كريبتونوت v2.0

giriiş

“Bitcoin” [1], p2p elektronik nakit kavramının başarılı bir uygulaması olmuştur. Her ikisi de profesyoneller ve genel halk, aşağıdakilerin uygun kombinasyonunu takdir etmeye başladı halka açık işlemler ve güven modeli olarak proof-of-work. Günümüzde elektronik paranın kullanıcı tabanı istikrarlı bir hızla büyüyor; Müşteriler düşük ücretlerden ve sağlanan anonimlikten etkilenirler elektronik nakit ve tüccarlar tahmin edilen ve merkezi olmayan emisyona değer veriyor. Bitcoin var elektronik paranın kağıt para kadar basit ve kullanışlı olabileceğini etkili bir şekilde kanıtladı kredi kartları. Maalesef Bitcoin birçok eksiklikten muzdariptir. Örneğin, sistemin dağıtılmış doğası esnek değildir ve neredeyse tüm ağ kullanıcıları istemcilerini güncelleyinceye kadar yeni özelliklerin uygulanmasını engeller. Hızla düzeltilemeyen bazı kritik kusurlar Bitcoin'nin çalışmasını caydırır yaygın yayılma. Bu tür esnek olmayan modellerde yeni bir projenin hayata geçirilmesi daha verimlidir. Orijinal projeyi sürekli olarak düzeltmek yerine. Bu yazıda Bitcoin'nın ana eksikliklerini inceliyor ve bunlara çözümler öneriyoruz. inanıyoruz önerdiğimiz çözümleri dikkate alan bir sistemin sağlıklı bir rekabete yol açacağı farklı elektronik nakit sistemleri arasında. Ayrıca kendi elektronik paramız olan “CryptoNote”u da öneriyoruz. elektronik nakitte bir sonraki atılımı vurgulayan bir isim.

Bitcoin Dezavantajları ve Olası Çözümler

2 Bitcoin dezavantajları ve bazı olası çözümler 2.1 İşlemlerin izlenebilirliği Gizlilik ve anonimlik elektronik paranın en önemli unsurlarıdır. Eşler arası ödemeler Geleneksel ile karşılaştırıldığında belirgin bir fark, üçüncü tarafın görüşünden gizlenmeye çalışılmasıdır. bankacılık. Özellikle, T. Okamoto ve K. Ohta ideal elektronik paranın altı kriterini tanımladılar: "Gizlilik: kullanıcı ile satın aldıkları arasındaki ilişki takip edilemez olmalıdır" herkes tarafından” [30]. Açıklamalarından, tamamen anonim olan iki özellik elde ettik. Okamoto tarafından belirtilen gerekliliklere uymak için elektronik nakit modelinin karşılanması gerekir ve Ohta: Takip edilemezlik: Gelen her işlem için tüm olası göndericilerin eşit olasılıklı olması. Bağlantısızlık: Yapılan herhangi iki işlem için bunların gönderildiğini kanıtlamak imkansızdır. aynı kişi. Maalesef Bitcoin izlenemezlik şartını karşılamıyor. Ağın katılımcıları arasında gerçekleşen tüm işlemler halka açık olduğundan, herhangi bir işlem gerçekleştirilebilir. 1 CryptoNote v 2.0 Nicolas van Saberhagen 17 Ekim 2013 1 Giriş “Bitcoin” [1], p2p elektronik nakit kavramının başarılı bir uygulaması olmuştur. Her ikisi de profesyoneller ve genel halk, aşağıdakilerin uygun kombinasyonunu takdir etmeye başladı halka açık işlemler ve güven modeli olarak proof-of-work. Günümüzde elektronik paranın kullanıcı tabanı istikrarlı bir hızla büyüyor; Müşteriler düşük ücretlerden ve sağlanan anonimlikten etkilenirler elektronik nakit ve tüccarlar tahmin edilen ve merkezi olmayan emisyona değer veriyor. Bitcoin var elektronik paranın kağıt para kadar basit ve kullanışlı olabileceğini etkili bir şekilde kanıtladı kredi kartları. Maalesef Bitcoin çeşitli eksikliklerden muzdariptir. Örneğin, sistemin dağıtılmış doğası esnek değildir ve neredeyse tüm ağ kullanıcıları istemcilerini güncelleyinceye kadar yeni özelliklerin uygulanmasını engeller. Hızlı bir şekilde düzeltilemeyen bazı kritik kusurlar Bitcoin'nin çalışmasını caydırır yaygın yayılma. Bu tür esnek olmayan modellerde yeni bir projenin hayata geçirilmesi daha verimlidir. Orijinal projeyi sürekli olarak düzeltmek yerine. Bu yazıda Bitcoin'nın ana eksikliklerini inceliyor ve bunlara çözümler öneriyoruz. inanıyoruz önerdiğimiz çözümleri dikkate alan bir sistemin sağlıklı bir rekabete yol açacağı farklı elektronik nakit sistemleri arasında. Ayrıca kendi elektronik paramız olan “CryptoNote”u da öneriyoruz. elektronik nakitte bir sonraki atılımı vurgulayan bir isim. 2 Bitcoin dezavantajları ve bazı olası çözümler 2.1 İşlemlerin izlenebilirliği Gizlilik ve anonimlik elektronik paranın en önemli unsurlarıdır. Eşler arası ödemeler Geleneksel ile karşılaştırıldığında belirgin bir fark, üçüncü tarafın görüşünden gizlenmeye çalışılmasıdır. bankacılık. Özellikle, T. Okamoto ve K. Ohta ideal elektronik paranın altı kriterini tanımladılar: "Gizlilik: kullanıcı ile satın aldıkları arasındaki ilişki takip edilemez olmalıdır" herkes tarafından” [30]. Açıklamalarından, tamamen anonim olan iki özellik elde ettik. Okamoto tarafından belirtilen gerekliliklere uymak için elektronik nakit modelinin karşılanması gerekir ve Ohta: Takip edilemezlik: Gelen her işlem için tüm olası göndericilerin eşit olasılıklı olması. Bağlantısızlık: Yapılan herhangi iki işlem için bunların gönderildiğini kanıtlamak imkansızdır. aynı kişi. Ne yazık ki Bitcoin izlenemezlik şartını karşılamıyor. Ağın katılımcıları arasında gerçekleşen tüm işlemler halka açık olduğundan, herhangi bir işlem gerçekleştirilebilir. 1 3 Bitcoin kesinlikle "takip edilemezlik" konusunda başarısız oluyor. Size BTC gönderdiğimde, bunun gönderildiği cüzdan blockchain üzerine geri dönülemez şekilde damgalanmıştır. Bu fonları kimin gönderdiğine dair hiçbir soru yok. çünkü yalnızca özel anahtarları bilenler bunları gönderebilir.benzersiz bir kökene ve nihai alıcıya kadar izi sürülebilir. İki katılımcı değişse bile Dolaylı bir şekilde fon sağlanması durumunda, uygun şekilde tasarlanmış bir yol bulma yöntemi, kaynağı ve kaynağı ortaya çıkaracaktır. son alıcı. Ayrıca Bitcoin öğesinin ikinci özelliği karşılamadığından da şüpheleniliyor. Bazı araştırmacılar ([33, 35, 29, 31]) dikkatli bir blockchain analizinin aralarında bir bağlantı ortaya çıkarabileceğini belirtmiştir ([33, 35, 29, 31]) Bitcoin ağının kullanıcıları ve bunların işlemleri. Her ne kadar bir takım yöntemler mevcut olsa da [25] ihtilaflı olduğundan, birçok gizli kişisel bilginin bu siteden alınabileceğinden şüpheleniliyor halka açık veritabanı. Bitcoin'nin yukarıda özetlenen iki özelliği karşılamadaki başarısızlığı, bunun şu sonuca varmasına neden olur: anonim değil, sahte anonim bir elektronik nakit sistemi. Kullanıcılar hızla gelişti Bu eksikliği ortadan kaldıracak çözümler. İki doğrudan çözüm "aklama hizmetleri" [2] ve dağıtılmış yöntemlerin geliştirilmesi [3, 4]. Her iki çözüm de karıştırma fikrine dayanmaktadır. çeşitli kamu işlemleri ve bunların bazı aracı adresler aracılığıyla gönderilmesi; hangisi sırayla güvenilir bir üçüncü tarafa ihtiyaç duymanın dezavantajını yaşar. Son zamanlarda I. Miers ve diğerleri tarafından daha yaratıcı bir plan önerildi. [28]: “Sıfırcoin”. Sıfırcoin kullanıcıların kriptografik tek yönlü akümülatörleri ve sıfır bilgi kanıtlarını kullanır. Bitcoin'leri sıfır paraya "dönüştürün" ve bunları, yerine anonim sahiplik kanıtı kullanarak harcayın Açık genel anahtar tabanlı dijital imzalar. Ancak bu tür bilgi kanıtlarının sabit bir değeri vardır. ancak uygunsuz boyut - yaklaşık 30 kb (bugünün Bitcoin sınırlarına göre), bu da teklifi geçerli kılıyor pratik değil. Yazarlar, protokolün çoğunluk tarafından kabul edilmesinin pek mümkün olmadığını itiraf ediyor Bitcoin kullanıcılar [5]. 