог создать тот же самый К, Алекс и Бренда теперь могут использовать К в качестве секретного ключа шифрования и передавать секретные сообщения обратно. и вперед. Вот как это МОЖЕТ работать, хотя оно должно работать и с числами, гораздо большими, чем 100. Мы будем использовать 100, потому что работа с целыми числами по модулю 100 эквивалентна «выбрасыванию всех но последние две цифры числа». Алекс и Бренда выбирают A, a, B и b. Они держат А и Б в секрете. Алекс сообщает Бренде свое значение по модулю 100 (только две последние цифры), а Бренда сообщает Алексу. ее значение b по модулю 100. Теперь Ева знает (a,b) по модулю 100. Но Алекс знает (a,b,A), поэтому она может вычислить x=abA по модулю 100.Алекс отсекает все, кроме последней цифры, потому что мы работаем снова под целыми числами по модулю 100. Точно так же Бренда знает (a,b,B), поэтому она может вычислить y=abB по модулю 100. Теперь Алекс может публиковать x, а Бренда может публиковать y. Но теперь Алекс может вычислить yA = abBA по модулю 100, а Бренда может вычислить xB. = абВА по модулю 100. Они оба знают одно и то же число! Но все, что слышала Ева, это (а,б,абА,абВ). У нее нет простого способа вычислить abA*B. Это самый простой и наименее безопасный способ рассмотрения обмена Диффи-Хеллмана. Существуют более безопасные версии. Но большинство версий работают, поскольку целочисленная факторизация и дискретная логарифмы сложны, и обе эти проблемы легко решаются квантовыми компьютерами. Я проверю, существуют ли какие-либо версии, устойчивые к квантовому воздействию. http://en.wikipedia.org/wiki/Diffie%E2%80%93Hellman_key_exchange В приведенной здесь «стандартной последовательности txn» отсутствует целый ряд шагов, например ПОДПИСЕЙ. Здесь они воспринимаются как нечто само собой разумеющееся. Что очень плохо, потому что порядок, в котором мы подписываемые материалы, информация, содержащаяся в подписанном сообщении, и так далее... все это чрезвычайно важно для протокола. Если сделать один или два шага неправильно, даже немного не по порядку, при реализации « стандартная последовательность транзакций» может поставить под вопрос безопасность всей системы. Более того, доказательства, представленные далее в статье, могут оказаться недостаточно строгими, если Структура, в которой они работают, определена так же свободно, как и в этом разделе.

Общественный Частный Алиса Кэрол Одноразовый ключ Одноразовый ключ Одноразовый ключ Боб Ключ Боба Адрес Боба Рис. 3. Модель ключей/транзакций CryptoNote. Сначала отправитель выполняет обмен Диффи-Хеллмана, чтобы получить общий секрет из своих данных и половина адреса получателя. Затем он вычисляет одноразовый ключ назначения, используя общий секрет и вторая половина адреса. От получателя требуются два разных электронных ключа. для этих двух шагов, поэтому стандартный адрес CryptoNote почти в два раза больше, чем адрес кошелька Bitcoin. адрес. Получатель также выполняет обмен Диффи-Хеллмана для восстановления соответствующего сообщения. секретный ключ. Стандартная последовательность транзакций выглядит следующим образом: 1. Алиса хочет отправить платеж Бобу, который опубликовал свой стандартный адрес. Она распаковывает адрес и получает открытый ключ Боба (A, B). 2. Алиса генерирует случайное число \(r \in [1, l - 1]\) и вычисляет одноразовый открытый ключ \(P = H_s(rA)G +\). Б. 3. Алиса использует P в качестве ключа назначения для вывода, а также упаковывает значение R = rG (как часть обмена Диффи-Хеллмана) где-то в транзакции. Обратите внимание, что она может создавать другие выходные данные с уникальными открытыми ключами: разные ключи получателей (Ai, Bi) подразумевают разные Pi даже с тем же р. Транзакция Открытый ключ передачи Выход передачи Сумма Ключ назначения Р = гГ P = Hs(rA)G + B Получателя открытый ключ Случайные данные отправителя р (А, Б) Рис. 4. Стандартная структура транзакции. 4. Алиса отправляет транзакцию. 5. Боб проверяет каждую проходящую транзакцию своим секретным ключом (a, b) и вычисляет P ′ = Hs(aR)G + Б. Если среди них была транзакция Алисы с Бобом в качестве получателя, тогда aR = arG = rA и P ′ = P. 7 Общественный Частный Алиса Кэрол Одноразовый ключ Одноразовый ключ Одноразовый ключ Боб Ключ Боба Адрес Боба Рис. 3. Модель ключей/транзакций CryptoNote. Сначала отправитель выполняет обмен Диффи-Хеллмана, чтобы получить общий секрет из своих данных и половина адреса получателя. Затем он вычисляет одноразовый ключ назначения, используя общий секрет и вторая половина адреса. От получателя требуются два разных электронных ключа. для этих двух шагов, поэтому стандартный адрес CryptoNote почти в два раза больше, чем адрес кошелька Bitcoin. адрес. Получатель также выполняет обмен Диффи-Хеллмана для восстановления соответствующего сообщения. секретный ключ. Стандартная последовательность транзакций выглядит следующим образом: 1. Алиса хочет отправить платеж Бобу, который опубликовал свой стандартный адрес. Она распаковывает адрес и получает открытый ключ Боба (A, B). 2. Алиса генерирует случайное число \(r \in [1, l - 1]\) и вычисляет одноразовый открытый ключ \(P = H_s(rA)G +\). Б. 3. Алиса использует P в качестве ключа назначения для вывода, а также упаковывает значение R = rG (как часть обмена Диффи-Хеллмана) где-то в транзакции. Обратите внимание, что она может создавать другие выходные данные с уникальными открытыми ключами: разные ключи получателей (Ai, Bi) подразумевают разные Pi даже с тем же р. Транзакция Открытый ключ передачи Выход передачи Сумма Ключ назначения Р = гГ P = Hs(rA)G + B Получателя открытый ключ Случайные данные отправителя р (А, Б) Рис. 4. Стандартная структура транзакции. 4. Алиса отправляет транзакцию. 5. Боб проверяет каждую проходящую транзакцию своим секретным ключом (a, b) и вычисляет P ′ = Hs(aR)G + Б. Если среди них была транзакция Алисы с Бобом в качестве получателя, тогда aR = arG = rA и P ′ = P. 7 14 Обратите внимание, что автор(ы?) ужасно стараются придерживаться четкой терминологии. текст, но особенно в следующем фрагменте. Следующим воплощением этой статьи обязательно будет гораздо более строгий. В тексте они называют P своим одноразовым открытым ключом. На диаграмме они обозначают R как их «открытый ключ Tx» и P в качестве «ключа назначения». Если бы я собирался переписать это, я бы Прежде чем обсуждать эти разделы, очень подробно изложите некоторую терминологию. Этот эл огромен. См. стр. 5. Кто выбирает Эл? Диаграмма показывает, что открытый ключ транзакции R = rG, который является случайным и выбранным. отправителем, не является частью вывода Tx. Это потому, что оно может быть одинаковым для нескольких транзакции нескольким людям и не используются ПОЗЖЕ для расходов. Генерируется новый R каждый раз, когда вы хотите транслировать новую транзакцию CryptoNote. Кроме того, R используется только чтобы проверить, являетесь ли вы получателем транзакции. Это не мусорные данные, но это мусор для всех без закрытых ключей, связанных с (A,B). С другой стороны, ключ назначения P = Hs(rA)G + B является частью вывода Tx. Все просматривая данные каждой проходящей транзакции, необходимо сверять свои собственные сгенерированные P* с этот P, чтобы узнать, владеют ли они этой проходящей транзакцией. Любой, у кого есть неизрасходованный вывод транзакции (UTXO) будет лежать куча этих P с суммами. Чтобы потратитьд, они подпишите какое-нибудь новое сообщение, включая P. Алиса должна подписать эту транзакцию с помощью одноразового закрытого ключа(ов), связанного с неизрасходованными выходными транзакцией (ключами назначения). Каждый ключ назначения, принадлежащий Алисе, оснащен с одноразовым закрытым ключом, также принадлежащим (предположительно) Алисе. Каждый раз, когда Алисе хочется отправьте содержимое ключа назначения мне, или Бобу, или Бренде, или Чарли, или Шарлин, она использует свой закрытый ключ для подписи транзакции. После получения транзакции я получу новый Открытый ключ Tx, новый открытый ключ назначения, и я смогу восстановить новый одноразовый закрытый ключ x. Объединение моего одноразового закрытого ключа x с общедоступным местом назначения новой транзакции. ключ(и) — это то, как мы отправляем новую транзакцию

1. Боб может восстановить соответствующий одноразовый закрытый ключ: x = Hs(aR) + b, так что P = xG. Он может потратить этот выход в любое время, подписав транзакцию с помощью x. Транзакция Открытый ключ передачи Выход передачи Сумма Ключ назначения P ′ = Hs(aR)G + bG одноразовый открытый ключ х = Hs(aR) + b одноразовый закрытый ключ Получателя закрытый ключ (а, б) Р П ' ?= П Рис. 5. Проверка входящей транзакции. В результате Боб получает входящие платежи, связанные с одноразовыми открытыми ключами, которые непередаваемо для зрителя. Некоторые дополнительные примечания: • Когда Боб «узнаёт» свои транзакции (см. шаг 5), он практически использует только половину своих средств. личная информация: (a, B). Эту пару, также известную как ключ отслеживания, можно передать третьему лицу (Кэрол). Боб может делегировать ей обработку новых транзакций. Боб ей не нужно явно доверять Кэрол, потому что она не может восстановить одноразовый секретный ключ p без полного закрытого ключа Боба (a, b). Этот подход полезен, когда Бобу не хватает пропускной способности. или вычислительная мощность (смартфоны, аппаратные кошельки и т. д.). • В случае, если Алиса хочет доказать, что она отправила транзакцию на адрес Боба, она может либо раскрыть r или использовать любой протокол с нулевым разглашением, чтобы доказать, что она знает r (например, подписав транзакция с r). • Если Боб хочет иметь адрес, совместимый с аудитом, по которому будут связанный, он может либо опубликовать свой ключ отслеживания, либо использовать усеченный адрес. Этот адрес представляют только один открытый ec-ключ B, а оставшаяся часть, требуемая протоколом, получены из него следующим образом: a = Hs(B) и A = Hs(B)G. В обоих случаях каждый человек способен «распознать» все входящие транзакции Боба, но, конечно, никто не может потратить средства, заключенные в них без секретного ключа b. 4.4 Одноразовые кольцевые подписи Протокол, основанный на одноразовых кольцевых подписях, позволяет пользователям добиться безусловной несвязности. К сожалению, обычные типы криптографических подписей позволяют отслеживать транзакции до их соответствующие отправители и получатели. Наше решение этого недостатка заключается в использовании другой сигнатуры. типа, чем те, которые в настоящее время используются в электронных денежных системах. Сначала мы дадим общее описание нашего алгоритма без явного упоминания о нем. электронные деньги. Одноразовая кольцевая подпись содержит четыре алгоритма: (GEN, SIG, VER, LNK): GEN: принимает общедоступные параметры и выводит ec-пару (P, x) и открытый ключ I. SIG: принимает сообщение m, набор \(S'\) открытых ключей {Pi}i̸=s, пару (Ps, xs) и выводит подпись \(\sigma\). и множество \(S = \)S'\( \cup \{P_s\}\). 8