2.2 proof-of-work işlevi Bitcoin yaratıcısı Satoshi Nakamoto, çoğunluk karar verme algoritmasını "bir CPU-bir oy" olarak tanımladı ve proof-of-work için CPU'ya bağlı fiyatlandırma işlevini (çift SHA-256) kullandı. şeması. Kullanıcılar tek işlem geçmişi emri [1] için oy verdiğinden, makullük ve Bu sürecin tutarlılığı tüm sistem için kritik koşullardır. Bu modelin güvenliği iki dezavantaja sahiptir. İlk olarak, ağın %51'ini gerektirir Madencilik gücünün dürüst kullanıcıların kontrolü altında olması. İkinci olarak sistemin ilerlemesi (hata düzeltmeleri, güvenlik düzeltmeleri vb.) kullanıcıların büyük çoğunluğunun aşağıdakileri desteklemesini ve kabul etmesini gerektirir: değişiklikler (bu, kullanıcılar cüzdan yazılımlarını güncellediklerinde meydana gelir) [6].Sonunda aynı oylama mekanizma aynı zamanda bazı özelliklerin uygulanmasına ilişkin toplu anketler için de kullanılıyor [7]. Bu, proof-of-work tarafından karşılanması gereken özellikleri tahmin etmemizi sağlar. fiyatlandırma fonksiyonu Bu tür bir işlev, bir ağ katılımcısının önemli bir yetkiye sahip olmasını sağlamamalıdır. başka bir katılımcıya göre avantaj; ortak donanım ve yüksek seviye arasında bir eşitlik gerektirir özel cihazların maliyeti. Son örneklerden [8], SHA-256 fonksiyonunun kullanıldığını görebiliriz Bitcoin mimarisinde madencilik daha verimli hale geldiğinden bu özelliğe sahip değildir Üst düzey CPU'larla karşılaştırıldığında GPU'lar ve ASIC cihazları. Bu nedenle Bitcoin, oy verme gücü arasında büyük bir fark olması için uygun koşullar yaratır. GPU ve ASIC sahiplerinin sahip olduğu "bir CPU-bir oy" ilkesini ihlal ettiği için katılımcılar CPU sahipleriyle karşılaştırıldığında çok daha büyük bir oylama gücü. Bunun klasik bir örneğidir Bir sistemdeki katılımcıların %20'sinin oyların %80'inden fazlasını kontrol ettiği Pareto ilkesi. Böyle bir eşitsizliğin ağın güvenliğiyle ilgili olmadığı, çünkü Oyların çoğunluğunu kontrol eden az sayıda katılımcı ancak bunların dürüstlüğü önemli olan katılımcılar. Ancak böyle bir argüman biraz kusurlu çünkü daha ziyade katılımcıların dürüstlüğünden ziyade ucuz özel donanımın ortaya çıkma olasılığı tehdit oluşturuyor. Bunu göstermek için aşağıdaki örneği ele alalım. Diyelim ki kötü niyetli birey, ucuz yöntemlerle kendi madencilik çiftliğini kurarak önemli bir madencilik gücü elde eder. 2 benzersiz bir kökene ve nihai alıcıya kadar izi sürülebilir. İki katılımcı değişse bile Dolaylı bir şekilde fon sağlanması durumunda, uygun şekilde tasarlanmış bir yol bulma yöntemi, kaynağı ve kaynağı ortaya çıkaracaktır. son alıcı. Ayrıca Bitcoin'nin ikinci özelliği karşılamadığından da şüpheleniliyor. Bazı araştırmacılar ([33, 35, 29, 31]) dikkatli bir blockchain analizinin aralarında bir bağlantıyı ortaya çıkarabileceğini belirtmiştir ([33, 35, 29, 31]) Bitcoin ağının kullanıcıları ve onların işlemleri. Her ne kadar bir takım yöntemler mevcut olsa da d[25] olarak belirtildiyse, birçok gizli kişisel bilginin bu siteden alınabileceğinden şüpheleniliyor. halka açık veritabanı. Bitcoin'nin yukarıda özetlenen iki özelliği karşılamadaki başarısızlığı, bunun şu sonuca varmasına neden oluyor: anonim değil, sahte anonim bir elektronik nakit sistemi. Kullanıcılar hızla gelişti Bu eksikliği ortadan kaldıracak çözümler. İki doğrudan çözüm “aklama hizmetleri” idi [2] ve dağıtılmış yöntemlerin geliştirilmesi [3, 4]. Her iki çözüm de karıştırma fikrine dayanmaktadır. çeşitli kamu işlemleri ve bunların bazı aracı adresler aracılığıyla gönderilmesi; hangisi sırayla güvenilir bir üçüncü tarafa ihtiyaç duymanın dezavantajını yaşar. Son zamanlarda I. Miers ve diğerleri tarafından daha yaratıcı bir plan önerildi. [28]: “Sıfırcoin”. Sıfırcoin kullanıcıların kriptografik tek yönlü akümülatörleri ve sıfır bilgi kanıtlarını kullanır. Bitcoin'leri sıfır paraya "dönüştürün" ve bunları, yerine anonim sahiplik kanıtı kullanarak harcayın Açık genel anahtar tabanlı dijital imzalar. Ancak bu tür bilgi kanıtlarının sabit bir değeri vardır. ancak uygunsuz boyut - yaklaşık 30 kb (bugünün Bitcoin sınırlarına göre), bu da teklifi geçerli kılıyor pratik değil. Yazarlar, protokolün çoğunluk tarafından kabul edilmesinin pek mümkün olmadığını itiraf ediyor Bitcoin kullanıcılar [5]. 2.2 proof-of-work işlevi Bitcoin yaratıcısı Satoshi Nakamoto, çoğunluk karar verme algoritmasını "bir CPU-bir oy" olarak tanımladı ve proof-of-work için CPU'ya bağlı fiyatlandırma işlevini (çift SHA-256) kullandı. şeması. Kullanıcılar tek işlem geçmişi emri [1] için oy verdiğinden, makullük ve Bu sürecin tutarlılığı tüm sistem için kritik koşullardır. Bu modelin güvenliği iki dezavantaja sahiptir. İlk olarak, ağın %51'ini gerektirir Madencilik gücünün dürüst kullanıcıların kontrolü altında olması. İkinci olarak sistemin ilerlemesi (hata düzeltmeleri, güvenlik düzeltmeleri vb.) kullanıcıların büyük çoğunluğunun aşağıdakileri desteklemesini ve kabul etmesini gerektirir: değişiklikler (bu, kullanıcılar cüzdan yazılımlarını güncellediklerinde meydana gelir) [6].Sonunda aynı oylama mekanizma aynı zamanda bazı özelliklerin uygulanmasına ilişkin toplu anketler için de kullanılıyor [7]. Bu bize proof-of-work tarafından karşılanması gereken özellikleri tahmin etmemizi sağlar. fiyatlandırma fonksiyonu Bu tür bir işlev, bir ağ katılımcısının önemli bir yetkiye sahip olmasını sağlamamalıdır. başka bir katılımcıya göre avantaj; ortak donanım ve yüksek seviye arasında bir eşitlik gerektirir özel cihazların maliyeti. Son örneklerden [8], SHA-256 fonksiyonunun kullanıldığını görebiliriz Bitcoin mimarisinde madencilik daha verimli hale geldiğinden bu özelliğe sahip değildir Üst düzey CPU'larla karşılaştırıldığında GPU'lar ve ASIC cihazları. Bu nedenle Bitcoin, oylama güçleri arasında büyük bir fark olması için uygun koşullar yaratır. GPU ve ASIC sahiplerinin sahip olduğu "bir CPU-bir oy" ilkesini ihlal ettiği için katılımcılar CPU sahipleriyle karşılaştırıldığında çok daha büyük bir oylama gücü. Bunun klasik bir örneğidir Bir sistemdeki katılımcıların %20'sinin oyların %80'inden fazlasını kontrol ettiği Pareto ilkesi. Böyle bir eşitsizliğin ağın güvenliğiyle ilgili olmadığı, çünkü Oyların çoğunluğunu kontrol eden az sayıda katılımcı ancak bunların dürüstlüğü önemli olan katılımcılar. Ancak böyle bir argüman biraz kusurlu çünkü daha ziyade katılımcıların dürüstlüğünden ziyade ucuz özel donanımın ortaya çıkma olasılığı tehdit oluşturuyor. Bunu göstermek için aşağıdaki örneği ele alalım. Diyelim ki kötü niyetli birey, ucuz yöntemlerle kendi madencilik çiftliğini kurarak önemli bir madencilik gücü elde eder. 2 4 Muhtemelen, eğer her kullanıcı her zaman yeni bir adres oluşturarak kendi anonimliğini ortadan kaldırıyorsa Alınan HER ödeme için (bu saçma ama teknik olarak bunu yapmanın "doğru" yolu), ve eğer her kullanıcı, asla para göndermemeleri konusunda ısrar ederek diğer herkesin anonimliğine yardımcı olsaydı aynı BTC adresine iki kez gitse, Bitcoin yine de yalnızca dolaylı olarak iletecektir bağlantı kurulamazlık testi Neden? Tüketici verileri, insanlar hakkında her zaman şaşırtıcı miktarda bilgi edinmek için kullanılabilir. Örneğin bkz. http://www.applieddatalabs.com/content/target-knows-it-shows Şimdi bunun 20 yıl gelecekte olduğunu hayal edin ve ayrıca Target'in bunu bilmediğini hayal edin. Target'taki satın alma alışkanlıklarınız hakkında, ancak ALL OF için blockchain madenciliği yapıyorlardı GEÇMİŞ İÇİN COINBASE CÜZDANINIZ İLE KİŞİSEL ALIŞVERİŞLERİNİZ ON İKİ YIL. Şöyle diyecekler: "Hey dostum, bu gece biraz öksürük ilacı almak isteyebilirsin, almayacaksın yarın kendini iyi hisset." Çok partili sıralama doğru şekilde kullanılırsa durum böyle olmayabilir. Örneğin buna bakınblog yazısı: http://blog.ezyang.com/2012/07/secure-multiparty-bitcoin-anonymization/ Bunun matematiğine tam olarak ikna olmadım ama... her seferinde bir kağıt, değil mi? Alıntı gerekli. Zerocoin protokolü (bağımsız) yetersiz olabilirken Zerocash protokolün 1kb boyutunda bir işlem gerçekleştirmiş olduğu görülüyor. O proje destekleniyor Tabii ki ABD ve İsrail orduları, yani sağlamlığını kim bilebilir? diğer tarafta Öte yandan hiç kimse ordu kadar gözetim olmadan fon harcamayı istemez. http://zerocash-project.org/ İkna olmadım... örneğin bkz. http://fc14.ifca.ai/bitcoin/papers/bitcoin14_submission_12.pdf Cryptonote geliştiricisi Maurice Planck'tan (muhtemelen takma ad) kripto nottan alıntı fora: "Sıfırcoin, Zerocash. Bu en ileri teknoloji, itiraf etmeliyim. Evet alıntı Yukarıdaki, protokolün önceki versiyonunun analizinden alınmıştır. Bildiğim kadarıyla öyle değil 288 ama 384 byte ama yine de bu iyi bir haber. SNARK adında yepyeni bir teknik kullandılar, bunun da bazı dezavantajları var: Örneğin; Bir imza oluşturmak için gereken genel parametrelerden oluşan geniş bir başlangıç veri tabanı (1 GB'den fazla) ve bir işlem oluşturmak için önemli bir sürenin gerekli olması (bir dakikadan fazla). Son olarak, bir tartışılabilir bir fikir olduğundan bahsettiğim genç kripto: https://forum.cryptonote.org/viewtopic.php?f= " - Maurice P. Per 03 Nis 2014 19:56 CPU'da gerçekleştirilen ve GPU, FPGA veya ASIC için uygun olmayan bir işlev hesaplama. proof-of-work'de kullanılan "bulmaca", fiyatlandırma işlevi, maliyet işlevi veya bulmaca işlevi.