2. Боб может восстановить соответствующий одноразовый закрытый ключ: x = Hs(aR) + b, так что P = xG. Он может потратить этот выход в любое время, подписав транзакцию с помощью x. Транзакция Открытый ключ передачи Выход передачи Сумма Ключ назначения P ′ = Hs(aR)G + bG одноразовый открытый ключ х = Hs(aR) + b одноразовый закрытый ключ Получателя закрытый ключ (а, б) Р П ' ?= П Рис. 5. Проверка входящей транзакции. В результате Боб получает входящие платежи, связанные с одноразовыми открытыми ключами, которые непередаваемо для зрителя. Некоторые дополнительные примечания: • Когда Боб «узнаёт» свои транзакции (см. шаг 5), он практически использует только половину своих средств. личная информация: (a, B). Эту пару, также известную как ключ отслеживания, можно передать третьему лицу (Кэрол). Боб может делегировать ей обработку новых транзакций. Боб ей не нужно явно доверять Кэрол, потому что она не может восстановить одноразовый секретный ключ p без полного закрытого ключа Боба (a, b). Этот подход полезен, когда Бобу не хватает пропускной способности. или вычислительная мощность (смартфоны, аппаратные кошельки и т. д.). • В случае, если Алиса хочет доказать, что она отправила транзакцию на адрес Боба, она может либо раскрыть r или использовать любой протокол с нулевым разглашением, чтобы доказать, что она знает r (например, подписав транзакция с r). • Если Боб хочет иметь адрес, совместимый с аудитом, по которому будут связанный, он может либо опубликовать свой ключ отслеживания, либо использовать усеченный адрес. Этот адрес представляют только один открытый ec-ключ B, а оставшаяся часть, требуемая протоколом, получены из него следующим образом: a = Hs(B) и A = Hs(B)G. В обоих случаях каждый человек способен «распознать» все входящие транзакции Боба, но, конечно, никто не может потратить средства, заключенные в них без секретного ключа b. 4.4 Одноразовые кольцевые подписи Протокол, основанный на одноразовых кольцевых подписях, позволяет пользователям добиться безусловной несвязности. К сожалению, обычные типы криптографических подписей позволяют отслеживать транзакции до их соответствующие отправители и получатели. Наше решение этого недостатка заключается в использовании другой сигнатуры. типа, чем те, которые в настоящее время используются в электронных денежных системах. Сначала мы предоставим генераторполное описание нашего алгоритма без явной ссылки на электронные деньги. Одноразовая кольцевая подпись содержит четыре алгоритма: (GEN, SIG, VER, LNK): GEN: принимает общедоступные параметры и выводит ec-пару (P, x) и открытый ключ I. SIG: принимает сообщение m, набор \(S'\) открытых ключей {Pi}i̸=s, пару (Ps, xs) и выводит подпись \(\sigma\). и множество \(S = \)S'\( \cup \{P_s\}\). 8 15 Как здесь выглядит неизрасходованный вывод транзакции? На диаграмме видно, что выходные данные транзакции состоят только из двух точек данных: суммы и ключа назначения. Но это не достаточно, потому что, когда я попытаюсь потратить этот «выход», мне все равно нужно будет знать R=rG. Помните, r выбирается отправителем, а R а) используется для распознавания входящих криптонот как ваших собственный и б) используемый для генерации одноразового закрытого ключа, используемого для «заявки» на вашу криптоноту. Та часть, которую я не понимаю? Если принять теоретическое «хорошо, у нас есть эти подписи и транзакции, и мы передаем их туда и обратно» в мир программирования "хорошо, какая информация конкретно составляет личность UTXO?" Лучший способ ответить на этот вопрос — покопаться в теле полностью некомментированного кода. Так держать, команда bytecoin. Напомним: возможность связывания означает «отправил один и тот же человек?» а несвязность означает «сделал то же самое» человек получит?». Таким образом, система может быть подключаемой или несвязываемой, несвязываемой или несвязываемой. Раздражает, я знаю. Поэтому, когда Ник ван Саберхаген говорит здесь: «...входящие платежи [связаны] с единовременными открытые ключи, которые невозможно связать со зрителем», давайте посмотрим, что он имеет в виду. Во-первых, рассмотрим ситуацию, в которой Алиса отправляет Бобу две отдельные транзакции из одной и той же транзакции. обращение по тому же адресу. Во вселенной Bitcoin Алиса уже совершила ошибку. отправки с того же адреса, и поэтому транзакция не удалась, наше желание ограничить возможность связывания. Более того, поскольку она отправила деньги на тот же адрес, наше желание ей не удалось. для несвязности. Эта биткойн-транзакция была одновременно (полностью) привязываемой и неотключаемой. С другой стороны, предположим, что во вселенной криптонот Алиса отправляет Бобу некоторую криптоноту: используя публичный адрес Боба. В качестве своего запутанного набора открытых ключей она выбирает все известные общедоступные ключи. ключи в районе метро Вашингтона. Алекс генерирует одноразовый открытый ключ, используя свой собственный информация и общедоступная информация Боба. Она отсылает деньги, и любой наблюдатель это заметит. только смогу узнать: «Кто-то из района метро Вашингтона отправил 2,3 криптоноты на одноразовый публичный адрес XYZ123». Здесь у нас есть вероятностный контроль над возможностью связывания, поэтому мы назовем это «почти не связанным». Мы также видим только те одноразовые открытые ключи, на которые отправляются деньги. Даже если бы мы заподозрили получателя был Боб, у нас нет его закрытых ключей, поэтому мы не можем проверить, прошла ли транзакция принадлежит Бобу, не говоря уже о том, чтобы сгенерировать его одноразовый закрытый ключ для выкупа его криптоноты. Итак, это на самом деле совершенно «несовместимо». Итак, это самый изящный трюк из всех. Кто хочет по-настоящему доверять другому MtGox? Мы можем быть удобно хранить некоторое количество BTC на Coinbase, но максимальная безопасность биткойнов — это физический кошелек. Что неудобно. В этом случае вы можете без доверия отдать половину своего закрытого ключа, не ставя под угрозу свои собственная способность тратить деньги. При этом все, что вы делаете, — это рассказываете кому-то, как преодолеть несвязность. Другой свойства CN, действующие как валюта, сохраняются, например, защита от двойных расходов и еще много чего.

3. Боб может восстановить соответствующий одноразовый закрытый ключ: x = Hs(aR) + b, так что P = xG. Он может потратить этот выход в любое время, подписав транзакцию с помощью x. Транзакция Открытый ключ передачи Выход передачи Сумма Ключ назначения P ′ = Hs(aR)G + bG одноразовый открытый ключ х = Hs(aR) + b одноразовый закрытый ключ Получателя закрытый ключ (а, б) Р П ' ?= П Рис. 5. Проверка входящей транзакции. В результате Боб получает входящие платежи, связанные с одноразовыми открытыми ключами, которые непередаваемо для зрителя. Некоторые дополнительные примечания: • Когда Боб «узнаёт» свои транзакции (см. шаг 5), он практически использует только половину своих средств. личная информация: (a, B). Эту пару, также известную как ключ отслеживания, можно передать третьему лицу (Кэрол). Боб может делегировать ей обработку новых транзакций. Боб ей не нужно явно доверять Кэрол, потому что она не может восстановить одноразовый секретный ключ p без полного закрытого ключа Боба (a, b). Этот подход полезен, когда Бобу не хватает пропускной способности. или вычислительная мощность (смартфоны, аппаратные кошельки и т. д.). • В случае, если Алиса хочет доказать, что она отправила транзакцию на адрес Боба, она может либо раскрыть r или использовать любой протокол с нулевым разглашением, чтобы доказать, что она знает r (например, подписав транзакция с r). • Если Боб хочет иметь адрес, совместимый с аудитом, по которому будут связанный, он может либо опубликовать свой ключ отслеживания, либо использовать усеченный адрес. Этот адрес представляют только один открытый ec-ключ B, а оставшаяся часть, требуемая протоколом, получены из него следующим образом: a = Hs(B) и A = Hs(B)G. В обоих случаях каждый человек способен «распознать» все входящие транзакции Боба, но, конечно, никто не может потратить средства, заключенные в них без секретного ключа b. 4.4 Одноразовые кольцевые подписи Протокол, основанный на одноразовых кольцевых подписях, позволяет пользователям добиться безусловной несвязности. К сожалению, обычные типы криптографических подписей позволяют отслеживать транзакции до их соответствующие отправители и получатели. Наше решение этого недостатка заключается в использовании другой сигнатуры. типа, чем те, которые в настоящее время используются в электронных денежных системах. Сначала мы дадим общее описание нашего алгоритма без явного упоминания о нем. электронные деньги. Одноразовая кольцевая подпись содержит четыре алгоритма: (GEN, SIG, VER, LNK): GEN: принимает общедоступные параметры и выводит ec-пару (P, x) и открытый ключ I. SIG: принимает сообщение m, набор \(S'\) открытых ключей {Pi}i̸=s, пару (Ps, xs) и выводит подпись \(\sigma\). и множество \(S = \)S'\( \cup \{P_s\}\). 8

4. Боб может восстановить соответствующий одноразовый закрытый ключ: x = Hs(aR) + b, так что P = xG. Он может потратить этот выход в любое время, подписав транзакцию с помощью x. Транзакция Открытый ключ передачи Выход передачи Сумма Ключ назначения P ′ = Hs(aR)G + bG одноразовый открытый ключ х = Hs(aR) + b одноразовый закрытый ключ Получателя закрытый ключ (а, б) Р П ' ?= П Рис. 5. Проверка входящей транзакции. В результате Боб получает входящие платежи, связанные с одноразовыми открытыми ключами, которые непередаваемо для зрителя. Некоторые дополнительные примечания: • Когда Боб «узнаёт» свои транзакции (см. шаг 5), он практически использует только половину своих средств. личная информация: (a, B). Эту пару, также известную как ключ отслеживания, можно передать третьему лицу (Кэрол). Боб может делегировать ей обработку новых транзакций. Боб ей не нужно явно доверять Кэрол, потому что она не может восстановить одноразовый секретный ключ p без полного закрытого ключа Боба (a, b). Этот подход полезен, когда Бобу не хватает пропускной способности. или вычислительная мощность (смартфоны, аппаратные кошельки и т. д.). • В случае, если Алиса хочет доказать, что она отправила транзакцию на адрес Боба, она может либо раскрыть r или использовать любой протокол с нулевым разглашением, чтобы доказать, что она знает r (например, подписав транзакция с r). • Если Боб хочет иметь адрес, совместимый с аудитом, по которому будут связанный, он может либо опубликовать свой ключ отслеживания, либо использовать усеченный адрес. Этот адрес представляют только один открытый ec-ключ B, а оставшаяся часть, требуемая протоколом, получены из него следующим образом: a = Hs(B) и A = Hs(B)G. В обоих случаях каждый человек способен «распознать» все входящие транзакции Боба, но, конечно, никто не может потратить средства, заключенные в них без секретного ключа b. 4.4 Одноразовые кольцевые подписи Протокол, основанный на одноразовых кольцевых подписях, позволяет пользователям добиться безусловной несвязности. К сожалению, обычные типы криптографических подписей позволяют отслеживать транзакции до их соответствующие отправители и получатели. Наше решение этого недостатка заключается в использовании другой сигнатуры. типа, чем те, которые в настоящее время используются в электронных денежных системах. Сначала мы предоставим генераторполное описание нашего алгоритма без явной ссылки на электронные деньги. Одноразовая кольцевая подпись содержит четыре алгоритма: (GEN, SIG, VER, LNK): GEN: принимает общедоступные параметры и выводит ec-пару (P, x) и открытый ключ I. SIG: принимает сообщение m, набор \(S'\) открытых ключей {Pi}i̸=s, пару (Ps, xs) и выводит подпись \(\sigma\). и множество \(S = \)S'\( \cup \{P_s\}\). 8 16 Да, теперь у нас есть а) платежный адрес и б) идентификатор платежа. Критик мог бы спросить: «А действительно ли нам нужно это делать? В конце концов, если торговец получает 112.00678952 Точно CN, и это был мой заказ, и у меня есть скриншот, или чек, или что-то еще, не так ли? безумной степени точности достаточно?" Ответ: «Может быть, большую часть времени, в повседневной жизни, личные сделки». Однако более распространенная ситуация (особенно в цифровом мире) такова: продавец продает набор объектов, каждый из которых имеет фиксированную цену. Скажем, объект A имеет плотность 0,001 CN, объект B — 0,01 CN и объект C равен 0,1 CN. Теперь, если продавец получит заказ на 1,618 CN, его будет много-много (много!) способов оформить заказ для клиента. И поэтому без какого-либо идентификатора платежа, отождествление так называемого «уникального» заказа клиента с так называемой «уникальной» стоимостью его порядок становится невозможным. Еще смешнее: если в моем интернет-магазине все стоит ровно 1,0 CN, а у меня 1000 клиентов в день? И вы хотите доказать, что купили ровно 3 объекта две недели назад? Без идентификатора платежа? Удачи, приятель. Короче говоря: когда Боб публикует платежный адрес, он может в конечном итоге также опубликовать также идентификатор платежа (см., например, депозиты Poloniex XMR). Это отличается от того, что описано в тексте здесь, где Алиса генерирует идентификатор платежа. У Боба также должен быть какой-то способ сгенерировать идентификатор платежа. (а, Б) Напомним, что ключ отслеживания (a,B) может быть опубликован; потеря тайны значения «а» будет не нарушать вашу способность тратить и не позволять людям воровать у вас (я думаю... это было бы чтобы быть доказанным), это просто позволит людям видеть все входящие транзакции. Усеченный адрес, как описано в этом параграфе, просто берет «частную» часть ключа. и генерирует его из «публичной» части. Раскрытие значения «a» устранит невозможность связывания. но сохранит остальные транзакции. Автор имеет в виду «не несвязываемый», потому что «несвязываемый» относится к получателю, а «связываемый» относится к отправителю. Также очевидно, что автор не осознавал, что существует два разных аспекта возможности связывания. Поскольку все-таки транзакция — это направленный объект на графе, то возникнет два вопроса: «Эти две транзакции отправляются одному и тому же человеку?» и «придут ли эти две транзакции от одного и того же человека?" Это политика «без возврата», согласно которой свойство отсутствия связи CryptoNote условный. То есть Боб может выбрать, чтобы его входящие транзакции были неотключаемыми. используя эту политику. Это утверждение они доказывают в рамках модели случайного оракула. Мы доберемся до этого; Случайный У Oracle есть плюсы и минусы.

VER: принимает сообщение m, набор S, подпись \(\sigma\) и выводит «истина» или «ложь». LNK: принимает набор I = {Ii}, подпись \(\sigma\) и выводит «связанный» или «независимый». Идея протокола довольно проста: пользователь создает подпись, которую можно проверяется набором открытых ключей, а не уникальным открытым ключом. Личность подписывающего лица неотличимы от других пользователей, чьи открытые ключи находятся в наборе, пока владелец не предоставит вторая подпись с использованием той же пары ключей. Закрытые ключи х0 \(\cdots\) xi \(\cdots\) хн Открытые ключи Р0 \(\cdots\) Пи \(\cdots\) пн Кольцо Подпись знак проверить Рис. 6. Анонимность кольцевой подписи. ОБЩ: подписывающая сторона выбирает случайный секретный ключ \(x \in [1, l - 1]\) и вычисляет соответствующий открытый ключ P = xG. Дополнительно он вычисляет еще один открытый ключ I = xHp(P), который мы и будем использовать. назвать «ключевым изображением». SIG: подписывающая сторона генерирует одноразовую кольцевую подпись с неинтерактивной подписью с нулевым разглашением. доказательство с использованием методов из [21]. Он выбирает случайное подмножество \(S'\) из n из числа других пользователей. открытые ключи Pi, его собственная пара ключей (x, P) и образ ключа I. Пусть \(0 \leq s \leq n\) — секретный индекс подписывающего лица. в S (так что его открытый ключ — Ps). Он выбирает случайное {ци | я = 0. . . n} и {wi | я = 0. . . n, i ̸= s} из (1 . . . l) и применяет следующие преобразования: Ли = ( циГ, если я = с киГ + вайПи, если я ̸= s Ри = ( qiHp(Пи), если я = с qiHp(Pi) + wiI, если я ̸= s Следующий шаг — получение неинтерактивного задания: c = Hs(m, L1,...,Ln, R1,...,Rn) Наконец подписывающая сторона вычисляет ответ: ци =    ви, если я ̸= s с — НП я = 0 ци мод л, если я = с ри = ( ци, если я ̸= s qs -csx мод л, если я = с Результирующая сигнатура имеет вид \(\sigma = (I, c_1, \ldots, c_n, r_1, \ldots, r_n)\). 9 VER: принимает сообщение m, набор S, подпись \(\sigma\) и выводит «истина» или «ложь». LNK: принимает набор I = {Ii}, подпись \(\sigma\) и выводит «связанный» или «независимый». Идея протокола довольно проста: пользователь создает подпись, которую можно проверяется набором открытых ключей, а не уникальным открытым ключом. Личность подписывающего лица неотличимы от других пользователей, чьи открытые ключи находятся в наборе, пока владелец не предоставит вторая подпись с использованием той же пары ключей. Закрытые ключи х0 \(\cdots\) xi \(\cdots\) хн Открытые ключи Р0 \(\cdots\) Пи \(\cdots\) пн Кольцо Подпись знак проверить Рис. 6. Анонимность кольцевой подписи. ОБЩ: подписывающая сторона выбирает случайный секретный ключ \(x \in [1, l - 1]\) и вычисляет соответствующий открытый ключ P = xG. Дополнительно он вычисляет еще один открытый ключ I = xHp(P), который мы и будем использовать. назвать «ключевым изображением». SIG: подписывающая сторона генерирует одноразовую кольцевую подпись с неинтерактивной подписью с нулевым разглашением. доказательство с использованием методов из [21]. Он выбирает случайное подмножество \(S'\) из n из числа других пользователей. открытые ключи Pi, его собственная пара ключей (x, P) и образ ключа I. Пусть \(0 \leq s \leq n\) — секретный индекс подписывающего лица. в S (так что его открытый ключ — Ps). Он выбирает случайное {ци | я = 0. . . n} и {wi | я = 0. . . n, i ̸= s} из (1 . . . l) и применяет следующие преобразования: Ли = ( циГ, если я = с киГ + вайПи, если я ̸= s Ри = ( qiHp(Пи), если я = с qiHp(Pi) + wiI, если я ̸= s Следующий шаг — получение неинтерактивного задания: c = Hs(m, L1,...,Ln, R1,...,Rn) Наконец подписывающая сторона вычисляет ответ: ци =    ви, если я ̸= s с — НП я = 0 ци мод л, если я = с ри = ( ци, если я ̸= s qs -csx мод л, если я = с Результирующая сигнатура имеет вид \(\sigma = (I, c_1, \ldots, c_n, r_1, \ldots, r_n)\). 9 17 Возможно, это глупо, но при объединении S и P_s нужно соблюдать осторожность. Если вы просто добавите последний открытый ключ до конца, невозможность связывания нарушена, поскольку любой проверяет проходящие транзакции можно просто проверить последний открытый ключ, указанный в каждой транзакции, и бум. Это открытый ключ связанный с отправителем. Таким образом, после объединения необходимо использовать генератор псевдослучайных чисел. используется для перестановки выбранных открытых ключей. «...пока владелец не создаст вторую подпись, используя ту же пару ключей». Желаю автору(ам?) подробнее об этом. Я считаю, что это означает: «Убедитесь, что каждый раз, когда вы выбираете набор открытых ключей для запутывания самостоятельно, вы выбираете совершенно новый набор, в котором нет двух одинаковых ключей». довольно сильное условие для невозможности соединения. Возможно, «вы выбираете новый случайный набор из все возможные ключи» с предположением, что хотя и нетривиальные пересечения неизбежно случаются, они случаются не часто. В любом случае, мне нужно углубиться в это утверждение. Это генерирует кольцевую подпись. Доказательства с нулевым разглашением — это потрясающе: я призываю вас доказать мне, что вы знаете секрет не раскрывая тайны. Например, предположим, что мы находимся у входа в пещеру в форме пончика. а в задней части пещеры (вне поля зрения входа) находится одверь, к которой ты утверждайте, что у вас есть ключ. Если ты пойдешь в одном направлении, тебя всегда пропустят, но если ты пойдешь в другом в другом направлении, вам нужен ключ. Но ты даже не хочешь ПОКАЗАТЬ мне ключ, не говоря уже о покажи мне, что он открывает дверь. Но ты хочешь доказать мне, что знаешь, как открыть дверь. В интерактивной обстановке я подбрасываю монетку. Орел слева, решка справа, и вы идете вниз по пещера в форме пончика, куда бы вас ни направила монета. Сзади, вне моего поля зрения, ты откройте дверь, чтобы вернуться с другой стороны. Повторяем эксперимент с подбрасыванием монеты. пока я не удостоверюсь, что у вас есть ключ. Но это явно ИНТЕРАКТИВНОЕ доказательство с нулевым разглашением. Есть неинтерактивные версии, в которых нам с вами никогда не придется общаться; таким образом, никакие подслушивающие устройства не смогут вмешаться. http://en.wikipedia.org/wiki/Zero-knowledge_proof Это противоположное предыдущему определению.

VER: принимает сообщение m, набор S, подпись \(\sigma\) и выводит «истина» или «ложь». LNK: принимает набор I = {Ii}, подпись \(\sigma\) и выводит «связанный» или «независимый». Идея протокола довольно проста: пользователь создает подпись, которую можно проверяется набором открытых ключей, а не уникальным открытым ключом. Личность подписывающего лица неотличимы от других пользователей, чьи открытые ключи находятся в наборе, пока владелец не предоставит вторая подпись с использованием той же пары ключей. Закрытые ключи х0 \(\cdots\) xi \(\cdots\) хн Открытые ключи Р0 \(\cdots\) Пи \(\cdots\) пн Кольцо Подпись знак проверить Рис. 6. Анонимность кольцевой подписи. ОБЩ: подписывающая сторона выбирает случайный секретный ключ \(x \in [1, l - 1]\) и вычисляет соответствующий открытый ключ P = xG. Дополнительно он вычисляет еще один открытый ключ I = xHp(P), который мы и будем использовать. назвать «ключевым изображением». SIG: подписывающая сторона генерирует одноразовую кольцевую подпись с неинтерактивной подписью с нулевым разглашением. доказательство с использованием методов из [21]. Он выбирает случайное подмножество \(S'\) из n из числа других пользователей. открытые ключи Pi, его собственная пара ключей (x, P) и образ ключа I. Пусть \(0 \leq s \leq n\) — секретный индекс подписывающего лица. в S (так что его открытый ключ — Ps). Он выбирает случайное {ци | я = 0. . . n} и {wi | я = 0. . . n, i ̸= s} из (1 . . . l) и применяет следующие преобразования: Ли = ( циГ, если я = с киГ + вайПи, если я ̸= s Ри = ( qiHp(Пи), если я = с qiHp(Pi) + wiI, если я ̸= s Следующий шаг — получение неинтерактивного задания: c = Hs(m, L1,...,Ln, R1,...,Rn) Наконец подписывающая сторона вычисляет ответ: ци =    ви, если я ̸= s с — НП я = 0 ци мод л, если я = с ри = ( ци, если я ̸= s qs -csx мод л, если я = с Результирующая сигнатура имеет вид \(\sigma = (I, c_1, \ldots, c_n, r_1, \ldots, r_n)\). 9 VER: принимает сообщение m, набор S, подпись \(\sigma\) и выводит «истина» или «ложь». LNK: принимает набор I = {Ii}, подпись \(\sigma\) и выводит «связанный» или «независимый». Идея протокола довольно проста: пользователь создает подпись, которую можно проверяется набором открытых ключей, а не уникальным открытым ключом. Личность подписывающего лица неотличимы от других пользователей, чьи открытые ключи находятся в наборе, пока владелец не предоставит вторая подпись с использованием той же пары ключей. Закрытые ключи х0 \(\cdots\) xi \(\cdots\) хн Открытые ключи Р0 \(\cdots\) Пи \(\cdots\) пн Кольцо Подпись знак проверить Рис. 6. Анонимность кольцевой подписи. ОБЩ: подписывающая сторона выбирает случайный секретный ключ \(x \in [1, l - 1]\) и вычисляет соответствующий открытый ключ P = xG. Дополнительно он вычисляет еще один открытый ключ I = xHp(P), который мы и будем использовать. назвать «ключевым изображением». SIG: подписывающая сторона генерирует одноразовую кольцевую подпись с неинтерактивной подписью с нулевым разглашением. доказательство с использованием методов из [21]. Он выбирает случайное подмножество \(S'\) из n из числа других пользователей. открытые ключи Pi, его собственная пара ключей (x, P) и образ ключа I. Пусть \(0 \leq s \leq n\) — секретный индекс подписывающего лица. в S (так что его открытый ключ — Ps). Он выбирает случайное {ци | я = 0. . . n} и {wi | я = 0. . . n, i ̸= s} из (1 . . . l) и применяет следующие преобразования: Ли = ( циГ, если я = с киГ + вайПи, если я ̸= s Ри = ( qiHp(Пи), если я = с qiHp(Pi) + wiI, если я ̸= s Следующий шаг — получение неинтерактивного задания: c = Hs(m, L1,...,Ln, R1,...,Rn) Наконец подписывающая сторона вычисляет ответ: ци =    ви, если я ̸= s с — НП я = 0 ци мод л, если я = с ри = ( ци, если я ̸= s qs -csx мод л, если я = с Результирующая сигнатура имеет вид \(\sigma = (I, c_1, \ldots, c_n, r_1, \ldots, r_n)\). 9 18 Вся эта область не зависит от криптонот, просто описывая алгоритм кольцевой подписи без ссылка на валюты. Я подозреваю, что некоторые обозначения совпадают с остальной частью статьи. хотя. Например, x — это «случайный» секретный ключ, выбранный в GEN, который дает открытый ключ P. и изображение открытого ключа I. Это значение x — это значение, которое Боб вычисляет в части 6 на странице 8. Итак, это начинаю прояснять некоторую путаницу из предыдущего описания. Это круто; деньги не переводятся с публичного адреса Алисы на публичный адрес Боба. адрес." Он пересылается с одноразового адреса на одноразовый адрес. В каком-то смысле вот как все работает. Если у Алекса есть криптоноты, потому что кто-то отправила их ей, это означает, что у нее есть секретные ключи, необходимые для отправки их Бобу. Она использует обмен Диффе-Хеллманом с использованием общедоступной информации Боба для создания нового одноразового адреса и криптоноты передаются на этот адрес. Теперь, поскольку для генерации нового одноразового адреса использовался (предположительно безопасный) обмен DH на который Алекс отправила свой CN, Боб — единственный, у кого есть закрытые ключи, необходимые для повторения выше. Итак, теперь Боб — это Алекс. http://en.wikipedia.org/wiki/Piecewise#Notation_and_interpretation Суммирование должно индексироваться по j, а не по i. Каждый c_i является случайным мусором (поскольку w_i является случайным) кроме задницы c_iсвязан с фактическим ключом, включенным в эту подпись. Значение c равно hash предыдущей информации. Я думаю, что это может содержать опечатку, более серьезную, чем повторное использование индекса «i», потому что c_s кажется определяться имплицитно, а не эксплицитно. Действительно, если принять это уравнение на веру, то мы определим, что c_s = (1/2)c - (1/2) sum_i neq s c_i. То есть hash минус целая куча случайных чисел. С другой стороны, если это суммирование предназначено для чтения «c_s = (c — sum_j neq s c_j) mod l", затем мы берем hash нашей предыдущей информации, генерируем группу случайных чисел, вычтите все эти случайные числа из hash, и это даст нам c_s. Кажется, это то, что «должно» происходить, исходя из моей интуиции, и соответствует шагу проверки на странице 10. Но интуиция – это не математика. Я углублюсь в это. То же, что и раньше; все это будет случайным мусором, за исключением того, что связано с настоящим открытый ключ подписывающего лица x. За исключением этого раза, это больше, чем я ожидал от структуры: r_i является случайным для i!=s, а r_s определяется только секретным x и индексированными значениями s q_i и c_i.