benzersiz bir kökene ve nihai alıcıya kadar izi sürülebilir. İki katılımcı değişse bile Dolaylı bir şekilde fon sağlanması durumunda, uygun şekilde tasarlanmış bir yol bulma yöntemi, kaynağı ve kaynağı ortaya çıkaracaktır. son alıcı. Ayrıca Bitcoin'nin ikinci özelliği karşılamadığından da şüpheleniliyor. Bazı araştırmacılar ([33, 35, 29, 31]) dikkatli bir blockchain analizinin aralarında bir bağlantı olduğunu ortaya çıkarabileceğini belirtmiştir ([33, 35, 29, 31]) Bitcoin ağının kullanıcıları ve bunların işlemleri. Her ne kadar bir takım yöntemler mevcut olsa da [25] ihtilaflı olduğundan, birçok gizli kişisel bilginin bu siteden alınabileceğinden şüpheleniliyor halka açık veritabanı. Bitcoin'in yukarıda özetlenen iki özelliği karşılamadaki başarısızlığı, bunun şu sonuca varmasına neden oluyor: anonim değil, sahte anonim bir elektronik nakit sistemi. Kullanıcılar hızla gelişti Bu eksikliği ortadan kaldıracak çözümler. İki doğrudan çözüm “aklama hizmetleri” idi [2] ve dağıtılmış yöntemlerin geliştirilmesi [3, 4]. Her iki çözüm de karıştırma fikrine dayanmaktadır. çeşitli kamu işlemleri ve bunların bazı aracı adresler aracılığıyla gönderilmesi; hangisi sırayla güvenilir bir üçüncü tarafa ihtiyaç duymanın dezavantajını yaşar. Son zamanlarda I. Miers ve diğerleri tarafından daha yaratıcı bir plan önerildi. [28]: “Sıfırcoin”. Sıfırcoin kullanıcıların kriptografik tek yönlü akümülatörleri ve sıfır bilgi kanıtlarını kullanır. Bitcoin'leri sıfır paraya "dönüştürün" ve bunları, yerine anonim sahiplik kanıtı kullanarak harcayın Açık genel anahtar tabanlı dijital imzalar. Ancak bu tür bilgi kanıtlarının sabit bir değeri vardır. ancak uygunsuz boyut - yaklaşık 30 kb (bugünün Bitcoin sınırlarına göre), bu da teklifi geçerli kılıyor pratik değil. Yazarlar, protokolün çoğunluk tarafından kabul edilmesinin pek mümkün olmadığını itiraf ediyor Bitcoin kullanıcılar [5]. 2.2 proof-of-work işlevi Bitcoin yaratıcısı Satoshi Nakamoto, çoğunluk karar verme algoritmasını "bir CPU-bir oy" olarak tanımladı ve proof-of-work için CPU'ya bağlı fiyatlandırma işlevini (çift SHA-256) kullandı. şeması. Kullanıcılar tek işlem geçmişi emri [1] için oy verdiğinden, makullük ve Bu sürecin tutarlılığı tüm sistem için kritik koşullardır. Bu modelin güvenliği iki dezavantaja sahiptir. İlk olarak, ağın %51'ini gerektirir Madencilik gücünün dürüst kullanıcıların kontrolü altında olması. İkinci olarak sistemin ilerlemesi (hata düzeltmeleri, güvenlik düzeltmeleri vb.) kullanıcıların büyük çoğunluğunun aşağıdakileri desteklemesini ve kabul etmesini gerektirir: değişiklikler (bu, kullanıcılar cüzdan yazılımlarını güncellediklerinde meydana gelir) [6].Sonunda aynı oylama mekanizma aynı zamanda bazı özelliklerin uygulanmasına ilişkin toplu anketler için de kullanılıyor [7]. Bu, proof-of-work tarafından karşılanması gereken özellikleri tahmin etmemizi sağlar. fiyatlandırma fonksiyonu Bu tür bir işlev, bir ağ katılımcısının önemli bir yetkiye sahip olmasını sağlamamalıdır. başka bir katılımcıya göre avantaj; ortak donanım ve yüksek seviye arasında bir eşitlik gerektirir özel cihazların maliyeti. Son örneklerden [8], SHA-256 fonksiyonunun kullanıldığını görebiliriz Bitcoin mimarisinde madencilik daha verimli hale geldiğinden bu özelliğe sahip değildir Üst düzey CPU'larla karşılaştırıldığında GPU'lar ve ASIC cihazları. Bu nedenle Bitcoin, oy verme gücü arasında büyük bir fark olması için uygun koşullar yaratır. GPU ve ASIC sahiplerinin sahip olduğu "bir CPU-bir oy" ilkesini ihlal ettiği için katılımcılar CPU sahipleriyle karşılaştırıldığında çok daha büyük bir oylama gücü. Bunun klasik bir örneğidir Bir sistemdeki katılımcıların %20'sinin oyların %80'inden fazlasını kontrol ettiği Pareto ilkesi. Böyle bir eşitsizliğin ağın güvenliğiyle ilgili olmadığı, çünkü Oyların çoğunluğunu kontrol eden az sayıda katılımcı ancak bunların dürüstlüğü önemli olan katılımcılar. Ancak böyle bir argüman biraz kusurlu çünkü daha ziyade katılımcıların dürüstlüğünden ziyade ucuz özel donanımın ortaya çıkma olasılığı tehdit oluşturuyor. Bunu göstermek için aşağıdaki örneği ele alalım. Diyelim ki kötü niyetli birey, ucuz yöntemlerle kendi madencilik çiftliğini kurarak önemli bir madencilik gücü elde eder. 2 benzersiz bir kökene ve nihai alıcıya kadar izi sürülebilir. İki katılımcı değişse bile Dolaylı bir şekilde fon sağlanması durumunda, uygun şekilde tasarlanmış bir yol bulma yöntemi, kaynağı ve kaynağı ortaya çıkaracaktır. son alıcı. Ayrıca Bitcoin öğesinin ikinci özelliği karşılamadığından da şüpheleniliyor. Bazı araştırmacılar ([33, 35, 29, 31]) dikkatli bir blockchain analizinin aralarında bir bağlantı olduğunu ortaya çıkarabileceğini belirtmiştir ([33, 35, 29, 31]) Bitcoin ağının kullanıcıları ve bunların işlemleri. Her ne kadar bir takım yöntemler mevcut olsa da d[25] olarak öne sürülen bu siteden birçok gizli kişisel bilginin alınabileceğinden şüpheleniliyor. halka açık veritabanı. Bitcoin'nin yukarıda özetlenen iki özelliği karşılamadaki başarısızlığı, bunun şu sonuca varmasına neden oluyor: anonim değil, sahte anonim bir elektronik nakit sistemi. Kullanıcılar hızla gelişti Bu eksikliği ortadan kaldıracak çözümler. İki doğrudan çözüm "aklama hizmetleri" [2] ve dağıtılmış yöntemlerin geliştirilmesi [3, 4]. Her iki çözüm de karıştırma fikrine dayanmaktadır. çeşitli kamu işlemleri ve bunların bazı aracı adresler aracılığıyla gönderilmesi; hangisi sırayla güvenilir bir üçüncü tarafa ihtiyaç duymanın dezavantajını yaşar. Son zamanlarda I. Miers ve diğerleri tarafından daha yaratıcı bir plan önerildi. [28]: “Sıfırcoin”. Sıfırcoin kullanıcıların kriptografik tek yönlü akümülatörleri ve sıfır bilgi kanıtlarını kullanır. Bitcoin'leri sıfır paraya "dönüştürün" ve bunları, yerine anonim sahiplik kanıtı kullanarak harcayın Açık genel anahtar tabanlı dijital imzalar. Ancak bu tür bilgi kanıtlarının sabit bir değeri vardır. ancak uygunsuz boyut - yaklaşık 30 kb (bugünün Bitcoin sınırlarına göre), bu da teklifi geçerli kılıyor pratik değil. Yazarlar, protokolün çoğunluk tarafından kabul edilmesinin pek mümkün olmadığını itiraf ediyor Bitcoin kullanıcılar [5]. 2.2 proof-of-work işlevi Bitcoin yaratıcısı Satoshi Nakamoto, çoğunluk karar verme algoritmasını "bir CPU-bir oy" olarak tanımladı ve proof-of-work için CPU'ya bağlı fiyatlandırma işlevini (çift SHA-256) kullandı. şeması. Kullanıcılar tek işlem geçmişi emri [1] için oy verdiğinden, makullük ve Bu sürecin tutarlılığı tüm sistem için kritik koşullardır. Bu modelin güvenliği iki dezavantaja sahiptir. İlk olarak, ağın %51'ini gerektirir Madencilik gücünün dürüst kullanıcıların kontrolü altında olması. İkinci olarak sistemin ilerlemesi (hata düzeltmeleri, güvenlik düzeltmeleri vb.) kullanıcıların büyük çoğunluğunun aşağıdakileri desteklemesini ve kabul etmesini gerektirir: değişiklikler (bu, kullanıcılar cüzdan yazılımlarını güncellediklerinde meydana gelir) [6].Sonunda aynı oylama mekanizma aynı zamanda bazı özelliklerin uygulanmasına ilişkin toplu anketler için de kullanılıyor [7]. Bu bize proof-of-work tarafından karşılanması gereken özellikleri tahmin etmemizi sağlar. fiyatlandırma fonksiyonu Bu tür bir işlev, bir ağ katılımcısının önemli bir yetkiye sahip olmasını sağlamamalıdır. başka bir katılımcıya göre avantaj; ortak donanım ve yüksek seviye arasında bir eşitlik gerektirir özel cihazların maliyeti. Son örneklerden [8], SHA-256 fonksiyonunun kullanıldığını görebiliriz Bitcoin mimarisinde madencilik daha verimli hale geldiğinden bu özelliğe sahip değildir Üst düzey CPU'larla karşılaştırıldığında GPU'lar ve ASIC cihazları. Bu nedenle Bitcoin, oylama güçleri arasında büyük bir fark olması için uygun koşullar yaratır. GPU ve ASIC sahiplerinin sahip olduğu "bir CPU-bir oy" ilkesini ihlal ettiği için katılımcılar CPU sahipleriyle karşılaştırıldığında çok daha büyük bir oylama gücü. Bunun klasik bir örneğidir Bir sistemdeki katılımcıların %20'sinin oyların %80'inden fazlasını kontrol ettiği Pareto ilkesi. Böyle bir eşitsizliğin ağın güvenliğiyle ilgili olmadığı, çünkü Oyların çoğunluğunu kontrol eden az sayıda katılımcı ancak bunların dürüstlüğü önemli olan katılımcılar. Ancak böyle bir argüman biraz kusurlu çünkü daha ziyade katılımcıların dürüstlüğünden ziyade ucuz özel donanımın ortaya çıkma olasılığı tehdit oluşturuyor. Bunu göstermek için aşağıdaki örneği ele alalım. Diyelim ki kötü niyetli birey, ucuz yöntemlerle kendi madencilik çiftliğini kurarak önemli bir madencilik gücü elde eder. 2 2. sayfadaki yorumlar

CryptoNote Teknolojisi

Artık Bitcoin teknolojisinin sınırlamalarını ele aldığımıza göre, şu konulara odaklanacağız: CryptoNote'un özelliklerini sunuyor.

Takip Edilemeyen İşlemler

Bu bölümde, hem izlenemezliği hem de koşulları karşılayan tamamen anonim işlemlere yönelik bir plan öneriyoruz. ve bağlanamazlık koşulları. Çözümümüzün önemli bir özelliği özerkliğidir: gönderen işlemlerini gerçekleştirmek için diğer kullanıcılarla veya güvenilir bir üçüncü tarafla işbirliği yapması gerekmemektedir; dolayısıyla her katılımcı bağımsız olarak bir kapak trafiği üretir. 4.1 Literatür taraması Planımız grup imzası adı verilen kriptografik temele dayanıyor. İlk kez sunulan D. Chaum ve E. van Heyst [19], bir kullanıcının grup adına mesajını imzalamasına olanak tanır. Kullanıcı mesajı imzaladıktan sonra (doğrulama amacıyla) kendi geneline ait değil 1Buna "yumuşak limit" denir; yeni bloklar oluşturmak için referans istemci kısıtlaması. Zor maksimum olası blok boyutu 1 MB'tı 4 Gerektiğinde bunları kullanmak ana dezavantajlara neden olur. Maalesef ne zaman geleceğini tahmin etmek zor. sabitlerin değiştirilmesi gerekebilir ve bunların değiştirilmesi korkunç sonuçlara yol açabilir. Felaket sonuçlara yol açan sabit kodlanmış bir limit değişikliğine iyi bir örnek, bloktur. boyut sınırı 250kb1 olarak ayarlandı. Bu limit yaklaşık 10.000 standart işlemi tutmaya yetiyordu. içinde 2013 yılının başında bu sınıra neredeyse ulaşıldı ve bu limitin artırılması konusunda anlaşmaya varıldı. Sınır. Değişiklik cüzdan 0.8 sürümünde uygulandı ve 24 blokluk zincir bölünmesiyle sona erdi ve başarılı bir çift harcama saldırısı [9]. Hata Bitcoin protokolünde olmasa da bunun yerine veritabanı motorunda, eğer varsa basit bir stres testiyle kolayca yakalanabilirdi. yapay olarak getirilmiş blok boyutu sınırı yoktur. Sabitler ayrıca bir tür merkezileştirme noktası görevi görür. Eşler arası doğasına rağmen Bitcoin, düğümlerin büyük çoğunluğu tarafından geliştirilen resmi referans istemcisi [10] kullanılıyor küçük bir grup insan. Bu grup protokolde değişiklik yapılmasına karar verir ve çoğu insan bu değişiklikleri “doğruluklarına” bakılmaksızın kabul ediyor. Bazı kararlar neden oldu hararetli tartışmalar ve hatta boykot çağrıları [11], bu da topluluğun ve geliştiriciler bazı önemli noktalarda aynı fikirde olmayabilir. Bu nedenle bir protokole sahip olmak mantıklı görünüyor Bu sorunları önlemenin olası bir yolu olarak kullanıcı tarafından yapılandırılabilen ve kendi kendini ayarlayan değişkenler kullanılır. 2.5 Hacimli komut dosyaları Bitcoin'deki komut dosyası sistemi ağır ve karmaşık bir özelliktir. Potansiyel olarak kişinin yaratmasına izin verir karmaşık işlemler [12], ancak güvenlik endişeleri nedeniyle bazı özellikleri devre dışı bırakıldı ve bazıları hiç kullanılmamış bile [13]. Komut dosyası (hem gönderici hem de alıcı kısımları dahil) Bitcoin'deki en popüler işlem için şuna benzer: OP DUP OP HASH160 OP EQUALVERIFY OP CHECKSIG. Komut dosyası 164 bayt uzunluğundadır ve tek amacı alıcının bu bilgiye sahip olup olmadığını kontrol etmektir. İmzasını doğrulamak için gizli anahtar gerekiyor. 3 CryptoNote Teknolojisi Artık Bitcoin teknolojisinin sınırlamalarını ele aldığımıza göre, şu konulara odaklanacağız: CryptoNote'un özelliklerini sunuyor. 4 Takip Edilemeyen İşlemler Bu bölümde, hem izlenemezliği hem de koşulları karşılayan tamamen anonim işlemlere yönelik bir plan öneriyoruz. ve bağlanamazlık koşulları. Çözümümüzün önemli bir özelliği özerkliğidir: gönderen işlemlerini gerçekleştirmek için diğer kullanıcılarla veya güvenilir bir üçüncü tarafla işbirliği yapması gerekmemektedir; dolayısıyla her katılımcı bağımsız olarak bir kapak trafiği üretir. 4.1 Literatür taraması Planımız grup imzası adı verilen kriptografik temele dayanıyor. İlk kez sunulan D. Chaum ve E. van Heyst [19], bir kullanıcının grup adına mesajını imzalamasına olanak tanır. Kullanıcı mesajı imzaladıktan sonra (doğrulama amacıyla) kendi geneline ait değil 1Buna "yumuşak limit" denir; yeni bloklar oluşturmak için referans istemci kısıtlaması. Zor maksimum olası blok boyutu 1 MB'tı 4 7 Geriye dönüp bakıldığında, kodda blok boyutunu sabit bir sınır haline getirmenin büyük bir hata olduğu görülüyor. Visa ve Mastercard yüzbinlerce olmasa da binlerce işlemi gerçekleştirebilir saniyede. Ancak işlemler stokastik bir süreçte, bazen büyük patlamalarla gerçekleşir. bazen saatlerce susmak. Bitcoin değişiminin hacmini düşünün. Gerektiğinde blok boyutunu dinamik olarak artıran bir sistem tasarlamak harika bir fikir gibi görünüyor artan işlem trafiğine uyum sağlamak ve gerektiğinde dinamik olarak azaltmak bant genişliği verimliliğini artırın. Şimdi bu kavramı tüm sistem parametrelerine uygulayın. Ve bunu korumaya dikkat ettiğimiz sürece Balıkçılık sisteminin kontrolden çıkması, buharika çalışabilir. https://github.com/bitcoin/bips/blob/master/bip-0050.mediawiki Daha önce de belirtildiği gibi, eğer değişkenler kendi kendine ayarlanıyorsa, bazı kontrollerin uygulanması gerekir. sistemin çılgınca kontrolden çıkmasını önleyin. Buna ulaşacağız. Bu bir Wikipedia makalesi olsaydı "STUB" olarak etiketlenirdi. Her ne kadar kesinlikle içinde olsak da "Bitcoin Sorunları"nı tanıtan bölümün burada biraz detaylandırılmasını istiyorum. Neden Basit bir "gizli anahtarı kontrol etme" görevi için 164 bayt kabul edilemez mi? Ne kadar küçük olabilirler makul bir kodlama dili? Yine de bilgisayar bilimcisi değilim. http://download.springer.com/static/pdf/412/chp%253A10.1007%252F3-540-46416-6_22.pdf?auth66=140 Açıklandığı gibi grup imzaları bir grup yöneticisi gerektirir. Grup yöneticisi yetenekli herhangi bir imzalayanın anonimliğinin iptal edilmesi. Bu nedenle, bir grupta yerleşik bir merkezileşme vardır. imza şeması.

anahtar, ancak grubundaki tüm kullanıcıların anahtarları. Doğrulayıcının, gerçek imzalayanın bir kişi olduğuna ikna olması grubun üyesidir, ancak yalnızca imzalayanın kimliğini belirleyemez. Orijinal protokol, güvenilir bir üçüncü tarafa (Grup Yöneticisi adı verilen) ihtiyaç duyuyordu ve o da imzalayanın izini sürebilecek tek kişi. Halka imza adı verilen bir sonraki sürüm tanıtıldı Rivest ve diğerleri tarafından. [34]'da, Grup Yöneticisi olmayan ve anonimlik içermeyen özerk bir plandı iptal. Bu şemanın çeşitli modifikasyonları daha sonra ortaya çıktı: bağlanabilir halka imzası [26, 27, 17] iki imzanın aynı grup üyesi tarafından üretilip üretilmediğini belirlemeye izin verildi, izlenebilir halka imza [24, 23] imzalayanın izini sürme olanağı sağlayarak aşırı anonimliği sınırladı aynı meta bilgiye (veya [24] anlamında "etiket") ilişkin iki mesaj. Benzer bir kriptografik yapı aynı zamanda geçici grup imzası olarak da bilinir [16, 38]. o Grup/halka imza şemaları daha çok bir grup/halka imza şemasını ima ederken, keyfi grup oluşumunu vurgulamaktadır. sabit üye kümesi. Çözümümüz çoğunlukla E. Fujisaki'nin "İzlenebilir halka imzası" çalışmasına dayanmaktadır. ve K. Suzuki [24]. Orijinal algoritmayı ve yaptığımız değişikliği ayırt etmek için ikincisini tek seferlik zil imzası olarak adlandırın ve kullanıcının yalnızca bir geçerli zil sesi üretme yeteneğini vurgulayın özel anahtarının altına imza atar. İzlenebilirlik özelliğini zayıflattık ve bağlanabilirliği koruduk yalnızca tek seferliklik sağlamak için: genel anahtar birçok yabancı doğrulama setinde görünebilir ve özel anahtar benzersiz bir anonim imza oluşturmak için kullanılabilir. Çift harcama durumunda Bu iki imza birbirine bağlanacaktır ancak imzalayanın açıklanmasına gerek yoktur bizim amaçlarımız için. 4.2 Tanımlar 4.2.1 Eliptik eğri parametreleri Temel imza algoritmamız olarak, geliştirilen ve geliştirilen hızlı EdDSA şemasını kullanmayı seçtik. D.J. tarafından uygulandı. Bernstein ve ark. [18]. Bitcoin'nin ECDSA'sı gibi eliptik eğriyi temel alır ayrık logaritma problemi olduğundan, şemamız gelecekte Bitcoin'ye de uygulanabilir. Ortak parametreler şunlardır: q: bir asal sayı; q = 2255 −19; d: Fq'nun bir elemanı; d = −121665/121666; E: eliptik bir eğri denklemi; −x2 + y2 = 1 + dx2y2; G: bir taban noktası; G = (x, −4/5); l: taban noktasının asal sırası; l = 2252 + 27742317777372353535851937790883648493; \(H_s\): kriptografik bir hash işlevi \(\{0, 1\}^* \to \mathbb{F}_q\); \(H_p\): deterministik bir hash fonksiyonu \(E(\mathbb{F}_q) \to E(\mathbb{F}_q)\). 4.2.2 Terminoloji Gelişmiş gizlilik, Bitcoin varlıklarla karıştırılmaması gereken yeni bir terminoloji gerektirir. özel ec-anahtarı standart bir eliptik eğri özel anahtarıdır: bir sayı \(a \in [1, l - 1]\); genel ec-anahtarı standart bir eliptik eğridir genel anahtar: bir nokta A = aG; tek kullanımlık anahtar çifti, bir çift özel ve genel ec anahtarıdır; 5 anahtar, ancak grubundaki tüm kullanıcıların anahtarları. Doğrulayıcının, gerçek imzalayanın bir kişi olduğuna ikna olması grubun üyesidir, ancak yalnızca imzalayanın kimliğini belirleyemez. Orijinal protokol, güvenilir bir üçüncü tarafa (Grup Yöneticisi adı verilen) ihtiyaç duyuyordu ve o da imzalayanın izini sürebilecek tek kişi. Halka imza adı verilen bir sonraki sürüm tanıtıldı Rivest ve diğerleri tarafından. [34]'da, Grup Yöneticisi olmayan ve anonimlik içermeyen özerk bir plandı iptal. Bu şemanın çeşitli modifikasyonları daha sonra ortaya çıktı: bağlanabilir halka imzası [26, 27, 17] iki imzanın aynı grup üyesi tarafından üretilip üretilmediğini belirlemeye izin verildi, izlenebilir halka imza [24, 23] imzalayanın izini sürme olanağı sağlayarak aşırı anonimliği sınırladı aynı meta bilgiye (veya [24] anlamında "etiket") ilişkin iki mesaj. Benzer bir kriptografik yapı aynı zamanda geçici grup imzası olarak da bilinir [16, 38]. o Grup/halka imza şemaları daha çok bir grup/halka imza şemasını ima ederken, keyfi grup oluşumunu vurgulamaktadır. sabit üye kümesi. Çözümümüz çoğunlukla E. Fujisaki'nin "İzlenebilir halka imzası" çalışmasına dayanmaktadır. ve K. Suzuki [24]. Orijinal algoritmayı ve yaptığımız değişikliği ayırt etmek için ikincisini tek seferlik zil imzası olarak adlandırın ve kullanıcının yalnızca bir geçerli zil sesi üretme yeteneğini vurgulayın özel anahtarının altına imza atar. İzlenebilirlik özelliğini zayıflattık ve bağlanabilirliği koruduk yalnızca tek seferliklik sağlamak için: genel anahtar birçok yabancı doğrulama setinde görünebilir ve özel anahtar benzersiz bir anonim imza oluşturmak için kullanılabilir. Çift harcama durumunda Bu iki imza birbirine bağlanacaktır ancak imzalayanın açıklanmasına gerek yoktur bizim amaçlarımız için. 4.2 Tanımlar 4.2.1 Eliptik eğri parametreleri Temel imza algoritmamız olarak seçiyoruze geliştirilen ve geliştirilen hızlı EdDSA şemasını kullanmak D.J. tarafından uygulandı. Bernstein ve ark. [18]. Bitcoin'nin ECDSA'sı gibi eliptik eğriyi temel alır ayrık logaritma problemi olduğundan, şemamız gelecekte Bitcoin'ye de uygulanabilir. Ortak parametreler şunlardır: q: bir asal sayı; q = 2255 −19; d: Fq'nun bir elemanı; d = −121665/121666; E: eliptik bir eğri denklemi; −x2 + y2 = 1 + dx2y2; G: bir taban noktası; G = (x, −4/5); l: taban noktasının asal sırası; l = 2252 + 27742317777372353535851937790883648493; \(H_s\): kriptografik bir hash işlevi \(\{0, 1\}^* \to \mathbb{F}_q\); \(H_p\): deterministik bir hash fonksiyonu \(E(\mathbb{F}_q) \to E(\mathbb{F}_q)\). 4.2.2 Terminoloji Gelişmiş gizlilik, Bitcoin varlıklarla karıştırılmaması gereken yeni bir terminoloji gerektirir. özel ec-anahtarı standart bir eliptik eğri özel anahtarıdır: bir sayı \(a \in [1, l - 1]\); genel ec-anahtarı standart bir eliptik eğridir genel anahtar: bir nokta A = aG; tek kullanımlık anahtar çifti, bir çift özel ve genel ec anahtarıdır; 5 8 Yüzük imzası şu şekilde çalışır: Alex, işvereniyle ilgili bir mesajı WikiLeaks'e sızdırmak ister. Şirketindeki her çalışanın özel/genel anahtar çifti (Ri, Ui) vardır. O besteliyor girişi mesajı, m, özel anahtarı, Ri ve HERKE\(S'\)inki olarak ayarlanan imzası ortak anahtarlar, (Ui;i=1...n). Herkes (herhangi bir özel anahtar bilmeden) bunu kolayca doğrulayabilir İmzayı oluşturmak için bir çift (Rj, Uj) kullanılmış olmalı... çalışan biri Alex'in işvereni için... ama hangisi olabileceğini anlamak aslında rastgele bir tahmin. 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 Burada açıklanan bağlanabilir halka imzasının "bağlanamaz" ifadesinin tam tersi olduğuna dikkat edin. yukarıda açıklanmıştır. Burada iki mesajı yakalıyoruz ve aynı olup olmadığını belirleyebiliyoruz. taraf gönderdi, ancak yine de o tarafın kim olduğunu belirleyemeyiz.