VER: Верификатор проверяет подпись, применяя обратные преобразования: ( Л' я = riG + ciPi Р' я = riHp(Pi) + ciI Наконец, проверяющий проверяет, НП я = 0 ци ?= Hs(m, L′ 0, . . . , Л' п, Р' 0, . . . , Р' п) мод л Если это равенство верно, верификатор запускает алгоритм LNK. В противном случае проверяющий отклоняет подпись. LNK: верификатор проверяет, использовалось ли I в прошлых подписях (эти значения хранятся в набор И). Многократное использование подразумевает, что две подписи были созданы под одним и тем же секретным ключом. Смысл протокола: применяя L-преобразования, подписывающий доказывает, что он знает такой x, что хотя бы один Pi = xG. Чтобы сделать это доказательство неповторяемым, введем ключевой образ поскольку I = xHp(P). Подписавшийся использует те же коэффициенты (ri, ci), чтобы доказать почти одно и то же утверждение: он знает такой x, что хотя бы один \(H_p(P_i) = I \cdot x^{-1}\). Если отображение \(x \to I\) является инъекцией: 1. Никто не может восстановить открытый ключ по образу ключа и идентифицировать подписавшего; 2. Подписавшийся не может поставить две подписи с разными I и одним и тем же x. Полный анализ безопасности представлен в Приложении А. 4,5 Стандартная транзакция CryptoNote Комбинируя оба метода (непривязываемые открытые ключи и неотслеживаемую кольцевую подпись), Боб достигает новый уровень конфиденциальности по сравнению с исходной схемой Bitcoin. Требуется, чтобы он хранил только один закрытый ключ (a, b) и публикацию (A, B), чтобы начать получать и отправлять анонимные транзакции. При проверке каждой транзакции Боб дополнительно выполняет только два умножения эллиптической кривой и одно сложение на каждый выход, чтобы проверить, принадлежит ли ему транзакция. Для каждого его вывод Боб восстанавливает одноразовую пару ключей (pi, Pi) и сохраняет ее в своем кошельке. Любые входы могут быть косвенно доказано, что они принадлежат одному и тому же владельцу только в том случае, если они фигурируют в одной сделке. В На самом деле эту связь гораздо сложнее установить из-за одноразовой кольцевой подписи. С помощью кольцевой подписи Боб может эффективно скрыть все вводимые данные среди чужих; все возможно потратители будут равновероятны, даже предыдущий владелец (Алиса) располагает не большей информацией, чем любой наблюдатель. Подписывая свою транзакцию, Боб указывает n зарубежных выходов на ту же сумму, что и его вывод, смешивая их все без участия других пользователей. Сам Боб (а также кто-либо еще) не знает, были ли потрачены какие-либо из этих платежей: результат можно использовать в тысячах подписей как фактор двусмысленности, а не как цель сокрытия. Двойной Проверка расходов происходит на этапе LNK при проверке по используемому набору ключевых изображений. Боб может выбрать степень неоднозначности самостоятельно: n = 1 означает, что вероятность, которую он имеет потраченный выход имеет вероятность 50%, n = 99 дает 1%. Размер полученной подписи увеличивается линейно как O(n+1), поэтому улучшение анонимности обходится Бобу дополнительными комиссиями за транзакцию. Он также может установите n = 0 и сделайте его кольцевую подпись состоящей только из одного элемента, однако это мгновенно раскрыть его как транжиру. 10 VER: Верификатор проверяет подпись, применяя обратные преобразования: ( Л' я = riG + ciPi Р' я = riHp(Pi) + ciI Наконец, проверяющий проверяет, НП я = 0 ци ?= Hs(m, L′ 0, . . . , Л' п, Р' 0, . . . , Р' п) мод л Если это равенство верно, верификатор запускает алгоритм LNK. В противном случае проверяющий отклоняет подпись. LNK: верификатор проверяет, использовалось ли I в прошлых подписях (эти значения хранятся в набор И). Многократное использование подразумевает, что две подписи были созданы под одним и тем же секретным ключом. Смысл протокола: применяя L-преобразования, подписывающий доказывает, что он знает такой x, что хотя бы один Pi = xG. Чтобы сделать это доказательство неповторяемым, введем ключевой образ поскольку I = xHp(P). Подписавшийся использует те же коэффициенты (ri, ci), чтобы доказать почти одно и то же утверждение: он знает такой x, что хотя бы один \(H_p(P_i) = I \cdot x^{-1}\). Если отображение \(x \to I\) является инъекцией: 1. Никто не может восстановить открытый ключ по образу ключа и идентифицировать подписавшего; 2. Подписавшийся не может поставить две подписи с разными I и одним и тем же x. Полный анализ безопасности представлен в Приложении А. 4,5 Стандартная транзакция CryptoNote Комбинируя оба метода (непривязываемые открытые ключи и неотслеживаемую кольцевую подпись), Боб достигает новый уровень конфиденциальности по сравнению с исходной схемой Bitcoin. Требуется, чтобы он хранил только один закрытый ключ (a, b) и публикацию (A, B), чтобы начать получать и отправлять анонимные транзакции. При проверке каждой транзакции Боб дополнительно выполняет только два умножения эллиптической кривой и одно сложение на каждый выход, чтобы проверить, принадлежит ли ему транзакция. Для каждого его вывод Боб восстанавливает одноразовую пару ключей (pi, Pi) и stхранит это в своем кошельке. Любые входы могут быть косвенно доказано, что они принадлежат одному и тому же владельцу только в том случае, если они фигурируют в одной сделке. В На самом деле эту связь гораздо сложнее установить из-за одноразовой кольцевой подписи. С помощью кольцевой подписи Боб может эффективно скрыть все вводимые данные среди чужих; все возможно потратители будут равновероятны, даже предыдущий владелец (Алиса) располагает не большей информацией, чем любой наблюдатель. Подписывая свою транзакцию, Боб указывает n зарубежных выходов на ту же сумму, что и его вывод, смешивая их все без участия других пользователей. Сам Боб (а также кто-либо еще) не знает, были ли потрачены какие-либо из этих платежей: результат можно использовать в тысячах подписей как фактор двусмысленности, а не как цель сокрытия. Двойной Проверка расходов происходит на этапе LNK при проверке по используемому набору ключевых изображений. Боб может выбрать степень неоднозначности самостоятельно: n = 1 означает, что вероятность, которую он имеет потраченный выход имеет вероятность 50%, n = 99 дает 1%. Размер полученной подписи увеличивается линейно как O(n+1), поэтому улучшение анонимности обходится Бобу дополнительными комиссиями за транзакцию. Он также может установите n = 0 и сделайте его кольцевую подпись состоящей только из одного элемента, однако это мгновенно раскрыть его как транжиру. 10 19 В этот момент я ужасно запутался. Алекс получает сообщение M с подписью (I,c_1, ..., c_n, r_1, ..., r_n) и списком публичных клавиши S. и она запускает VER. Это вычислит L_i’ и R_i’ Это подтверждает, что c_s = c - sum_i neq s c_i на предыдущей странице. Сначала я был ОЧЕНЬ (ха) в замешательстве. Любой может вычислить L_i’ и R_i’. Действительно, каждый r_i и c_i опубликовано в подписи сигма вместе со значением I. Набор S = P_i всех открытых ключей также был опубликован. Так что любой, кто видел Сигму и набор ключи S = P_i получат одинаковые значения для L_i’ и R_i’ и, следовательно, проверят подпись. Но потом я вспомнил, что этот раздел просто описывает алгоритм подписи, а не «проверку». если подписано, проверьте, ОТПРАВЛЕНО МНЕ, и если да, то идите тратить деньги». Это ПРОСТО фирменная часть игры. Мне интересно прочитать Приложение А, когда я наконец туда доберусь. Я хотел бы увидеть полномасштабное сравнение Cryptonote по операциям с Bitcoin. А также электричество/устойчивое развитие. Какие части алгоритмов здесь представляют собой «входные данные»? Я полагаю, что входные данные транзакции представляют собой сумму и набор UTXO, сумма которых превышает сумму Сумма. Это неясно. «Цель спряталась?» Я думал об этом уже несколько минут, но до сих пор не понял. смутное представление о том, что это могло означать. Атака двойного расходования может быть выполнена только путем манипулирования предполагаемым используемым ключом узла. набор изображений \(I\). «Степень неоднозначности» = n, но общее количество открытых ключей, включенных в транзакцию, равно п+1. Другими словами, степень двусмысленности будет такой: «Сколько ДРУГИХ людей вы хотите видеть в группе?» толпа?" Ответ, вероятно, будет по умолчанию «как можно больше».

VER: Верификатор проверяет подпись, применяя обратные преобразования: ( Л' я = riG + ciPi Р' я = riHp(Pi) + ciI Наконец, проверяющий проверяет, НП я = 0 ци ?= Hs(m, L′ 0, . . . , Л' п, Р' 0, . . . , Р' п) мод л Если это равенство верно, верификатор запускает алгоритм LNK. В противном случае проверяющий отклоняет подпись. LNK: верификатор проверяет, использовалось ли I в прошлых подписях (эти значения хранятся в набор И). Многократное использование подразумевает, что две подписи были созданы под одним и тем же секретным ключом. Смысл протокола: применяя L-преобразования, подписывающий доказывает, что он знает такой x, что хотя бы один Pi = xG. Чтобы сделать это доказательство неповторяемым, введем ключевой образ поскольку I = xHp(P). Подписавшийся использует те же коэффициенты (ri, ci), чтобы доказать почти одно и то же утверждение: он знает такой x, что хотя бы один \(H_p(P_i) = I \cdot x^{-1}\). Если отображение \(x \to I\) является инъекцией: 1. Никто не может восстановить открытый ключ по образу ключа и идентифицировать подписавшего; 2. Подписавшийся не может поставить две подписи с разными I и одним и тем же x. Полный анализ безопасности представлен в Приложении А. 4,5 Стандартная транзакция CryptoNote Комбинируя оба метода (непривязываемые открытые ключи и неотслеживаемую кольцевую подпись), Боб достигает новый уровень конфиденциальности по сравнению с исходной схемой Bitcoin. Требуется, чтобы он хранил только один закрытый ключ (a, b) и публикацию (A, B), чтобы начать получать и отправлять анонимные транзакции. При проверке каждой транзакции Боб дополнительно выполняет только два умножения эллиптической кривой и одно сложение на каждый выход, чтобы проверить, принадлежит ли ему транзакция. Для каждого его вывод Боб восстанавливает одноразовую пару ключей (pi, Pi) и сохраняет ее в своем кошельке. Любые входы могут быть косвенно доказано, что они принадлежат одному и тому же владельцу только в том случае, если они фигурируют в одной сделке. В На самом деле эту связь гораздо сложнее установить из-за одноразовой кольцевой подписи. С помощью кольцевой подписи Боб может эффективно скрыть все вводимые данные среди чужих; все возможно потратители будут равновероятны, даже предыдущий владелец (Алиса) располагает не большей информацией, чем любой наблюдатель. Подписывая свою транзакцию, Боб указывает n зарубежных выходов на ту же сумму, что и его вывод, смешивая их все без участия других пользователей. Сам Боб (а также кто-либо еще) не знает, были ли потрачены какие-либо из этих платежей: результат можно использовать в тысячах подписей как фактор двусмысленности, а не как цель сокрытия. Двойной Проверка расходов происходит на этапе LNK при проверке по используемому набору ключевых изображений. Боб может выбрать степень неоднозначности самостоятельно: n = 1 означает, что вероятность, которую он имеет потраченный выход имеет вероятность 50%, n = 99 дает 1%. Размер полученной подписи увеличивается линейно как O(n+1), поэтому улучшение анонимности обходится Бобу дополнительными комиссиями за транзакцию. Он также может установите n = 0 и сделайте его кольцевую подпись состоящей только из одного элемента, однако это мгновенно раскрыть его как транжиру. 10 VER: Верификатор проверяет подпись, применяя обратные преобразования: ( Л' я = riG + ciPi Р' я = riHp(Pi) + ciI Наконец, проверяющий проверяет, НП я = 0 ци ?= Hs(m, L′ 0, . . . , Л' п, Р' 0, . . . , Р' п) мод л Если это равенство верно, верификатор запускает алгоритм LNK. В противном случае проверяющий отклоняет подпись. LNK: верификатор проверяет, использовалось ли I в прошлых подписях (эти значения хранятся в набор И). Многократное использование подразумевает, что две подписи были созданы под одним и тем же секретным ключом. Смысл протокола: применяя L-преобразования, подписывающий доказывает, что он знает такой x, что хотя бы один Pi = xG. Чтобы сделать это доказательство неповторяемым, введем ключевой образ поскольку I = xHp(P). Подписавшийся использует те же коэффициенты (ri, ci), чтобы доказать почти одно и то же утверждение: он знает такой x, что хотя бы один \(H_p(P_i) = I \cdot x^{-1}\). Если отображение \(x \to I\) является инъекцией: 1. Никто не может восстановить открытый ключ по образу ключа и идентифицировать подписавшего; 2. Подписавшийся не может поставить две подписи с разными I и одним и тем же x. Полный анализ безопасности представлен в Приложении А. 4,5 Стандартная транзакция CryptoNote Комбинируя оба метода (непривязываемые открытые ключи и неотслеживаемую кольцевую подпись), Боб достигает новый уровень конфиденциальности по сравнению с исходной схемой Bitcoin. Требуется, чтобы он хранил только один закрытый ключ (a, b) и публикацию (A, B), чтобы начать получать и отправлять анонимные транзакции. При проверке каждой транзакции Боб дополнительно выполняет только два умножения эллиптической кривой и одно сложение на каждый выход, чтобы проверить, принадлежит ли ему транзакция. Для каждого его вывод Боб восстанавливает одноразовую пару ключей (pi, Pi) и stхранит это в своем кошельке. Любые входы могут быть косвенно доказано, что они принадлежат одному и тому же владельцу только в том случае, если они фигурируют в одной сделке. В На самом деле эту связь гораздо сложнее установить из-за одноразовой кольцевой подписи. С помощью кольцевой подписи Боб может эффективно скрыть все вводимые данные среди чужих; все возможно потратители будут равновероятны, даже предыдущий владелец (Алиса) располагает не большей информацией, чем любой наблюдатель. Подписывая свою транзакцию, Боб указывает n зарубежных выходов на ту же сумму, что и его вывод, смешивая их все без участия других пользователей. Сам Боб (а также кто-либо еще) не знает, были ли потрачены какие-либо из этих платежей: результат можно использовать в тысячах подписей как фактор двусмысленности, а не как цель сокрытия. Двойной Проверка расходов происходит на этапе LNK при проверке по используемому набору ключевых изображений. Боб может выбрать степень неоднозначности самостоятельно: n = 1 означает, что вероятность, которую он имеет потраченный выход имеет вероятность 50%, n = 99 дает 1%. Размер полученной подписи увеличивается линейно как O(n+1), поэтому улучшение анонимности обходится Бобу дополнительными комиссиями за транзакцию. Он также может установите n = 0 и сделайте его кольцевую подпись состоящей только из одного элемента, однако это мгновенно раскрыть его как транжиру. 10 20 Это интересно; ранее мы предоставили получателю Бобу возможность отправлять все ВХОДЯЩИЕ транзакции не могут быть отсоединены либо путем детерминированного выбора половины его закрытых ключей, либо путем опубликовав половину своих личных ключей как публичные. Это своего рода политика без пути назад. Здесь мы видим способ отправителя Алекса выбрать одну исходящую транзакцию как связанную, но на самом деле это раскрывает Алекса как отправителя всей сети. Это НЕ политика безвозвратного пути. Это транзакция за транзакцией. Есть ли третья политика? Может ли получатель, Боб, создать для Алекса уникальный идентификатор платежа, который никогда не меняется, возможно, используя обмен Диффе-Хеллмана? Если кто-нибудь включит этот платеж Идентификатор, указанный где-то в ее транзакции на адрес Боба, он, должно быть, исходил от Алекса. Таким образом, Алексу не нужно раскрывать себя всей сети, выбирая ссылку на конкретный транзакцию, но она все равно может идентифицировать себя с человеком, которому она отправляет свои деньги. Разве не это делает Poloniex?