Cryptonote'u oluşturmak için kullanılan "bağlanamaz" tanımı, Cryptonote'u oluşturup oluşturmadığımızı belirleyemeyeceğimiz anlamına gelir. onları aynı taraf alıyor. Dolayısıyla burada gerçekte olan DÖRT şeyin devam etmesidir. Bir sistem bağlanabilir veya gönderenin olup olmadığını belirlemenin mümkün olup olmadığına bağlı olarak bağlantı kurulamaz. iki mesaj aynıdır (bunun anonimliğin iptal edilmesini gerektirip gerektirmediğine bakılmaksızın). Ve bir sistemin mümkün olup olmamasına bağlı olarak bağlantısız veya bağlantısız olabilir. iki mesajın alıcısının aynı olup olmadığına karar verin (olup olmadığına bakılmaksızın) bu, anonimliğin iptal edilmesini gerektirir). Lütfen bu korkunç terminoloji için beni suçlamayın. Grafik teorisyenleri muhtemelen memnun oldum. Bazılarınız "alıcıya bağlanabilirlik" yerine "göndere bağlanabilirlik" konusunda daha rahat olabilir. http://link.springer.com/chapter/10.1007/978-3-540-71677-8_13 Bunu okuduğumda bu aptalca bir özellik gibi geldi. Daha sonra bunun bir özellik olabileceğini okudum. elektronik oylama ve bu mantıklı görünüyordu. Bu açıdan bakınca çok hoş. Ama ben izlenebilir halka imzaların bilinçli olarak uygulanması konusunda tam olarak emin değilim. http://search.ieice.org/bin/summary.php?id=e95-a_1_151

anahtar, ancak grubundaki tüm kullanıcıların anahtarları. Doğrulayıcının, gerçek imzalayanın bir kişi olduğuna ikna olması grubun üyesidir, ancak yalnızca imzalayanın kimliğini belirleyemez. Orijinal protokol, güvenilir bir üçüncü tarafa (Grup Yöneticisi adı verilen) ihtiyaç duyuyordu ve o da imzalayanın izini sürebilecek tek kişi. Halka imza adı verilen bir sonraki sürüm tanıtıldı Rivest ve diğerleri tarafından. [34]'de, Grup Yöneticisi olmayan ve anonimlik içermeyen özerk bir plandı iptal. Bu şemanın çeşitli modifikasyonları daha sonra ortaya çıktı: bağlanabilir halka imzası [26, 27, 17] iki imzanın aynı grup üyesi tarafından üretilip üretilmediğini belirlemeye izin verildi, izlenebilir halka imza [24, 23] imzalayanın izini sürme olanağı sağlayarak aşırı anonimliği sınırladı aynı meta bilgiye (veya [24] anlamında "etiket") ilişkin iki mesaj. Benzer bir kriptografik yapı aynı zamanda geçici grup imzası olarak da bilinir [16, 38]. o Grup/halka imza şemaları daha çok bir grup/halka imza şemasını ima ederken, keyfi grup oluşumunu vurgulamaktadır. sabit üye kümesi. Çözümümüz çoğunlukla E. Fujisaki'nin "İzlenebilir halka imzası" çalışmasına dayanmaktadır. ve K. Suzuki [24]. Orijinal algoritmayı ve yaptığımız değişikliği ayırt etmek için ikincisini tek seferlik zil imzası olarak adlandırın ve kullanıcının yalnızca bir geçerli zil sesi üretme yeteneğini vurgulayın özel anahtarının altına imza atar. İzlenebilirlik özelliğini zayıflattık ve bağlanabilirliği koruduk yalnızca tek seferliklik sağlamak için: genel anahtar birçok yabancı doğrulama setinde görünebilir ve özel anahtar benzersiz bir anonim imza oluşturmak için kullanılabilir. Çift harcama durumunda Bu iki imza birbirine bağlanacaktır ancak imzalayanın açıklanmasına gerek yoktur bizim amaçlarımız için. 4.2 Tanımlar 4.2.1 Eliptik eğri parametreleri Temel imza algoritmamız olarak, geliştirilen ve geliştirilen hızlı EdDSA şemasını kullanmayı seçtik. D.J. tarafından uygulandı. Bernstein ve ark. [18]. Bitcoin'nin ECDSA'sı gibi eliptik eğriyi temel alır ayrık logaritma problemi olduğundan, şemamız gelecekte Bitcoin'ye de uygulanabilir. Ortak parametreler şunlardır: q: bir asal sayı; q = 2255 −19; d: Fq'nun bir elemanı; d = −121665/121666; E: eliptik bir eğri denklemi; −x2 + y2 = 1 + dx2y2; G: bir taban noktası; G = (x, −4/5); l: taban noktasının asal sırası; l = 2252 + 27742317777372353535851937790883648493; \(H_s\): kriptografik bir hash işlevi \(\{0, 1\}^* \to \mathbb{F}_q\); \(H_p\): deterministik bir hash fonksiyonu \(E(\mathbb{F}_q) \to E(\mathbb{F}_q)\). 4.2.2 Terminoloji Gelişmiş gizlilik, Bitcoin varlıklarla karıştırılmaması gereken yeni bir terminoloji gerektirir. özel ec-anahtarı standart bir eliptik eğri özel anahtarıdır: bir sayı \(a \in [1, l - 1]\); genel ec-anahtarı standart bir eliptik eğridir genel anahtar: bir nokta A = aG; tek kullanımlık anahtar çifti, bir çift özel ve genel ec anahtarıdır; 5 anahtar, ancak grubundaki tüm kullanıcıların anahtarları. Doğrulayıcının, gerçek imzalayanın bir kişi olduğuna ikna olması grubun üyesidir, ancak yalnızca imzalayanın kimliğini belirleyemez. Orijinal protokol, güvenilir bir üçüncü tarafa (Grup Yöneticisi adı verilen) ihtiyaç duyuyordu ve o da imzalayanın izini sürebilecek tek kişi. Halka imza adı verilen bir sonraki sürüm tanıtıldı Rivest ve diğerleri tarafından. [34]'de, Grup Yöneticisi olmayan ve anonimlik içermeyen özerk bir plandı iptal. Bu şemanın çeşitli modifikasyonları daha sonra ortaya çıktı: bağlanabilir halka imzası [26, 27, 17] iki imzanın aynı grup üyesi tarafından üretilip üretilmediğini belirlemeye izin verildi, izlenebilir halka imza [24, 23] imzalayanın izini sürme olanağı sağlayarak aşırı anonimliği sınırladı aynı meta bilgiye (veya [24] anlamında "etiket") ilişkin iki mesaj. Benzer bir kriptografik yapı aynı zamanda geçici grup imzası olarak da bilinir [16, 38]. o Grup/halka imza şemaları daha çok bir grup/halka imza şemasını ima ederken, keyfi grup oluşumunu vurgulamaktadır. sabit üye kümesi. Çözümümüz çoğunlukla E. Fujisaki'nin "İzlenebilir halka imzası" çalışmasına dayanmaktadır. ve K. Suzuki [24]. Orijinal algoritmayı ve yaptığımız değişikliği ayırt etmek için ikincisini tek seferlik zil imzası olarak adlandırın ve kullanıcının yalnızca bir geçerli zil sesi üretme yeteneğini vurgulayın özel anahtarının altına imza atar. İzlenebilirlik özelliğini zayıflattık ve bağlanabilirliği koruduk yalnızca tek seferliklik sağlamak için: genel anahtar birçok yabancı doğrulama setinde görünebilir ve özel anahtar benzersiz bir anonim imza oluşturmak için kullanılabilir. Çift harcama durumunda Bu iki imza birbirine bağlanacaktır ancak imzalayanın açıklanmasına gerek yoktur bizim amaçlarımız için. 4.2 Tanımlar 4.2.1 Eliptik eğri parametreleri Temel imza algoritmamız olarak seçiyoruze geliştirilen ve geliştirilen hızlı EdDSA şemasını kullanmak D.J. tarafından uygulandı. Bernstein ve ark. [18]. Bitcoin'nın ECDSA'sı gibi eliptik eğriyi temel alır ayrık logaritma problemi olduğundan, şemamız gelecekte Bitcoin'ye de uygulanabilir. Ortak parametreler şunlardır: q: bir asal sayı; q = 2255 −19; d: Fq'nun bir elemanı; d = −121665/121666; E: eliptik bir eğri denklemi; −x2 + y2 = 1 + dx2y2; G: bir taban noktası; G = (x, −4/5); l: taban noktasının asal sırası; l = 2252 + 27742317777372353535851937790883648493; \(H_s\): kriptografik bir hash işlevi \(\{0, 1\}^* \to \mathbb{F}_q\); \(H_p\): deterministik bir hash fonksiyonu \(E(\mathbb{F}_q) \to E(\mathbb{F}_q)\). 4.2.2 Terminoloji Gelişmiş gizlilik, Bitcoin varlıklarla karıştırılmaması gereken yeni bir terminoloji gerektirir. özel ec-anahtarı standart bir eliptik eğri özel anahtarıdır: bir sayı \(a \in [1, l - 1]\); genel ec-anahtarı standart bir eliptik eğridir genel anahtar: bir nokta A = aG; tek kullanımlık anahtar çifti, bir çift özel ve genel ec anahtarıdır; 5 9 Tanrım, bu teknik incelemenin yazarı bunu kesinlikle daha iyi ifade edebilirdi! Diyelim ki bir Çalışanların sahibi olduğu şirket, belirli yeni ürünleri satın alıp almama konusunda oylama yapmak istiyor varlıklardır ve Alex ve Brenda'nın ikisi de çalışandır. Şirket her çalışana bir "Öneri A'ya evet oyu veriyorum!" gibi bir mesaj "sorun" meta bilgisine sahip olan [PROP A] ve eğer teklifi destekliyorlarsa izlenebilir bir yüzük imzasıyla imzalamalarını istiyor. Dürüst olmayan bir çalışan, geleneksel zil sesi imzasını kullanarak mesajı birden çok kez imzalayabilir. muhtemelen farklı nonce'lerle, istedikleri kadar oy verebilmek için. diğer tarafta izlenebilir bir halka imza şemasında Alex oy kullanmaya gidecek ve onun özel anahtarı [PROP A] sorunu üzerinde kullanıldı. Alex "Ben, Brenda, onaylıyorum" gibi bir mesajı imzalamaya çalışırsa A önermesi!" Brenda'yı "çerçevelemek" ve çifte oylama yapmak için, bu yeni mesaj aynı zamanda sorunu da çözecek [PROP A]. Alex'in özel anahtarı zaten [PROP A] sorununu tetiklediği için Alex'in kimliği dolandırıcılık olduğu hemen ortaya çıkacaktır. Kabul et ki bu oldukça havalı! Kriptografi oy eşitliğini zorunlu kıldı. http://link.springer.com/chapter/10.1007/978-3-540-71677-8_13 Bu makale ilginçtir, esas olarak geçici bir halka imzası oluşturur, ancak bu imzalardan herhangi birini içermez. diğer katılımcının onayı. İmzanın yapısı farklı olabilir; kazmadım derin ve güvenli olup olmadığını görmedim. https://people.csail.mit.edu/rivest/AdidaHohenbergerRivest-AdHocGroupSignaturesFromHijackedKeypai Geçici grup imzaları şunlardır: grubu olmayan grup imzaları olan halka imzalar yöneticiler, merkezileştirme yok, ancak geçici bir gruptaki bir üyenin kanıtlanabilir bir şekilde şunu iddia etmesine izin veriyor: grup adına isimsiz imzayı vermiştir/vermemiştir. http://link.springer.com/chapter/10.1007/11908739_9 Anladığım kadarıyla bu pek doğru değil. Ve anlayışım muhtemelen değişecek Bu projenin derinliklerine iniyorum. Ama benim anladığım kadarıyla hiyerarşi şöyle görünüyor. Grup imzaları: grup yöneticileri izlenebilirliği ve üye ekleme veya çıkarma yeteneğini kontrol eder imzacı olmaktan. Ring işaretleri: Grup yöneticisi olmadan keyfi grup oluşumu. Anonimliğin iptali yok. Belirli bir imzayı reddetmenin hiçbir yolu yoktur. İzlenebilir ve bağlanabilir halkalı imzalar, anonimlik bir şekilde ölçeklenebilir. Geçici grup imzaları: halka imzalara benzer ancak üyeler kendilerinin oluşturmadığını kanıtlayabilir özel bir imza. Gruptaki herhangi biri imza atabildiğinde bu önemlidir. http://link.springer.com/chapter/10.1007/978-3-540-71677-8_13 Fujisaki ve Suzuki'nin algoritması daha sonra yazar tarafından tek seferliklik sağlayacak şekilde ayarlandı. Yani Fujisaki ve Suzuki’nin algoritmasını yeni algoritmayla eş zamanlı olarak analiz edeceğiz. burada üzerinden geçmek yerine.

anahtar, ancak grubundaki tüm kullanıcıların anahtarları. Doğrulayıcının, gerçek imzalayanın bir kişi olduğuna ikna olması grubun üyesidir, ancak yalnızca imzalayanın kimliğini belirleyemez. Orijinal protokol, güvenilir bir üçüncü tarafa (Grup Yöneticisi adı verilen) ihtiyaç duyuyordu ve o da imzalayanın izini sürebilecek tek kişi. Halka imza adı verilen bir sonraki sürüm tanıtıldı Rivest ve diğerleri tarafından. [34]'de, Grup Yöneticisi olmayan ve anonimlik içermeyen özerk bir plandı iptal. Bu şemanın çeşitli modifikasyonları daha sonra ortaya çıktı: bağlanabilir halka imzası [26, 27, 17] iki imzanın aynı grup üyesi tarafından üretilip üretilmediğini belirlemeye izin verildi, izlenebilir halka imza [24, 23] imzalayanın izini sürme olanağı sağlayarak aşırı anonimliği sınırladı aynı meta bilgiye (veya [24] anlamında "etiket") ilişkin iki mesaj. Benzer bir kriptografik yapı aynı zamanda geçici grup imzası olarak da bilinir [16, 38]. o Grup/halka imza şemaları daha çok bir grup/halka imza şemasını ima ederken, keyfi grup oluşumunu vurgulamaktadır. sabit üye kümesi. Çözümümüz çoğunlukla E. Fujisaki'nin "İzlenebilir halka imzası" çalışmasına dayanmaktadır. ve K. Suzuki [24]. Orijinal algoritmayı ve yaptığımız değişikliği ayırt etmek için ikincisini tek seferlik zil imzası olarak adlandırın ve kullanıcının yalnızca bir geçerli zil sesi üretme yeteneğini vurgulayın özel anahtarının altına imza atar. İzlenebilirlik özelliğini zayıflattık ve bağlanabilirliği koruduk yalnızca tek seferliklik sağlamak için: genel anahtar birçok yabancı doğrulama setinde görünebilir ve özel anahtar benzersiz bir anonim imza oluşturmak için kullanılabilir. Çift harcama durumunda Bu iki imza birbirine bağlanacaktır ancak imzalayanın açıklanmasına gerek yoktur bizim amaçlarımız için. 4.2 Tanımlar 4.2.1 Eliptik eğri parametreleri Temel imza algoritmamız olarak, geliştirilen ve geliştirilen hızlı EdDSA şemasını kullanmayı seçtik. D.J. tarafından uygulandı. Bernstein ve ark. [18]. Bitcoin'nun ECDSA'sı gibi eliptik eğriye dayanmaktadır ayrık logaritma problemi olduğundan, şemamız gelecekte Bitcoin'ye de uygulanabilir. Ortak parametreler şunlardır: q: bir asal sayı; q = 2255 −19; d: Fq'nun bir elemanı; d = −121665/121666; E: eliptik bir eğri denklemi; −x2 + y2 = 1 + dx2y2; G: bir taban noktası; G = (x, −4/5); l: taban noktasının asal sırası; l = 2252 + 27742317777372353535851937790883648493; \(H_s\): kriptografik bir hash işlevi \(\{0, 1\}^* \to \mathbb{F}_q\); \(H_p\): deterministik bir hash fonksiyonu \(E(\mathbb{F}_q) \to E(\mathbb{F}_q)\). 4.2.2 Terminoloji Gelişmiş gizlilik, Bitcoin varlıklarla karıştırılmaması gereken yeni bir terminoloji gerektirir. özel ec-anahtarı standart bir eliptik eğri özel anahtarıdır: bir sayı \(a \in [1, l - 1]\); genel ec-anahtarı standart bir eliptik eğridir genel anahtar: bir nokta A = aG; tek kullanımlık anahtar çifti, bir çift özel ve genel ec anahtarıdır; 5 anahtar, ancak grubundaki tüm kullanıcıların anahtarları. Doğrulayıcının, gerçek imzalayanın bir kişi olduğuna ikna olması grubun üyesidir, ancak yalnızca imzalayanın kimliğini belirleyemez. Orijinal protokol, güvenilir bir üçüncü tarafa (Grup Yöneticisi adı verilen) ihtiyaç duyuyordu ve o da imzalayanın izini sürebilecek tek kişi. Halka imza adı verilen bir sonraki sürüm tanıtıldı Rivest ve diğerleri tarafından. [34]'da, Grup Yöneticisi olmayan ve anonimlik içermeyen özerk bir plandı iptal. Bu şemanın çeşitli modifikasyonları daha sonra ortaya çıktı: bağlanabilir halka imzası [26, 27, 17] iki imzanın aynı grup üyesi tarafından üretilip üretilmediğini belirlemeye izin verildi, izlenebilir halka imza [24, 23] imzalayanın izini sürme olanağı sağlayarak aşırı anonimliği sınırladı aynı meta bilgiye (veya [24] anlamında "etiket") ilişkin iki mesaj. Benzer bir kriptografik yapı aynı zamanda geçici grup imzası olarak da bilinir [16, 38]. o Grup/halka imza şemaları daha çok bir grup/halka imza şemasını ima ederken, keyfi grup oluşumunu vurgulamaktadır. sabit üye kümesi. Çözümümüz çoğunlukla E. Fujisaki'nin "İzlenebilir halka imzası" çalışmasına dayanmaktadır. ve K. Suzuki [24]. Orijinal algoritmayı ve yaptığımız değişikliği ayırt etmek için ikincisini tek seferlik zil imzası olarak adlandırın ve kullanıcının yalnızca bir geçerli zil sesi üretme yeteneğini vurgulayın özel anahtarının altına imza atar. İzlenebilirlik özelliğini zayıflattık ve bağlanabilirliği koruduk yalnızca tek seferliklik sağlamak için: genel anahtar birçok yabancı doğrulama setinde görünebilir ve özel anahtar benzersiz bir anonim imza oluşturmak için kullanılabilir. Çift harcama durumunda Bu iki imza birbirine bağlanacaktır ancak imzalayanın açıklanmasına gerek yoktur bizim amaçlarımız için. 4.2 Tanımlar 4.2.1 Eliptik eğri parametreleri Temel imza algoritmamız olarak seçiyoruze geliştirilen ve geliştirilen hızlı EdDSA şemasını kullanmak D.J. tarafından uygulandı. Bernstein ve ark. [18]. Bitcoin'nin ECDSA'sı gibi eliptik eğriyi temel alır ayrık logaritma problemi olduğundan, şemamız gelecekte Bitcoin'ye de uygulanabilir. Ortak parametreler şunlardır: q: bir asal sayı; q = 2255 −19; d: Fq'nun bir elemanı; d = −121665/121666; E: eliptik bir eğri denklemi; −x2 + y2 = 1 + dx2y2; G: bir taban noktası; G = (x, −4/5); l: taban noktasının asal sırası; l = 2252 + 27742317777372353535851937790883648493; \(H_s\): kriptografik bir hash işlevi \(\{0, 1\}^* \to \mathbb{F}_q\); \(H_p\): deterministik bir hash fonksiyonu \(E(\mathbb{F}_q) \to E(\mathbb{F}_q)\). 4.2.2 Terminoloji Gelişmiş gizlilik, Bitcoin varlıklarla karıştırılmaması gereken yeni bir terminoloji gerektirir. özel ec-anahtarı standart bir eliptik eğri özel anahtarıdır: bir sayı \(a \in [1, l - 1]\); genel ec-anahtarı standart bir eliptik eğridir genel anahtar: bir nokta A = aG; tek kullanımlık anahtar çifti, bir çift özel ve genel ec anahtarıdır; 5 10 "Bağlanabilir halka imzaları" anlamındaki bağlanabilirlik, kaynağın kim olduğunu açıklamadan, giden iki işlemin aynı kaynaktan gelip gelmediğini söyleyebilmemiz anlamına gelir. Yazarlar zayıfladı (a) gizliliği korumak, ancak yine de (b) özel anahtar kullanarak herhangi bir işlemi tespit etmek için bağlanabilirlik ikinci kez geçersiz. Tamam, bu bir olaylar sırası sorusudur. Aşağıdaki senaryoyu düşünün. Benim madenciliğim bilgisayar geçerli blockchain numarasına sahip olacak, çağırdığı kendi işlem bloğuna sahip olacak meşru, bir proof-of-work bulmacasındaki o blok üzerinde çalışacak ve Bir sonraki bloğa eklenecek bekleyen işlemlerin listesi. Ayrıca yenilerini de gönderecek işlemleri bekleyen işlemler havuzuna aktarır. Bir sonraki bloğu çözemezsem ama başkası bunu yaparsa blockchain dosyasının güncellenmiş bir kopyasını alırım. Üzerinde çalıştığım blok ve bekleyen işlemler listemin her ikisinde de şu anda dahil edilmiş bazı işlemler bulunabilir blockchain içine. Bekleyen bloğumu çöz, bunu bekleyen işlemler listemle birleştir ve buna çağrı yap bekleyen işlemler havuzum. Şu anda resmi olarak blockchain içinde bulunanları kaldırın. Şimdi ne yapacağım? İlk önce "tüm çift harcamaları kaldırmalı mıyım"? diğer tarafta Öte yandan, listede arama yapıp her özel anahtarın henüz değiştirilmediğinden emin olmalı mıyım? kullanılmış ve listemde zaten kullanılmışsa, ilk kopyayı ilk ben aldım ve dolayısıyla bundan sonraki herhangi bir kopya gayri meşrudur. Böylece ilkinden sonra tüm örnekleri silmeye devam ediyorum. aynı özel anahtardan. Cebirsel geometri hiçbir zaman bana göre bir güç olmadı. http://en.wikipedia.org/wiki/EdDSA Bu kadar hız, çok vay be. BU kazanmaya yönelik cebirsel geometridir. Hiçbir şey bildiğimden değil bu konuda. Sorunlu olsun veya olmasın, ayrık günlükler çok hızlı hale geliyor. Ve kuantum bilgisayarlar onları yiyor kahvaltı için. http://link.springer.com/article/10.1007/s13389-012-0027-1 Bu gerçekten önemli bir sayı haline geliyor, ancak nasıl olduğuna dair hiçbir açıklama veya alıntı yok. seçildi. Bilinen tek bir büyük asal sayıyı seçmek yeterli olacaktır, ancak eğer bilinenler varsa seçimimizi etkileyebilecek bu büyük asal sayı hakkındaki gerçekler. Kripto notun farklı çeşitleri farklı değerler seçilebilir eh, ama bu yazıda bunun nasıl olduğuna dair bir tartışma yok. seçim, sayfa 5'te listelenen diğer küresel parametrelere ilişkin seçimlerimizi etkileyecektir. Bu yazının parametre değerlerinin seçimiyle ilgili bir bölüme ihtiyacı var.