Транзакция Вход передачи Выход0 . . . Выходные данные . . . Выходной Ключевое изображение Подписи Кольцевая подпись Ключ назначения Выход1 Ключ назначения Выходной Зарубежные операции Вывод отправителя Ключ назначения Одноразовая пара ключей Одноразовый закрытый ключ Я = хГП(П) П, х Рис. 7. Генерация кольцевой подписи в стандартной транзакции. 5 Эгалитарное доказательство работы В этом разделе мы предлагаем и обосновываем новый алгоритм proof-of-work. Наша основная цель заключается в сокращении разрыва между майнерами CPU (большинство) и GPU/FPGA/ASIC (меньшинство). Это уместно, что некоторые пользователи могут иметь определенное преимущество перед другими, но их инвестиции должно расти по крайней мере линейно с мощностью. В более общем смысле, производство устройств специального назначения. должна быть как можно менее прибыльной. 5.1 Связанные работы Исходный протокол Bitcoin proof-of-work использует функцию ценообразования с интенсивным использованием ЦП SHA-256. Он в основном состоит из основных логических операторов и полагается исключительно на скорость вычислений. процессор, поэтому идеально подходит для многоядерной/конвейерной реализации. Однако современные компьютеры ограничены не только количеством операций в секунду. но и по размеру памяти. Хотя некоторые процессоры могут быть значительно быстрее других [8], размеры памяти вряд ли будут различаться между машинами. Ценовые функции, связанные с памятью, были впервые введены Абади и др. и определены как «функции, время вычисления которых во многом зависит от времени, затрачиваемого на доступ к памяти» [15]. Основная идея заключается в построении алгоритма, выделяющего большой блок данных («блокнот»). в памяти, доступ к которой возможен относительно медленно (например, ОЗУ) и «доступ к непредсказуемая последовательность локаций» внутри него. Блок должен быть достаточно большим, чтобы можно было сохранить данные более выгодны, чем пересчитывать их для каждого доступа. Алгоритм также должен предотвратить внутренний параллелизм, следовательно, N одновременных потоков должны требовать в N раз больше памяти сразу. Дворк и др. [22] исследовали и формализовали этот подход, что привело их к предложению другого вариант функции ценообразования: «Mbound». Еще одна работа принадлежит Ф. Коэльо [20], который 11 Транзакция Вход передачи Выход0 . . . Выходные данные . . . Выходной Ключевое изображение Подписи Кольцевая подпись Ключ назначения Выход1 Ключ назначения Выходной Зарубежные сделки Вывод отправителя Ключ назначения Одноразовая пара ключей Одноразовый закрытый ключ Я = хГП(П) П, х Рис. 7. Генерация кольцевой подписи в стандартной транзакции. 5 Эгалитарное доказательство работы В этом разделе мы предлагаем и обосновываем новый алгоритм proof-of-work. Наша основная цель заключается в сокращении разрыва между майнерами CPU (большинство) и GPU/FPGA/ASIC (меньшинство). Это уместно, что некоторые пользователи могут иметь определенное преимущество перед другими, но их инвестиции должно расти по крайней мере линейно с мощностью. В более общем смысле, производство устройств специального назначения. должна быть как можно менее прибыльной. 5.1 Связанные работы Исходный протокол Bitcoin proof-of-work использует функцию ценообразования с интенсивным использованием ЦП SHA-256. Он в основном состоит из основных логических операторов и полагается исключительно на скорость вычислений. процессор, поэтому идеально подходит для многоядерной/конвейерной реализации. Однако современные компьютеры ограничены не только количеством операций в секунду. но и по размеру памяти. Хотя некоторые процессоры могут быть значительно быстрее других [8], размеры памяти вряд ли будут различаться между машинами. Ценовые функции, связанные с памятью, были впервые введены Абади и др. и определены как «функции, время вычислений которых во многом зависит от времени, затрачиваемого на доступ к памяти» [15]. Основная идея заключается в построении алгоритма, выделяющего большой блок данных («блокнот»). в памяти, доступ к которой возможен относительно медленно (например, ОЗУ) и «доступ к непредсказуемая последовательность локаций» внутри него. Блок должен быть достаточно большим, чтобы можно было сохранить данные более выгодны, чем пересчитывать их для каждого доступа. Алгоритм также должен предотвратить внутренний параллелизм, следовательно, N одновременных потоков должны требовать в N раз больше памяти сразу. Дворк и др. [22] исследовали и формализовали этот подход, что привело их к предложению другого вариант функции ценообразования: «Mbound». Еще одна работа принадлежит Ф. Коэльо [20], который 11 21 Это, якобы, наши UTXO: суммы и ключи назначения. Если Алекс создает эту стандартную транзакцию и отправляет ее Бобу, то у Алекса также есть закрытые ключи. каждому из них. Мне очень нравится эта диаграмма, потому что она отвечает на некоторые предыдущие вопросы. Вход Txn состоит из набора выходов Txn и key изображение. Затем он подписывается кольцевой подписью, включая все личных ключей, которыми владеет Алекс, ко всем зарубежным транзакциям, включенным в сделку. Вывод Txn состоит из суммы и ключа назначения. Получатель транзакции может: по своему желанию генерировать свой одноразовый закрытый ключ, как описано ранее в статье, чтобы потратить деньги. Будет приятно узнать, насколько это соответствует реальному коду... Нет, Ник ван Саберхаген в общих чертах описывает некоторые свойства алгоритма доказательства работы: без фактического описания этого алгоритма. Сам алгоритм CryptoNight ТРЕБУЕТ глубокого анализа. Когда я это прочитал, я заикался. Должны ли инвестиции расти хотя бы линейно с ростом власти, или же следует инвестиции растут максимум линейно с ростом мощности? И тогда я понял; Я, как майнер или инвестор, обычно думаю о том, «сколько энергии я могу получить». для инвестиций?» а не «сколько инвестиций требуется для фиксированного количества энергии?» Конечно, обозначим инвестиции через I, а мощность через P. Если I(P) — это инвестиции как функция мощности а P(I) — мощность как функция инвестиций, они будут обратными друг другу (где бы то ни было). обратные могут существовать). И если I(P) быстрее линейного, чем P(I) медленнее линейного. Следовательно, будет снижена норма прибыли для инвесторов. То есть автор здесь говорит следующее: «конечно, чем больше вы вкладываете, тем больше и получаете». мощность. Но мы должны попытаться добиться снижения нормы прибыли». В конечном итоге инвестиции в процессоры окажутся сублинейными; вопрос в том, являются ли авторы разработали алгоритм POW, который заставит ASIC также делать это. Должна ли гипотетическая «валюта будущего» всегда майнить с использованием самых медленных/наиболее ограниченных ресурсов? Статья Абади и др. (авторами которой являются несколько инженеров Google и Microsoft): по сути, используя тот факт, что за последние несколько лет объем памяти был намного меньше разница между машинами превышает скорость процессора, а соотношение инвестиций к мощности более чем линейное. Через несколько лет, возможно, придется переоценить это! Всё это гонка вооружений... Создать функцию hash сложно; создание функции hash, удовлетворяющей этим ограничениям, кажется более сложной задачей. Эта статья, похоже, не содержит объяснения фактического hashалгоритм CryptoNight. Я думаю, что это реализация SHA-3 с жесткими требованиями к памяти, основанная в сообщениях на форуме, но я понятия не имею... и в этом вся суть. Это необходимо объяснить.

предложил наиболее эффективное решение: «Хоккайдо». Насколько нам известно, последней работой, основанной на идее псевдослучайного поиска в большом массиве, является алгоритм, известный как «scrypt» К. Персиваля [32]. В отличие от предыдущих функций, он фокусируется на получение ключа, а не системы proof-of-work. Несмотря на этот факт, скрипт может служить нашей цели: она хорошо работает как функция ценообразования в задаче частичного преобразования hash, такой как SHA-256 в Bitcoin. На данный момент scrypt уже применяется в Litecoin [14] и некоторых других ветвях Bitcoin. Однако его реализация на самом деле не привязана к памяти: соотношение «время доступа к памяти/общее time» недостаточно велик, поскольку каждый экземпляр использует только 128 КБ. Это позволяет майнерам с графическим процессором быть примерно в 10 раз более эффективным и продолжает оставлять возможность создания относительно дешевые, но высокоэффективные устройства для майнинга. Более того, сама конструкция сценария допускает линейный компромисс между размером памяти и Скорость процессора обусловлена тем, что каждый блок в блокноте является производным только от предыдущего. Например, вы можете хранить каждый второй блок и пересчитывать остальные ленивым способом, т.е. только когда это станет необходимым. Предполагается, что псевдослучайные индексы распределены равномерно. следовательно, ожидаемое значение пересчетов дополнительных блоков равно 1 \(2 \cdot N\), где N – число итераций. Общее время вычислений увеличивается менее чем вдвое, поскольку имеются также независимые от времени (постоянное время) операции, такие как подготовка блокнота и hashвключение каждую итерацию. Сохранение 2/3 памяти стоит 1 3 \(\cdot\) Н + 1 3 \(\cdot\) \(2 \cdot N\) = N дополнительных пересчетов; 9/10 в результате 1 10 \(\cdot\) Н + . . . + 1 10 \(\cdot\) 9 \(\cdot\) Н = 4,5 Н. Легко показать, что сохранение только 1 s всех блоков увеличивает время менее чем в с−1 раз. 2 . Это, в свою очередь, означает, что машина с процессором В 200 раз быстрее, чем современные чипы могут хранить всего 320 байт блокнота. 5.2 Предлагаемый алгоритм Мы предлагаем новый алгоритм с привязкой к памяти для функции ценообразования proof-of-work. Это зависит от произвольный доступ к медленной памяти и подчеркивает зависимость от задержки. В отличие от сценария каждого новый блок (длиной 64 байта) зависит от всех предыдущих блоков. В результате гипотетический «Экономия памяти» должна увеличить скорость вычислений в геометрической прогрессии. Наш алгоритм требует около 2 Мб на экземпляр по следующим причинам: 1. Он помещается в кэш L3 (на ядро) современных процессоров, которые должны стать массовыми. через несколько лет; 2. Мегабайт внутренней памяти — практически неприемлемый размер для современного ASIC-конвейера; 3. На графических процессорах могут одновременно работать сотни экземпляров, но они ограничены в других отношениях: Память GDDR5 медленнее кэша CPU L3 и отличается своей пропускной способностью, а не Скорость произвольного доступа. 4. Значительное расширение блокнота потребует увеличения количества итераций, что в ход подразумевает общее увеличение времени. «Тяжелые» вызовы в ненадежной p2p-сети могут привести к серьезные уязвимости, поскольку узлы обязаны проверять proof-of-work каждого нового блока. Если узел тратит значительное количество времени на каждую оценку hash, его можно легко DDoS-атака вызвана потоком поддельных объектов с произвольными рабочими данными (значения nonce). 12 предложил наиболее эффективное решение: «Хоккайдо». Насколько нам известно, последней работой, основанной на идее псевдослучайного поиска в большом массиве, является алгоритм, известный как «scrypt» К. Персиваля [32]. В отличие от предыдущих функций, он фокусируется на получение ключа, а не системы proof-of-work. Несмотря на этот факт, скрипт может служить нашей цели: она хорошо работает как функция ценообразования в задаче частичного преобразования hash, такой как SHA-256 в Bitcoin. На данный момент scrypt уже применяется в Litecoin [14] и некоторых других ветвях Bitcoin. Однако его реализация на самом деле не привязана к памяти: соотношение «время доступа к памяти/общее time» недостаточно велик, поскольку каждый экземпляр использует только 128 КБ. Это позволяет майнерам с графическим процессором быть примерно в 10 раз более эффективным и продолжает оставлять возможность создания относительно дешевые, но высокоэффективные устройства для майнинга. Более того, сама конструкция сценария допускает линейный компромисс между размером памяти и Скорость процессора обусловлена тем, что каждый блок в блокноте является производным только от предыдущего. Например, вы можете хранить каждый второй блок и пересчитывать остальные ленивым способом, т.е. только когда это станет необходимым. Предполагается, что псевдослучайные индексы распределены равномерно. следовательно, ожидаемое значение пересчетов дополнительных блоков равно 1 \(2 \cdot N\), гдеN - число итераций. Общее время вычислений увеличивается менее чем вдвое, поскольку имеются также независимые от времени (постоянное время) операции, такие как подготовка блокнота и hashвключение каждую итерацию. Сохранение 2/3 памяти стоит 1 3 \(\cdot\) Н + 1 3 \(\cdot\) \(2 \cdot N\) = N дополнительных пересчетов; 9/10 в результате 1 10 \(\cdot\) Н + . . . + 1 10 \(\cdot\) 9 \(\cdot\) Н = 4,5 Н. Легко показать, что сохранение только 1 s всех блоков увеличивает время менее чем в с−1 раз. 2 . Это, в свою очередь, означает, что машина с процессором В 200 раз быстрее, чем современные чипы могут хранить всего 320 байт блокнота. 5.2 Предлагаемый алгоритм Мы предлагаем новый алгоритм с привязкой к памяти для функции ценообразования proof-of-work. Это зависит от произвольный доступ к медленной памяти и подчеркивает зависимость от задержки. В отличие от сценария каждого новый блок (длиной 64 байта) зависит от всех предыдущих блоков. В результате гипотетический «Экономия памяти» должна увеличить скорость вычислений в геометрической прогрессии. Наш алгоритм требует около 2 Мб на экземпляр по следующим причинам: 1. Он помещается в кэш L3 (на ядро) современных процессоров, которые должны стать массовыми. через несколько лет; 2. Мегабайт внутренней памяти — практически неприемлемый размер для современного ASIC-конвейера; 3. На графических процессорах могут одновременно работать сотни экземпляров, но они ограничены в других отношениях: Память GDDR5 медленнее кэша CPU L3 и отличается своей пропускной способностью, а не Скорость произвольного доступа. 4. Значительное расширение блокнота потребует увеличения количества итераций, что в ход подразумевает общее увеличение времени. «Тяжелые» вызовы в ненадежной p2p-сети могут привести к серьезные уязвимости, поскольку узлы обязаны проверять proof-of-work каждого нового блока. Если узел тратит значительное количество времени на каждую оценку hash, его можно легко DDoS-атака вызвана потоком поддельных объектов с произвольными рабочими данными (значения nonce). 12 22 Неважно, это скрипт-монета? Где алгоритм? Я вижу только рекламу. Именно здесь Cryptonote, если их алгоритм PoW того стоит, действительно проявит себя. Это не на самом деле SHA-256, это не совсем скрипт. Он новый, привязан к памяти и нерекурсивный.

6 Дополнительные преимущества 6.1 Плавное излучение Верхняя граница общего количества цифровых монет CryptoNote составляет: MSupply = 264 −1. атомные единицы. Это естественное ограничение, основанное только на ограничениях реализации, а не на интуиции. например: «N монет должно хватить всем». Для обеспечения плавности процесса эмиссии воспользуемся следующей формулой для блока награды: Базовое вознаграждение = (MSupply −A) ≫18, где A — количество ранее сгенерированных монет. 6.2 Регулируемые параметры 6.2.1 Сложность CryptoNote содержит алгоритм таргетинга, который меняет сложность каждого блока. Это уменьшает время реакции системы при интенсивном росте или сокращении сети hashrate, сохранение постоянной скорости блокировки. Исходный метод Bitcoin вычисляет отношение фактических и целевой промежуток времени между последними блоками 2016 года и использует его в качестве множителя для текущего сложность. Очевидно, что для быстрых пересчетов это непригодно (из-за большой инерционности) и приводит к колебаниям. Общая идея нашего алгоритма заключается в суммировании всей работы, выполненной узлами, и разделите его на время, которое они потратили. Мерой работы являются соответствующие значения сложности. в каждом блоке. Но из-за неточных и ненадежных временных меток мы не можем определить точную дату. интервал времени между блоками. Пользователь может перенести свою временную метку в будущее и в следующий раз. интервалы могут быть невероятно малыми или даже отрицательными. Вероятно, таких инцидентов будет немного. такого рода, поэтому мы можем просто отсортировать временные метки и отсечь выбросы (т. е. 20%). Диапазон остальные значения — это время, затраченное на 80% соответствующих блоков. 6.2.2 Ограничения по размеру Пользователи платят за хранение blockchain и имеют право голосовать за его размер. Каждый шахтер имеет дело с компромиссом между балансом затрат и прибыли от комиссий и устанавливает свои собственные «мягкий лимит» для создания блоков. Также основное правило максимального размера блока необходимо для предотвращая заполнение blockchain фиктивной транзакцией, однако это значение должно не быть жестко закодированным. Пусть MN — медианное значение размеров последних N блоков. Тогда «жесткое ограничение» на размер приема блоков составляет 2 \(\cdot\) МН. Это предотвращает раздувание blockchain, но при этом позволяет ограничить лимит. при необходимости медленно расти со временем. Размер транзакции не обязательно ограничивать явно. Он ограничен размером блока; и если кто-то захочет создать огромную транзакцию с сотнями входов/выходов (или с высокая степень двусмысленности кольцевых подписей), он может сделать это, заплатив достаточную плату. 6.2.3 Штраф за превышение размера Майнер по-прежнему имеет возможность наполнить блок своими собственными транзакциями с нулевой комиссией до максимального уровня. размер 2 \(\cdot\) Мб. Несмотря на то, что только большинство майнеров могут изменить медианное значение, все же существует 13 6 Дополнительные преимущества 6.1 Плавное излучение Верхняя граница общего количества цифровых монет CryptoNote составляет: MSupply = 264 −1. атомные единицы. Это естественное ограничение, основанное только на ограничениях реализации, а не на интуиции. например: «N монет должно хватить всем». Для обеспечения плавности процесса эмиссии воспользуемся следующей формулой для блока награды: Базовое вознаграждение = (MSupply −A) ≫18, где A — количество ранее сгенерированных монет. 6.2 Регулируемые параметры 6.2.1 Сложность CryptoNote содержит алгоритм таргетинга, который меняет сложность каждого блока. Это уменьшает время реакции системы при интенсивном росте или уменьшении скорости сети hash, сохранение постоянной скорости блокировки. Исходный метод Bitcoin вычисляет отношение фактических и целевой промежуток времени между последними блоками 2016 года и использует его в качестве множителя для текущего сложность. Очевидно, что для быстрых пересчетов это непригодно (из-за большой инерционности) и приводит к колебаниям. Общая идея нашего алгоритма заключается в суммировании всей работы, выполненной узлами, и разделите его на время, которое они потратили. Мерой работы являются соответствующие значения сложности. в каждом блоке. Но из-за неточных и ненадежных временных меток мы не можем определить точную дату. интервал времени между блоками. Пользователь может перенести свою временную метку в будущее и в следующий раз. интервалы могут быть невероятно малыми или даже отрицательными. Вероятно, таких инцидентов будет немного. такого рода, поэтому мы можем просто отсортировать временные метки и отсечь выбросы (т. е. 20%). Диапазон остальные значения — это время, затраченное на 80% соответствующих блоков. 6.2.2 Ограничения по размеру Пользователи платят за хранение blockchain и имеют право голосовать за его размер. Каждый шахтер имеет дело с компромиссом между балансировкойОн тратит и получает прибыль от гонораров и устанавливает свои собственные «мягкий лимит» для создания блоков. Также основное правило максимального размера блока необходимо для предотвращая заполнение blockchain фиктивной транзакцией, однако это значение должно не быть жестко закодированным. Пусть MN — медианное значение размеров последних N блоков. Тогда «жесткое ограничение» на размер приема блоков составляет 2 \(\cdot\) МН. Это предотвращает раздувание blockchain, но при этом позволяет ограничить при необходимости медленно расти со временем. Размер транзакции не обязательно ограничивать явно. Он ограничен размером блока; и если кто-то захочет создать огромную транзакцию с сотнями входов/выходов (или с высокая степень двусмысленности кольцевых подписей), он может сделать это, заплатив достаточную плату. 6.2.3 Штраф за превышение размера Майнер по-прежнему имеет возможность наполнить блок своими собственными транзакциями с нулевой комиссией до максимального уровня. размер 2 \(\cdot\) Мб. Несмотря на то, что только большинство майнеров могут изменить медианное значение, все же существует 13 23 Атомные единицы. Мне нравится, что. Это эквивалент сатоши? Если это так, то это означает, что будет 185 миллиардов криптонот. Я знаю, что со временем это нужно будет подправить на нескольких страницах, или, может быть, это опечатка? Если базовая награда — «все оставшиеся монеты», то для получения всех монет достаточно только одного блока. Инстамин. С другой стороны, если предполагается, что это каким-то образом пропорционально разница во времени между настоящим моментом и какой-то датой прекращения производства монет? Это бы имеет смысл. Кроме того, в моем мире два знака «больше» означают «намного больше». Автор возможно, имеется в виду что-то другое? Если корректировка сложности происходит в каждом блоке, то у злоумышленника может быть очень большая ферма машины работают время от времени в тщательно выбранные промежутки времени. Это может привести к хаотическому взрыву (или падению до нуля) сложности, если формулы корректировки сложности не будут должным образом демпфированы. Несомненно, метод Bitcoin непригоден для быстрых пересчетов, но идея инерции в этих системах необходимо будет доказать, а не считать само собой разумеющимся. Кроме того, колебания в сети сложность не обязательно является проблемой, если только она не приводит к колебаниям мнимых запас монет, а очень быстро меняющаяся сложность может привести к «чрезмерной коррекции». Затраченное время, особенно в течение короткого промежутка времени, например нескольких минут, будет пропорционально «общему количеству количество блоков, созданных в сети». Константа пропорциональности сама будет расти. с течением времени, предположительно экспоненциально, если CN взлетит. Возможно, было бы лучше просто отрегулировать сложность, чтобы сохранить «общее количество блоков, созданных на сети с момента добавления последнего блока в основную цепочку» в пределах некоторого постоянного значения или с ограниченная вариация или что-то в этом роде. Если адаптивный алгоритм, который является вычислительным Легко реализовать, может показаться, что это решит проблему. Но если бы мы использовали этот метод, кто-то с большой майнинговой фермой мог бы закрыть свою ферму. на несколько часов и снова включите его. За первые несколько кварталов эта ферма будет производить банк. Итак, на самом деле этот метод поднимает интересный вопрос: майнинг становится (в среднем) проигрышная игра без рентабельности инвестиций, особенно по мере того, как все больше людей подключаются к сети. Если сложность майнинга очень внимательно отслеживаемая сеть hashrate, я почему-то сомневаюсь, что люди будут майнить столько, сколько они в настоящее время делаю. Или, с другой стороны, вместо того, чтобы поддерживать круглосуточную работу своих майнинг-ферм, они могут превратить их включен на 6 часов, выключен на 2, включен на 6, выключен на 2 или что-то в этом роде. Просто переключитесь на другую монету в течение нескольких часов, подождите, пока сложность упадет, затем запрыгивайте обратно, чтобы получить эти несколько дополнительных очков. блоков прибыльности по мере адаптации сети. И знаешь что? Это на самом деле, наверное один из лучших сценариев добычи полезных ископаемых, которые я придумал... Это могло бы быть циклично, но если время создания блока в среднем составляет около минуты, можем ли мы просто использовать количество блоков в качестве показателя «затраченного времени?»

6 Дополнительные преимущества 6.1 Плавное излучение Верхняя граница общего количества цифровых монет CryptoNote составляет: MSupply = 264 −1. атомные единицы. Это естественное ограничение, основанное только на ограничениях реализации, а не на интуиции. например: «N монет должно хватить всем». Для обеспечения плавности процесса эмиссии воспользуемся следующей формулой для блока награды: Базовое вознаграждение = (MSupply −A) ≫18, где A — количество ранее сгенерированных монет. 6.2 Регулируемые параметры 6.2.1 Сложность CryptoNote содержит алгоритм таргетинга, который меняет сложность каждого блока. Это уменьшает время реакции системы при интенсивном росте или сокращении сети hashrate, сохранение постоянной скорости блокировки. Исходный метод Bitcoin вычисляет отношение фактических и целевой промежуток времени между последними блоками 2016 года и использует его в качестве множителя для текущего сложность. Очевидно, что для быстрых пересчетов это непригодно (из-за большой инерционности) и приводит к колебаниям. Общая идея нашего алгоритма заключается в суммировании всей работы, выполненной узлами, и разделите его на время, которое они потратили. Мерой работы являются соответствующие значения сложности. в каждом блоке. Но из-за неточных и ненадежных временных меток мы не можем определить точную дату. интервал времени между блоками. Пользователь может перенести свою временную метку в будущее и в следующий раз. интервалы могут быть невероятно малыми или даже отрицательными. Вероятно, таких инцидентов будет немного. такого рода, поэтому мы можем просто отсортировать временные метки и отсечь выбросы (т. е. 20%). Диапазон остальные значения — это время, затраченное на 80% соответствующих блоков. 6.2.2 Ограничения по размеру Пользователи платят за хранение blockchain и имеют право голосовать за его размер. Каждый шахтер имеет дело с компромиссом между балансом затрат и прибыли от комиссий и устанавливает свои собственные «мягкий лимит» для создания блоков. Также основное правило максимального размера блока необходимо для предотвращая заполнение blockchain фиктивной транзакцией, однако это значение должно не быть жестко закодированным. Пусть MN — медианное значение размеров последних N блоков. Тогда «жесткое ограничение» на размер приема блоков составляет 2 \(\cdot\) МН. Это предотвращает раздувание blockchain, но при этом позволяет ограничить лимит. при необходимости медленно расти со временем. Размер транзакции не обязательно ограничивать явно. Он ограничен размером блока; и если кто-то захочет создать огромную транзакцию с сотнями входов/выходов (или с высокая степень двусмысленности кольцевых подписей), он может сделать это, заплатив достаточную плату. 6.2.3 Штраф за превышение размера Майнер по-прежнему имеет возможность наполнить блок своими собственными транзакциями с нулевой комиссией до максимального уровня. размер 2 \(\cdot\) Мб. Несмотря на то, что только большинство майнеров могут изменить медианное значение, все же существует 13 6 Дополнительные преимущества 6.1 Плавное излучение Верхняя граница общего количества цифровых монет CryptoNote составляет: MSupply = 264 −1. атомные единицы. Это естественное ограничение, основанное только на ограничениях реализации, а не на интуиции. например: «N монет должно хватить всем». Для обеспечения плавности процесса эмиссии воспользуемся следующей формулой для блока награды: Базовое вознаграждение = (MSupply −A) ≫18, где A — количество ранее сгенерированных монет. 6.2 Регулируемые параметры 6.2.1 Сложность CryptoNote содержит алгоритм таргетинга, который меняет сложность каждого блока. Это уменьшает время реакции системы, когда скорость сети hash интенсивно растет или сокращается, сохранение постоянной скорости блокировки. Исходный метод Bitcoin вычисляет отношение фактических и целевой промежуток времени между последними блоками 2016 года и использует его в качестве множителя для текущего сложность. Очевидно, что для быстрых пересчетов это непригодно (из-за большой инерционности) и приводит к колебаниям. Общая идея нашего алгоритма заключается в суммировании всей работы, выполненной узлами, и разделите его на время, которое они потратили. Мерой работы являются соответствующие значения сложности. в каждом блоке. Но из-за неточных и ненадежных временных меток мы не можем определить точную дату. интервал времени между блоками. Пользователь может перенести свою временную метку в будущее и в следующий раз. интервалы могут быть невероятно малыми или даже отрицательными. Вероятно, таких инцидентов будет немного. такого рода, поэтому мы можем просто отсортировать временные метки и отсечь выбросы (т. е. 20%). Диапазон остальные значения — это время, затраченное на 80% соответствующих блоков. 6.2.2 Ограничения по размеру Пользователи платят за хранение blockchain и имеют право голосовать за его размер. Каждый шахтер имеет дело с компромиссом между балансировкойОн тратит и получает прибыль от гонораров и устанавливает свои собственные «мягкий лимит» для создания блоков. Также основное правило максимального размера блока необходимо для предотвращая заполнение blockchain фиктивной транзакцией, однако это значение должно не быть жестко закодированным. Пусть MN — медианное значение размеров последних N блоков. Тогда «жесткое ограничение» на размер приема блоков составляет 2 \(\cdot\) МН. Это предотвращает раздувание blockchain, но при этом позволяет ограничить при необходимости медленно расти со временем. Размер транзакции не обязательно ограничивать явно. Он ограничен размером блока; и если кто-то захочет создать огромную транзакцию с сотнями входов/выходов (или с высокая степень двусмысленности кольцевых подписей), он может сделать это, заплатив достаточную плату. 6.2.3 Штраф за превышение размера Майнер по-прежнему имеет возможность наполнить блок своими собственными транзакциями с нулевой комиссией до максимального уровня. размер 2 \(\cdot\) Мб. Несмотря на то, что только большинство майнеров могут изменить медианное значение, все же существует 13 24 Хорошо, у нас есть blockchain, и каждый блок имеет временные метки, ДОПОЛНИТЕЛЬНО к тому, что он просто заказал. Это было явно вставлено просто для сложности настройки, потому что временные метки Как уже упоминалось, очень ненадежно. Разрешено ли нам иметь противоречивые временные метки в цепочке? Если в цепочке блок А предшествует блоку Б и с финансами все в порядке, но Блок А, похоже, был создан после Блока Б? Потому что, возможно, кто-то владел большая часть сети? Это нормально? Наверное, потому, что с финансами не все в порядке. Хорошо, я ненавижу это произвольное «только 80% блоков являются законными для основного blockchain». подход. Это было сделано для того, чтобы лжецы не могли изменить свои временные метки? Но теперь он добавляет стимул для всех лгать о своих временных метках и просто выбирать медиану. Пожалуйста, определите. Это означает «для этого блока включать только транзакции, включающие более высокие комиссии». чем p%, предпочтительно с комиссией выше 2p%» или что-то в этом роде? Что они подразумевают под словом фальшивка? Если транзакция соответствует прошлой истории blockchain, и транзакция включает комиссию, удовлетворяющую майнеров, разве этого недостаточно? Ну, нет, не обязательно. Если максимальный размер блока не существует, злоумышленнику нечего удерживать. от простой загрузки огромного блока транзакций себе сразу, просто чтобы замедлить сеть. Основное правило максимального размера блока не позволяет людям размещать огромное количество мусора. данные на blockchain все сразу, просто чтобы замедлить процесс. Но такое правило, безусловно, должно быть адаптивными: например, во время рождественского сезона можно ожидать резкого увеличения трафика, и размер блока становится очень большим, и сразу после этого размер блока впоследствии уменьшается снова. Поэтому нам нужно либо а) какое-то адаптивное ограничение, либо б) достаточно большое ограничение, чтобы 99% разумные рождественские пики не выходят за рамки ограничений. Конечно, второе невозможно. оценка - кто знает, приживется ли валюта? Лучше сделать адаптивным и не париться об этом. Но тогда у нас возникает проблема теории управления: как сделать это адаптивным без уязвимость к атакам или диким и сумасшедшим колебаниям? Обратите внимание, что адаптивный метод не мешает злоумышленникам накапливать небольшие суммы. ненужных данных с течением времени на blockchain, что приводит к долгосрочному раздуванию. Это другая проблема в целом и тот, с которым у криптоноут есть серьезные проблемы.