özel kullanıcı anahtarı iki farklı özel ec anahtarından oluşan bir (a, b) çiftidir; izleme anahtarı, özel ve genel ec anahtarının bir çiftidir (a, B) (burada B = bG ve a̸= b); genel kullanıcı anahtarı, (a, b)'den türetilen iki genel ec anahtarının (A, B) çiftidir; standart adres, insan dostu dizeye verilen genel kullanıcı anahtarının bir temsilidir hata düzeltme ile; kısaltılmış adres, verilen genel kullanıcı anahtarının ikinci yarısının (B noktası) temsilidir hata düzeltmeyle insan dostu dizeye dönüştürülür. İşlem yapısı Bitcoin'deki yapıya benzer kalır: her kullanıcı seçebilir birkaç bağımsız gelen ödeme (işlem çıktıları), bunları ilgili imzalarla imzalayın özel anahtarlar ve bunları farklı hedeflere gönderin. Kullanıcının benzersiz özel ve genel anahtara sahip olduğu Bitcoin modelinin aksine, Önerilen modelde gönderici, alıcının adresine dayalı olarak tek seferlik bir genel anahtar üretir ve bazı rastgele veriler. Bu anlamda aynı alıcıya gelen bir işlem, tek kullanımlık genel anahtar (doğrudan benzersiz bir adrese değil) ve yalnızca alıcı bu anahtarı kurtarabilir fonlarını kullanmak için karşılık gelen özel kısım (benzersiz özel anahtarını kullanarak). Alıcı şunları yapabilir: fonları bir yüzük imzası kullanarak, mülkiyetini ve fiili harcamalarını anonim tutarak harcayacaktır. Protokolün detayları sonraki alt bölümlerde açıklanmaktadır. 4.3 Bağlantısı kaldırılamayan ödemeler Klasik Bitcoin adresleri yayınlandıktan sonra gelenler için kesin bir tanımlayıcı haline gelir. ödemeleri birbirine bağlamak ve alıcının takma adlarına bağlamak. Birisi isterse “bağlantısız” bir işlem alıyorsa, göndericiye adresini özel bir kanaldan iletmesi gerekir. Aynı sahibine ait olduğu kanıtlanamayan farklı işlemleri almak istiyorsa tüm farklı adresleri oluşturmalı ve bunları asla kendi takma adıyla yayınlamamalıdır. halka açık Özel Alice Carol Bob'un adresi 1 Bob'un adresi 2 Bob'un anahtarı 1 Bob'un anahtarı 2 Bob Şekil 2. Geleneksel Bitcoin anahtarlar/işlemler modeli. Kullanıcının tek bir adres yayınlamasına ve koşulsuz olarak almasına olanak tanıyan bir çözüm öneriyoruz bağlantısız ödemeler Her CryptoNote çıkışının hedefi (varsayılan olarak) bir genel anahtardır, alıcının adresinden ve gönderenin rastgele verilerinden elde edilir. Bitcoin'a karşı ana avantaj her hedef anahtarın varsayılan olarak benzersiz olmasıdır (gönderen her anahtar için aynı verileri kullanmadığı sürece) işlemlerinin aynı alıcıya yapılması). Dolayısıyla “adresin yeniden kullanılması” gibi bir sorun söz konusu değildir. tasarım ve hiçbir gözlemci herhangi bir işlemin belirli bir adrese veya bağlantıya gönderilip gönderilmediğini belirleyemez iki adres bir arada. 6 özel kullanıcı anahtarı iki farklı özel ec anahtarından oluşan bir (a, b) çiftidir; izleme anahtarı, özel ve genel ec anahtarının bir çiftidir (a, B) (burada B = bG ve a̸= b); genel kullanıcı anahtarı, (a, b)'den türetilen iki genel ec anahtarının (A, B) çiftidir; standart adres, insan dostu dizeye verilen genel kullanıcı anahtarının bir temsilidir hata düzeltme ile; kısaltılmış adres, verilen genel kullanıcı anahtarının ikinci yarısının (B noktası) temsilidir hata düzeltmeyle insan dostu dizeye dönüştürülür. İşlem yapısı Bitcoin'deki yapıya benzer kalır: her kullanıcı seçebilir birkaç bağımsız gelen ödeme (işlem çıktıları), bunları ilgili imzalarla imzalayın özel anahtarlar ve bunları farklı hedeflere gönderin. Kullanıcının benzersiz özel ve genel anahtara sahip olduğu Bitcoin modelinin aksine, Önerilen modelde gönderici, alıcının adresine dayalı olarak tek seferlik bir genel anahtar üretir ve bazı rastgele veriler. Bu anlamda aynı alıcıya gelen bir işlem, tek kullanımlık genel anahtar (doğrudan benzersiz bir adrese değil) ve yalnızca alıcı bu anahtarı kurtarabilir fonlarını kullanmak için karşılık gelen özel kısım (benzersiz özel anahtarını kullanarak). Alıcı şunları yapabilir: fonları bir yüzük imzası kullanarak, mülkiyetini ve fiili harcamalarını anonim tutarak harcayacaktır. Protokolün detayları sonraki alt bölümlerde açıklanmaktadır. 4.3 Bağlantısı kaldırılamayan ödemeler Klasik Bitcoin adresleri yayınlandıktan sonra gelenler için kesin bir tanımlayıcı haline gelir. ödemeleri birbirine bağlamak ve alıcının takma adlarına bağlamak. Birisi isterse “bağlantısız” bir işlem alıyorsa, göndericiye adresini özel bir kanaldan iletmesi gerekir. Aynı sahibine ait olduğu kanıtlanamayan farklı işlemleri almak istiyorsa tüm farklı adresleri oluşturmalı ve bunları asla kendi takma adıyla yayınlamamalıdır. halka açık Özel Alice Carol Bob'un adresi 1 Bob'un adresi 2 Bob'un anahtarı 1 Bob'un anahtarı 2 Bob Şekil 2. Geleneksel Bitcoin anahtarlar/işlemler moduel. Kullanıcının tek bir adres yayınlamasına ve koşulsuz olarak almasına olanak tanıyan bir çözüm öneriyoruz bağlantısız ödemeler Her CryptoNote çıkışının hedefi (varsayılan olarak) bir genel anahtardır, alıcının adresinden ve gönderenin rastgele verilerinden elde edilir. Bitcoin'ye karşı ana avantaj her hedef anahtarın varsayılan olarak benzersiz olmasıdır (gönderen her anahtar için aynı verileri kullanmadığı sürece) işlemlerinin aynı alıcıya yapılması). Dolayısıyla “adresin yeniden kullanılması” gibi bir sorun söz konusu değildir. tasarım ve hiçbir gözlemci herhangi bir işlemin belirli bir adrese veya bağlantıya gönderilip gönderilmediğini belirleyemez iki adres bir arada. 6 11 Yani bu Bitcoin gibi, ancak sonsuz, anonim Posta Kutuları var, yalnızca alıcı tarafından kullanılabilecek Bir halka imzasının olabileceği kadar anonim olan özel bir anahtar oluşturmak. Bitcoin bu şekilde çalışır. Eğer Alex'in Frank'ten yeni aldığı cüzdanında 0,112 Bitcoin varsa, gerçekten imzalı bir parası var demektir "Ben, [FRANK], 0.112 Bitcoin'yi [alex] + H0 + N0'a gönder" mesajı burada 1) Frank imzaladı özel anahtarıyla [FRANK] mesaj attı, 2) Frank mesajı Alex'in herkese açık anahtarıyla imzaladı anahtar, [alex], 3) Frank Bitcoin'in geçmişinin bir kısmını dahil etti, H0 ve 4) Frank nonce, N0 adı verilen rastgele bir veri biti içerir. Alex daha sonra Charlene'e 0,011 Bitcoin göndermek isterse Frank'in mesajını alacak ve bunu H1'e ayarlayacak ve iki mesaj imzalayacak: biri işlemi için, diğeri değişiklik için. H1= "Ben, [FRANK], 0,112 Bitcoin'yi [alex] + H0 + N'ye gönder" "I, [ALEX], 0,011 Bitcoin'yi gönder [charlene] + H1 + N1" "Ben, [ALEX], [alex] + H1 + N2'ye değişiklik olarak 0.101 Bitcoin gönder." Alex'in her iki mesajı da kendi özel anahtarıyla [ALEX] imzaladığı yer, Charlene'nin şifresini içeren ilk mesaj genel anahtar [charlene], Alex'in genel anahtarının [alex] bulunduğu ikinci mesaj ve geçmişleri ve bazıları rastgele oluşturulmuş nonces N1 ve N2'yi uygun şekilde oluşturur. Cryptonote şu şekilde çalışır: Alex'in Frank'ten yeni aldığı cüzdanında 0.112 Cryptonote varsa gerçekten imzalı bir parası var demektir. "Ben, [geçici bir gruptaki biri], [tek seferlik bir adrese] + H0'a 0.112 Cryptonote gönderiyorum + Hayır." Alex, özel anahtarını [ALEX] kontrol ederek bunun kendisine ait olduğunu keşfetti. Her geçen mesaj için [tek seferlik bir adres] ve eğer onu harcamak isterse bunu aşağıdaki şekilde. Paranın alıcısını seçiyor, belki de Charlene drone saldırılarına oy vermeye başlamıştır. Alex bunun yerine Brenda'ya para göndermek istiyor. Alex, Brenda'nın genel anahtarına (brenda) bakar, ve tek seferlik bir adres [ALEX+brenda] oluşturmak için kendi özel anahtarı olan [ALEX]'i kullanır. O daha sonra kriptonot kullanıcıları ağından rastgele bir C koleksiyonu seçer ve oluşturur bu geçici gruptan bir halka imzası. Geçmişimizi bir önceki mesaj olarak ayarladık, ekledik nonces ve her zamanki gibi devam edilsin mi? H1 = "Ben, [geçici bir gruptaki biri], [tek seferlik bir adrese] + H0'a 0.112 Cryptonote gönderiyorum + Hayır." "Ben, [C koleksiyonundan biri], [ALEX+brenda'dan tek seferlik adres yapımı] + H1 + N1'e 0,011 Cryptonote gönderiyorum" "Ben, [C koleksiyonundan biri], değişiklik olarak 0.101 Cryptonote'u [ALEX+alex'ten yapılan tek seferlik adres] + H1 + N2'ye gönderiyorum" Artık Alex ve Brenda, gelen tüm mesajları tek seferlik adresler için tarıyor. anahtarları kullanılarak oluşturulmuştur. Eğer herhangi bir şey bulurlarsa, o zaman bu mesaj kendilerine ait yepyeni bir mesajdır. kriptonot! Ve o zaman bile işlem yine de blockchain'ye ulaşacaktır. Eğer o adrese giren coinler suçlulardan, siyasi katkıda bulunanlardan veya komitelerden ve hesaplardan gönderildiği biliniyor bütçeleri kısıtlıysa (örn. zimmete para geçirme) veya bu paraların yeni sahibi bir hata yaparsa ve bu paraları sahibi olduğu bilinen paralarla ortak bir adrese, anonimlik oyununa gönderir Bitcoin'de yükseliş var.