6 Дополнительные преимущества 6.1 Плавное излучение Верхняя граница общего количества цифровых монет CryptoNote составляет: MSupply = 264 −1. атомные единицы. Это естественное ограничение, основанное только на ограничениях реализации, а не на интуиции. например: «N монет должно хватить всем». Для обеспечения плавности процесса эмиссии воспользуемся следующей формулой для блока награды: Базовое вознаграждение = (MSupply −A) ≫18, где A — количество ранее сгенерированных монет. 6.2 Регулируемые параметры 6.2.1 Сложность CryptoNote содержит алгоритм таргетинга, который меняет сложность каждого блока. Это уменьшает время реакции системы при интенсивном росте или сокращении сети hashrate, сохранение постоянной скорости блокировки. Исходный метод Bitcoin вычисляет отношение фактических и целевой промежуток времени между последними блоками 2016 года и использует его в качестве множителя для текущего сложность. Очевидно, что для быстрых пересчетов это непригодно (из-за большой инерционности) и приводит к колебаниям. Общая идея нашего алгоритма заключается в суммировании всей работы, выполненной узлами, и разделите его на время, которое они потратили. Мерой работы являются соответствующие значения сложности. в каждом блоке. Но из-за неточных и ненадежных временных меток мы не можем определить точную дату. интервал времени между блоками. Пользователь может перенести свою временную метку в будущее и в следующий раз. интервалы могут быть невероятно малыми или даже отрицательными. Вероятно, таких инцидентов будет немного. такого рода, поэтому мы можем просто отсортировать временные метки и отсечь выбросы (т. е. 20%). Диапазон остальные значения — это время, затраченное на 80% соответствующих блоков. 6.2.2 Ограничения по размеру Пользователи платят за хранение blockchain и имеют право голосовать за его размер. Каждый шахтер имеет дело с компромиссом между балансом затрат и прибыли от комиссий и устанавливает свои собственные «мягкий лимит» для создания блоков. Также основное правило максимального размера блока необходимо для предотвращение заполнения blockchain фиктивной транзакцией, однако это значение должно не быть жестко закодированным. Пусть MN — медианное значение размеров последних N блоков. Тогда «жесткое ограничение» на размер приема блоков составляет 2 \(\cdot\) МН. Это предотвращает раздувание blockchain, но при этом позволяет ограничить при необходимости медленно расти со временем. Размер транзакции не обязательно ограничивать явно. Он ограничен размером блока; и если кто-то захочет создать огромную транзакцию с сотнями входов/выходов (или с высокая степень двусмысленности кольцевых подписей), он может сделать это, заплатив достаточную плату. 6.2.3 Штраф за превышение размера Майнер по-прежнему имеет возможность наполнить блок своими собственными транзакциями с нулевой комиссией до максимального уровня. размер 2 \(\cdot\) Мб. Несмотря на то, что только большинство майнеров могут изменить медианное значение, все же существует 13 6 Дополнительные преимущества 6.1 Плавное излучение Верхняя граница общего количества цифровых монет CryptoNote составляет: MSupply = 264 −1. атомные единицы. Это естественное ограничение, основанное только на ограничениях реализации, а не на интуиции. например: «N монет должно хватить всем». Для обеспечения плавности процесса эмиссии воспользуемся следующей формулой для блока награды: Базовое вознаграждение = (MSupply −A) ≫18, где A — количество ранее сгенерированных монет. 6.2 Регулируемые параметры 6.2.1 Сложность CryptoNote содержит алгоритм таргетинга, который меняет сложность каждого блока. Это уменьшает время реакции системы при интенсивном росте или сокращении сети hashrate, сохранение постоянной скорости блокировки. Исходный метод Bitcoin вычисляет отношение фактических и целевой промежуток времени между последними блоками 2016 года и использует его в качестве множителя для текущего сложность. Очевидно, что для быстрых пересчетов это непригодно (из-за большой инерционности) и приводит к колебаниям. Общая идея нашего алгоритма заключается в суммировании всей работы, выполненной узлами, и разделите его на время, которое они потратили. Мерой работы являются соответствующие значения сложности. в каждом блоке. Но из-за неточных и ненадежных временных меток мы не можем определить точную дату. интервал времени между блоками. Пользователь может перенести свою временную метку в будущее и в следующий раз. интервалы могут быть невероятно малыми или даже отрицательными. Вероятно, таких инцидентов будет немного. такого рода, поэтому мы можем просто отсортировать временные метки и отсечь выбросы (т. е. 20%). Диапазон остальные значения — это время, затраченное на 80% соответствующих блоков. 6.2.2 Ограничения по размеру Пользователи платят за хранение blockchain и имеют право голосовать за его размер. Каждый шахтер имеет дело с компромиссом между балансировкойОн тратит и получает прибыль от гонораров и устанавливает свои собственные «мягкий лимит» для создания блоков. Также основное правило максимального размера блока необходимо для предотвращая заполнение blockchain фиктивной транзакцией, однако это значение должно не быть жестко закодированным. Пусть MN — медианное значение размеров последних N блоков. Тогда «жесткое ограничение» на размер приема блоков составляет 2 \(\cdot\) МН. Это предотвращает раздувание blockchain, но при этом позволяет ограничить при необходимости медленно расти со временем. Размер транзакции не обязательно ограничивать явно. Он ограничен размером блока; и если кто-то захочет создать огромную транзакцию с сотнями входов/выходов (или с высокая степень двусмысленности кольцевых подписей), он может сделать это, заплатив достаточную плату. 6.2.3 Штраф за превышение размера Майнер по-прежнему имеет возможность наполнить блок своими собственными транзакциями с нулевой комиссией до максимального уровня. размер 2 \(\cdot\) Мб. Несмотря на то, что только большинство майнеров могут изменить медианное значение, все же существует 13 25 При изменении масштаба времени так, чтобы одна единица времени составляла N блоков, средний размер блока теоретически мог бы расти экспоненциально пропорционально 2ˆt. С другой стороны, более общий предел в следующем блоке будет M_nf(M_n) для некоторой функции f. Какие свойства f будут мы выбираем, чтобы гарантировать некоторый «разумный рост» размера блока? Прогрессирование размеры блоков (после масштабирования времени) будут такими: 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( ... И цель здесь — выбрать f так, чтобы эта последовательность росла не быстрее, чем, скажем, линейно: или, возможно, даже как Log(t). Конечно, если f(M_n) = a для некоторой константы a, эта последовательность будет на самом деле М_н аМ_н аˆ2М_н аˆ3М_н ... И, конечно же, единственный способ ограничить максимально линейный рост — это выбрать a=1. Это, конечно, неосуществимо. Это вообще не дает возможности роста. Если же, с другой стороны, f(M_n) — непостоянная функция, то ситуация гораздо сложнее. сложен и может позволить найти элегантное решение. Я подумаю над этим некоторое время. Этот сбор должен быть достаточно большим, чтобы исключить штраф за превышение размера, предусмотренный в следующем разделе. Почему обычный пользователь считается мужчиной, а? А?

возможность раздуть blockchain и создать дополнительную нагрузку на узлы. Препятствовать злонамеренным участникам от создания крупных блоков вводим штрафную функцию: Новая награда = Базовая награда \(\cdot\) БлкСизе Миннесота −1 2 Это правило применяется только тогда, когда BlkSize превышает минимальный размер свободного блока, который должен быть близким к max(10kb, \(M_N \cdot 110\%\)). Майнерам разрешено создавать блоки «обычного размера» и даже превысить его с прибылью, когда общие сборы превысят штраф. Но сборы вряд ли вырастут квадратично отличается от значения штрафа, поэтому будет равновесие. 6.3 Скрипты транзакций CryptoNote имеет очень минималистическую подсистему сценариев. Отправитель указывает выражение Φ = f (x1, x2,..., xn), где n — количество открытых ключей назначения {Pi}n я = 1. Всего пять двоичных поддерживаются операторы: min, max, sum, mul и cmp. Когда получатель тратит этот платеж, он создает \(0 \leq k \leq n\) подписей и передает их на вход транзакции. Процесс проверки просто оценивает Φ с xi = 1, чтобы проверить действительную подпись для открытого ключа Pi и xi = 0. Верификатор принимает доказательство, если Φ > 0. Несмотря на свою простоту, этот подход охватывает все возможные случаи: • Многопороговая сигнатура. Для мультиподписи в стиле Bitcoin «M-из-N» (т. е. получатель должен предоставить как минимум \(0 \leq M \leq N\) действительных подписей) Φ = x1+x2+. . .+xN \(\geq M\) (для ясности мы используем общепринятые алгебраические обозначения). Взвешенная пороговая сигнатура (некоторые ключи могут быть более важными, чем другие) можно выразить как Φ = \(w_1 \cdot x_1\) + ш2 \(\cdot\) х2 + . . . + \(w_N \cdot x_N\) \(\geq wM\). И сценарий, в котором мастер-ключ соответствует Φ = max(\(M \cdot x\), x1 + x2 +... + xN) \(\geq M\). Легко показать, что любой сложный случай может быть рассмотрен. выражаются с помощью этих операторов, т.е. они образуют основу. • Защита паролем. Владение секретным паролем эквивалентно знанию закрытый ключ, детерминированно полученный из пароля: k = KDF(s). Следовательно, приемник может доказать, что он знает пароль, предоставив еще одну подпись под ключом k. Отправитель просто добавляет соответствующий открытый ключ к своим выводам. Обратите внимание, что это метод гораздо более безопасен, чем «транзакционная головоломка», использованная в Bitcoin [13], где пароль явно передается на входе. • Вырожденные случаи. Φ = 1 означает, что деньги может потратить кто угодно; Φ = 0 отмечает вывод как не подлежащий расходованию навсегда. В случае, когда выходной скрипт в сочетании с открытыми ключами слишком велик для отправителя, он может использовать специальный тип вывода, который указывает, что получатель поместит эти данные в свои входные данные. в то время как отправитель предоставляет только hash этого сообщения. Этот подход аналогичен подходу Bitcoin «оплата-hash». функция, но вместо добавления новых команд сценария мы обрабатываем этот случай в структуре данных уровень. 7 Заключение Мы исследовали основные недостатки Bitcoin и предложили некоторые возможные решения. Эти выгодные особенности и наше постоянное развитие делают новую систему электронных денег CryptoNote серьезный конкурент Bitcoin, превосходящий все его форки. 14 возможность раздуть blockchain и создать дополнительную нагрузку на узлы. Препятствовать злонамеренным участникам от создания крупных блоков вводим штрафную функцию: Новая награда = Базовая награда \(\cdot\) БлкСизе Миннесота −1 2 Это правило применяется только тогда, когда BlkSize превышает минимальный размер свободного блока, который должен быть близким к max(10kb, \(M_N \cdot 110\%\)). Майнерам разрешено создавать блоки «обычного размера» и даже превысить его с прибылью, когда общие сборы превысят штраф. Но сборы вряд ли вырастут квадратично отличается от значения штрафа, поэтому будет равновесие. 6.3 Скрипты транзакций CryptoNote имеет очень минималистическую подсистему сценариев. Отправитель указывает выражение Φ = f (x1, x2,..., xn), где n — количество открытых ключей назначения {Pi}n я = 1. Всего пять двоичных поддерживаются операторы: min, max, sum, mul и cmp. Когда получатель тратит этот платеж, он создает \(0 \leq k \leq n\) подписей и передает их на вход транзакции. Процесс проверки просто оценивает Φ с xi = 1, чтобы проверить действительную подпись для открытого ключа Pi и xi = 0. Верификатор принимает доказательство, если Φ > 0. Несмотря на свою простоту, этот подход охватывает все возможные случаи: • Многопороговая сигнатура. Для мультиподписи в стиле Bitcoin «M-из-N» (т. е. получатель должен предоставить как минимум \(0 \leq M \leq N\) действительных подписей) Φ = x1+x2+. . .+xN \(\geq M\) (для ясности мы используем общепринятые алгебраические обозначения). Взвешенная пороговая сигнатура (некоторые ключи могут быть более важными, чем другие) можно выразить как Φ = \(w_1 \cdot x_1\) + ш2 \(\cdot\) х2 + . . . + \(w_N \cdot x_N\) \(\geq wM\). И скэнарio, где мастер-ключ соответствует Φ = max(\(M \cdot x\), x1 + x2 +... + xN) \(\geq M\). Легко показать, что любой сложный случай может быть рассмотрен. выражаются с помощью этих операторов, т.е. они образуют основу. • Защита паролем. Владение секретным паролем эквивалентно знанию закрытый ключ, детерминированно полученный из пароля: k = KDF(s). Следовательно, приемник может доказать, что он знает пароль, предоставив еще одну подпись под ключом k. Отправитель просто добавляет соответствующий открытый ключ к своим выводам. Обратите внимание, что это метод гораздо более безопасен, чем «транзакционная головоломка», использованная в Bitcoin [13], где пароль явно передается на входе. • Вырожденные случаи. Φ = 1 означает, что деньги может потратить кто угодно; Φ = 0 отмечает вывод как не подлежащий расходованию навсегда. В случае, когда выходной скрипт в сочетании с открытыми ключами слишком велик для отправителя, он может использовать специальный тип вывода, который указывает, что получатель поместит эти данные в свои входные данные. в то время как отправитель предоставляет только hash этого сообщения. Этот подход аналогичен подходу Bitcoin «оплата-hash». функция, но вместо добавления новых команд сценария мы обрабатываем этот случай в структуре данных уровень. 7 Заключение Мы исследовали основные недостатки Bitcoin и предложили некоторые возможные решения. Эти выгодные особенности и наше постоянное развитие делают новую систему электронных денег CryptoNote серьезный конкурент Bitcoin, превосходящий все его форки. 14 26 В этом может не оказаться необходимости, если мы сможем найти способ ограничить размер блока с течением времени... Это также не может быть правильным. Они просто установили «NewReward» на параболу, обращенную вверх, где размер блока является независимой переменной. Таким образом, новая награда раздувается до бесконечности. Если, с другой стороны, новая награда равна Max(0,Base Reward(1-(BlkSize/Mn - 1)ˆ2)), затем новая награда будет обращенной вниз параболой с пиком при размере блока = Mn и точками пересечения в точке Размер блока = 0 и Размер блока = 2Mn. И, кажется, именно это они пытаются описать. Однако это не

Анализ

5 Не то чтобы это имело большое значение, когда миллиард человек в мире живут менее чем на доллар в год. и у меня нет никакой надежды когда-либо участвовать в какой-либо горнодобывающей сети... кроме экономической мир, управляемый валютной системой p2p с принципом «один процессор – один голос», по-видимому, был бы более справедливее, чем система, основанная на частичном банковском резервировании. Но протокол Cryptonote по-прежнему требует 51% честных пользователей... см., например, Cryptonote форумы, где один из разработчиков, Плишков, говорит, что традиционная атака 51% с заменой данных на blockchain все еще может работать. https://forum.cryptonote.org/viewtopic.php?f=2&t=198 Обратите внимание: на самом деле вам не нужен 51% честных пользователей. Вам просто очень не нужно «ни одного нечестного фракция, владеющая более чем 51% hash мощи сети." Давайте назовем эту так называемую проблему Биткойна «адаптивной жесткостью». Решение Cryptonote для адаптивного жесткость – это адаптивная гибкость значений параметров протокола. Если вам нужны блоки большего размера, нет проблем, сеть все это время будет плавно настраиваться. То есть, способ, которым Bitcoin регулирует сложность с течением времени, можно воспроизвести во всем нашем протоколе. параметры, чтобы не требовалось достижение сетевого консенсуса для обновления протокола. На первый взгляд это кажется хорошей идеей, но без тщательного обдумывания это саморегулирующаяся идея. система может стать совершенно непредсказуемой и хаотичной. Мы рассмотрим это подробнее позже, поскольку возможности возникают. «Хорошие» системы находятся где-то между адаптивно-жесткими и адаптивно-гибкими. гибки, и, возможно, даже сама жесткость адаптивна. Если бы у нас действительно был принцип «один процессор — один голос», то совместная работа и разработка пулов позволили бы достичь 51 %. было бы сложнее. Мы ожидаем, что каждый процессор в мире будет заниматься майнингом с телефонов. к встроенному процессору вашей Tesla во время зарядки. http://en.wikipedia.org/wiki/Pareto_principle Я утверждаю, что равновесие Парето в некоторой степени неизбежно. Либо 20% системы владеть 80% процессоров, или 20% системы будет владеть 80% ASIC. Я предполагаю это, потому что основное распределение богатства в обществе уже демонстрирует распределение Парето: и по мере того, как присоединяются новые майнеры, они выбираются из этого базового распределения. Тем не менее, я утверждаю, что протоколы с принципом «один процессор — один голос» принесут окупаемость инвестиций в аппаратное обеспечение. Блокировать вознаграждение за узел будет более точно пропорционально количеству узлов в сети, поскольку распределение производительности по узлам будет гораздо более плотным. Bitcoin, с другой стороны, видит вознаграждение за блок (за узел), более пропорциональное вычислительной мощности этого узла. узел. То есть в горнодобывающей отрасли все еще участвуют только «большие мальчики». С другой стороны, хотя принцип Парето по-прежнему будет действовать, в мире «один процессор — один голос» каждый участвует в сетевой безопасности и получает небольшой доход от майнинга. В мире ASIC нецелесообразно привязывать к себе каждый XBox и мобильный телефон. В мире «один процессор — один голос» это очень разумно с точки зрения вознаграждения за майнинг. Как приятное последствие, набрать 51% голосов труднее, когда голосов становится все больше и больше, что дает прекрасный польза для сетевой безопасности..оборудование, описанное ранее. Предположим, что глобальная скорость hash значительно снижается, даже для мгновение, теперь он может использовать свою мощность майнинга, чтобы разветвить цепочку и удвоить расходы. Как мы увидим далее в этой статье вполне вероятно, что ранее описанное событие имело место. 2.3 Нерегулярная эмиссия Bitcoin имеет заранее определенную скорость эмиссии: каждый решенный блок производит фиксированное количество монет. Примерно каждые четыре года эта награда уменьшается вдвое. Первоначальное намерение состояло в том, чтобы создать ограниченное плавное излучение с экспоненциальным затуханием, но по факту мы имеем кусочно-линейное излучение функция, точки останова которой могут вызвать проблемы в инфраструктуре Bitcoin. Когда происходит точка останова, майнеры начинают получать только половину стоимости своих предыдущих награда. Абсолютная разница между 12,5 и 6,25 BTC (прогноз на 2020 год) может кажутся терпимыми. Однако при рассмотрении падения BTC с 50 до 25, произошедшего в ноябре 28 2012 года, посчитали его неприемлемым для значительного числа членов горнодобывающего сообщества. Рисунок 1 показано резкое снижение скорости hash сети в конце ноября, как раз тогда, когда произошло халвинг. Это событие могло стать идеальным моментом для злонамеренного человека. описано в разделе функции proof-of-work для проведения атаки двойных расходов [36]. Рис. 1. График курса Bitcoin hash (источник: http://bitcoin.sipa.be) 2.4 Жестко запрограммированные константы Bitcoin имеет множество жестко запрограммированных ограничений, некоторые из которых являются естественными элементами исходного дизайна (например, частота блоков, максимальная сумма денежной массы, количество подтверждений), тогда как другие кажутся искусственными ограничениями. Дело не столько в ограничениях, сколько в невозможности быстро меняться. 3 оборудование, описанное ранее. Предположим, что глобальная скорость hash значительно снижается, даже для мгновение, теперь он может использовать свою мощность майнинга, чтобы разветвить цепочку и удвоить расходы. Как мы увидим далее в этой статье вполне вероятно, что ранее описанное событие имело место. 2.3 Нерегулярная эмиссия Bitcoin имеет заранее определенную скорость эмиссии: каждый решенный блок производит фиксированное количество монет. Примерно каждые четыре года эта награда уменьшается вдвое. Первоначальное намерение состояло в том, чтобы создать ограниченное плавное излучение с экспоненциальным затуханием, но по факту мы имеем кусочно-линейное излучение функция, точки останова которой могут вызвать проблемы в инфраструктуре Bitcoin. Когда происходит точка останова, майнеры начинают получать только половину стоимости своих предыдущих награда. Абсолютная разница между 12,5 и 6,25 BTC (прогноз на 2020 год) может кажутся терпимыми. Однако при рассмотрении падения BTC с 50 до 25, произошедшего в ноябре 28 2012 года, посчитали его неприемлемым для значительного числа членов горнодобывающего сообщества. Рисунок 1 показано резкое снижение скорости hash сети в конце ноября, как раз тогда, когда произошло халвинг. Это событие могло стать идеальным моментом для злонамеренного человека. описано в разделе функции proof-of-work для проведения атаки двойных расходов [36]. Рис. 1. График курса Bitcoin hash (источник: http://bitcoin.sipa.be) 2.4 Жестко запрограммированные константы Bitcoin имеет множество жестко запрограммированных ограничений, некоторые из которых являются естественными элементами исходного дизайна (например, частота блоков, максимальная сумма денежной массы, количество подтверждений), тогда как другие кажутся искусственными ограничениями. Дело не столько в ограничениях, сколько в невозможности быстро меняться. 3 6 Давайте назовем это тем, чем оно является, атакой зомби. Давайте обсудим, каким может быть непрерывное излучение. Это связано с принципом «один процессор — один голос» в сценарии атаки зомби. В мире «один процессор – один голос» каждый сотовый телефон и каждый автомобиль, когда бы они ни находились в режиме ожидания, будут заниматься майнингом. Собрать кучу дешевого оборудования для создания майнинг-фермы было бы очень-очень легко, потому что всего лишь почти во всем есть процессор. С другой стороны, в этот момент количество процессоров Я думаю, что необходимое для запуска атаки 51% было бы весьма удивительным. Кроме того, именно поскольку было бы легко собрать дешевое оборудование, мы можем разумно ожидать многие люди начинают копить что-нибудь с процессором. Гонка вооружений в мире «один процессор – один голос» обязательно более эгалитарен, чем в мире ASIC. Следовательно, разрыв в сети безопасность из-за уровня выбросов должна быть МЕНЬШЕЙ проблемой в мире «один процессор – один голос». Однако остаются два факта: 1) скачок в скорости выбросов может привести к эффекту заикания в и в экономике, и в сетевой безопасности, что плохо, и 2) хоть и атака 51% выполненный кем-то, кто собирает дешевое оборудование, все еще может происходить в однопроцессорном процессоре-голосуйте за мир, кажется, должно быть сложнее. Предположительно, защита от этого состоит в том, что все нечестные актеры будут пытаться это сделать. одновременно, и мы возвращаемся к предыдущему понятию безопасности Bitcoin: «мы не требуем нечестных действий». фракция будет контролировать более 51% сети». Автор утверждает здесь, что одна из проблем с биткойнами заключается в том, что может привести к внезапному снижению участия в сети и, следовательно, к снижению безопасности сети. Таким образом, Предпочтительна непрерывная, дифференцируемая и плавная скорость эмиссии монет. Автор не ошибается, это факт. Любое внезапное снижение участия в сети может привести к такой проблеме, и если мы можем устранить один из ее источников, мы должны это сделать. Сказав это, это возможно, что длительные периоды «относительно постоянной» эмиссии монет, перемежающиеся внезапными изменениями Это идеальный путь с экономической точки зрения. Я не экономист. Так что, возможно, мы должны решить, собираемся ли мы обменивать сетевую безопасность на что-то экономическое — что здесь? http://arxiv.org/abs/1402.2009их при необходимости, что вызывает основные недостатки. К сожалению, трудно предсказать, когда константы, возможно, придется изменить, а их замена может привести к ужасным последствиям. Хорошим примером жестко запрограммированного изменения лимита, приводящего к катастрофическим последствиям, является блок ограничение размера установлено на 250 КБ1. Этого лимита было достаточно для проведения около 10 000 стандартных транзакций. В В начале 2013 года этот предел был почти достигнут, и было достигнуто соглашение об увеличении предел. Изменение было реализовано в версии кошелька 0.8 и закончилось разделением цепочки на 24 блока. и успешная атака двойной траты [9]. Хотя ошибка была не в протоколе Bitcoin, а скорее, в ядре базы данных его можно было бы легко обнаружить с помощью простого стресс-теста, если бы было отсутствие искусственно введенного ограничения размера блока. Константы также действуют как форма точки централизации. Несмотря на одноранговый характер Bitcoin, подавляющее большинство узлов используют официальный эталонный клиент [10], разработанный небольшая группа людей. Эта группа принимает решение о внесении изменений в протокол. и большинство людей принимают эти изменения независимо от их «правильности». Некоторые решения вызвали бурные дискуссии и даже призывы к бойкоту [11], что свидетельствует о том, что сообщество и разработчики могут расходиться во мнениях по некоторым важным моментам. Поэтому кажется логичным иметь протокол с настраиваемыми пользователем и самонастраивающимися переменными как возможный способ избежать этих проблем. 2,5 Громоздкие скрипты Система сценариев в Bitcoin — сложная и тяжелая функция. Потенциально это позволяет создавать сложные транзакции [12], но некоторые из его функций отключены из соображений безопасности и некоторые даже никогда не использовались [13]. Скрипт (включая часть отправителя и получателя) для самой популярной транзакции в Bitcoin выглядит так: OP DUP OP HASH160 OP EQUALVERIFY OP CHECKSIG. Длина скрипта составляет 164 байта, и его единственная цель — проверить, обладает ли получатель секретный ключ, необходимый для проверки его подписи.