özel kullanıcı anahtarı iki farklı özel ec anahtarından oluşan bir (a, b) çiftidir; izleme anahtarı, özel ve genel ec anahtarının bir çiftidir (a, B) (burada B = bG ve a̸= b); genel kullanıcı anahtarı, (a, b)'den türetilen iki genel ec anahtarının (A, B) çiftidir; standart adres, insan dostu dizeye verilen genel kullanıcı anahtarının bir temsilidir hata düzeltme ile; kısaltılmış adres, verilen genel kullanıcı anahtarının ikinci yarısının (B noktası) temsilidir hata düzeltmeyle insan dostu dizeye dönüştürülür. İşlem yapısı Bitcoin'deki yapıya benzer: her kullanıcı seçebilir birkaç bağımsız gelen ödeme (işlem çıktıları), bunları ilgili imzalarla imzalayın özel anahtarlar ve bunları farklı hedeflere gönderin. Kullanıcının benzersiz özel ve genel anahtara sahip olduğu Bitcoin modelinin aksine, Önerilen modelde gönderici, alıcının adresine dayalı olarak tek seferlik bir genel anahtar üretir ve bazı rastgele veriler. Bu anlamda aynı alıcıya gelen bir işlem, tek kullanımlık genel anahtar (doğrudan benzersiz bir adrese değil) ve yalnızca alıcı bu anahtarı kurtarabilir fonlarını kullanmak için karşılık gelen özel kısım (benzersiz özel anahtarını kullanarak). Alıcı şunları yapabilir: fonları bir yüzük imzası kullanarak, mülkiyetini ve fiili harcamalarını anonim tutarak harcayacaktır. Protokolün detayları sonraki alt bölümlerde açıklanmaktadır. 4.3 Bağlantısı kaldırılamayan ödemeler Klasik Bitcoin adresleri yayınlandıktan sonra gelenler için kesin bir tanımlayıcı haline gelir. ödemeleri birbirine bağlamak ve alıcının takma adlarına bağlamak. Birisi isterse “bağlantısız” bir işlem alıyorsa, göndericiye adresini özel bir kanaldan iletmesi gerekir. Aynı sahibine ait olduğu kanıtlanamayan farklı işlemleri almak istiyorsa tüm farklı adresleri oluşturmalı ve bunları asla kendi takma adıyla yayınlamamalıdır. halka açık Özel Alice Carol Bob'un adresi 1 Bob'un adresi 2 Bob'un anahtarı 1 Bob'un anahtarı 2 Bob Şekil 2. Geleneksel Bitcoin anahtarlar/işlemler modeli. Kullanıcının tek bir adres yayınlamasına ve koşulsuz olarak almasına olanak tanıyan bir çözüm öneriyoruz bağlantısız ödemeler Her CryptoNote çıkışının hedefi (varsayılan olarak) bir genel anahtardır, alıcının adresinden ve gönderenin rastgele verilerinden elde edilir. Bitcoin'ye karşı ana avantaj her hedef anahtarın varsayılan olarak benzersiz olmasıdır (gönderen her anahtar için aynı verileri kullanmadığı sürece) işlemlerinin aynı alıcıya yapılması). Dolayısıyla “adresin yeniden kullanılması” gibi bir sorun söz konusu değildir. tasarım ve hiçbir gözlemci herhangi bir işlemin belirli bir adrese veya bağlantıya gönderilip gönderilmediğini belirleyemez iki adres bir arada. 6 özel kullanıcı anahtarı iki farklı özel ec anahtarından oluşan bir (a, b) çiftidir; izleme anahtarı, özel ve genel ec anahtarının bir çiftidir (a, B) (burada B = bG ve a̸= b); genel kullanıcı anahtarı, (a, b)'den türetilen iki genel ec anahtarının (A, B) çiftidir; standart adres, insan dostu dizeye verilen genel kullanıcı anahtarının bir temsilidir hata düzeltme ile; kısaltılmış adres, verilen genel kullanıcı anahtarının ikinci yarısının (B noktası) temsilidir hata düzeltmeyle insan dostu dizeye dönüştürülür. İşlem yapısı Bitcoin'deki yapıya benzer kalır: her kullanıcı seçebilir birkaç bağımsız gelen ödeme (işlem çıktıları), bunları ilgili imzalarla imzalayın özel anahtarlar ve bunları farklı hedeflere gönderin. Kullanıcının benzersiz özel ve genel anahtara sahip olduğu Bitcoin modelinin aksine, Önerilen modelde gönderici, alıcının adresine dayalı olarak tek seferlik bir genel anahtar üretir ve bazı rastgele veriler. Bu anlamda aynı alıcıya gelen bir işlem, tek kullanımlık genel anahtar (doğrudan benzersiz bir adrese değil) ve yalnızca alıcı bu anahtarı kurtarabilir fonlarını kullanmak için karşılık gelen özel kısım (benzersiz özel anahtarını kullanarak). Alıcı şunları yapabilir: fonları bir yüzük imzası kullanarak, mülkiyetini ve fiili harcamalarını anonim tutarak harcayacaktır. Protokolün detayları sonraki alt bölümlerde açıklanmaktadır. 4.3 Bağlantısı kaldırılamayan ödemeler Klasik Bitcoin adresleri yayınlandıktan sonra gelenler için kesin bir tanımlayıcı haline gelir. ödemeleri birbirine bağlamak ve alıcının takma adlarına bağlamak. Birisi isterse “bağlantısız” bir işlem alıyorsa, göndericiye adresini özel bir kanaldan iletmesi gerekir. Aynı sahibine ait olduğu kanıtlanamayan farklı işlemleri almak istiyorsa tüm farklı adresleri oluşturmalı ve bunları asla kendi takma adıyla yayınlamamalıdır. halka açık Özel Alice Carol Bob'un adresi 1 Bob'un adresi 2 Bob'un anahtarı 1 Bob'un anahtarı 2 Bob Şekil 2. Geleneksel Bitcoin anahtarlar/işlemler moduel. Kullanıcının tek bir adres yayınlamasına ve koşulsuz olarak almasına olanak tanıyan bir çözüm öneriyoruz bağlantısız ödemeler Her CryptoNote çıkışının hedefi (varsayılan olarak) bir genel anahtardır, alıcının adresinden ve gönderenin rastgele verilerinden elde edilir. Bitcoin'ye karşı ana avantaj her hedef anahtarın varsayılan olarak benzersiz olmasıdır (gönderen her anahtar için aynı verileri kullanmadığı sürece) işlemlerinin aynı alıcıya yapılması). Dolayısıyla “adresin yeniden kullanılması” gibi bir sorun söz konusu değildir. tasarım ve hiçbir gözlemci herhangi bir işlemin belirli bir adrese veya bağlantıya gönderilip gönderilmediğini belirleyemez iki adres bir arada. 6 12 Bu nedenle, kullanıcıların adresten (aslında bir genel anahtardır) adrese para göndermesi yerine (başka bir genel anahtar) özel anahtarlarını kullanarak kullanıcılar tek kullanımlık posta kutusundan para gönderiyorlar (arkadaşlarınızın genel anahtarını kullanarak oluşturuyor) tek seferlik posta kutusuna (benzer şekilde) kendi özel anahtarlarınız. Bir anlamda "Tamam, herkes paranın üzerinden elini çeksin" diyoruz. etrafa transfer edildi! Anahtarlarımızın o kutuyu açabileceğini bilmek yeterli. Kutuda ne kadar para olduğunu biliyoruz. Hiçbir zaman parmak izlerinizi Posta Kutusunun veya onu gerçekten kullan, sadece nakit dolu kutuyu takas et. Bu şekilde kimin gönderdiğini bilmiyoruz ama bu halka açık konuşmaların içerikleri hala sürtünmesiz, takas edilebilir, bölünebilir ve Bitcoin gibi paranın arzu ettiğimiz tüm diğer güzel niteliklerine hâlâ sahibiz.” Sonsuz sayıda posta kutusu seti. Bir adres yayınlıyorsun, benim özel anahtarım var. Özel anahtarımı ve adresinizi kullanıyorum ve ortak anahtar oluşturmak için bazı rastgele veriler. Algoritma öyle tasarlanmıştır ki, adresiniz genel anahtarı oluşturmak için kullanıldı, yalnızca SİZİN özel anahtarınız kilidi açmak için çalışır mesaj. Bir gözlemci olan Eve, adresinizi yayınladığınızı ve duyurduğum genel anahtarı görüyor. Ancak, Genel anahtarımı sizin adresinize mi yoksa onun adresine mi, yoksa Brenda'ya mı dayanarak açıkladığımı bilmiyor ya da Charlene'ninki ya da her kimse. Özel anahtarını açıkladığım genel anahtarla karşılaştırıyor ve işe yaramadığını görüyor; bu onun parası değil. Başka kimsenin özel anahtarını bilmiyor ve mesajın kilidini açabilecek özel anahtar yalnızca mesajın alıcısına sahiptir. Yani kimse dinlemek, parayı kimin aldığını çok daha az belirleyebilir.

halka açık Özel Alice Carol Tek kullanımlık anahtar Tek kullanımlık anahtar Tek kullanımlık anahtar Bob Bob'un Anahtarı Bob'un Adresi Şekil 3. CryptoNote anahtarları/işlem modeli. İlk olarak gönderen, verilerinden paylaşılan bir sır elde etmek için bir Diffe-Hellman alışverişi gerçekleştirir ve alıcının adresinin yarısı. Daha sonra paylaşılan anahtarı kullanarak tek seferlik bir hedef anahtarı hesaplar. gizli ve adresin ikinci yarısı. Alıcıdan iki farklı ec-anahtarı isteniyor Bu iki adım için standart bir CryptoNote adresi, Bitcoin cüzdanının neredeyse iki katı büyüklüğündedir. adresi. Alıcı ayrıca karşılık gelen verileri kurtarmak için bir Diffe-Hellman değişimi gerçekleştirir. gizli anahtar. Standart bir işlem sırası şu şekildedir: 1. Alice, standart adresini yayınlayan Bob'a ödeme göndermek istiyor. O adresi açar ve Bob'un genel anahtarını (A, B) alır. 2. Alice rastgele bir \(r \in [1, l - 1]\) üretir ve bir kerelik genel anahtarı \(P = H_s(rA)G +\) hesaplar B. 3. Alice, çıktı için hedef anahtar olarak P'yi kullanır ve aynı zamanda R = rG değerini de paketler (bir parça olarak) Diffe-Hellman borsasının) işlemin bir yerinde. oluşturabileceğini unutmayın. benzersiz ortak anahtarlara sahip diğer çıktılar: farklı alıcıların anahtarları (Ai, Bi) farklı Pi anlamına gelir aynı r ile bile. İşlem Tx ortak anahtarı Gönderim çıkışı Tutar Hedef anahtarı R = rG P = Hs(rA)G + B Alıcının genel anahtar Gönderenin rastgele verileri r (A, B) Şekil 4. Standart işlem yapısı. 4. Alice işlemi gönderir. 5. Bob geçen her işlemi özel anahtarıyla (a, b) kontrol eder ve P ′ = değerini hesaplar Hs(aR)G + B. Alice'in alıcı olarak Bob'la yaptığı işlem bunların arasındaysa, o zaman aR = arG = rA ve P ′ = P. 7 halka açık Özel Alice Carol Tek kullanımlık anahtar Tek kullanımlık anahtar Tek kullanımlık anahtar Bob Bob'un Anahtarı Bob'un Adresi Şekil 3. CryptoNote anahtarları/işlem modeli. İlk olarak gönderen, verilerinden paylaşılan bir sır elde etmek için bir Diffe-Hellman alışverişi gerçekleştirir ve alıcının adresinin yarısı. Daha sonra paylaşılan anahtarı kullanarak tek seferlik bir hedef anahtarı hesaplar. gizli ve adresin ikinci yarısı. Alıcıdan iki farklı ec-anahtarı isteniyor bu iki adım için standart bir CryptoNote adresi, Bitcoin cüzdanının neredeyse iki katı kadardır. adresi. Alıcı ayrıca karşılık gelen verileri kurtarmak için bir Diffe-Hellman değişimi gerçekleştirir. gizli anahtar. Standart bir işlem sırası şu şekildedir: 1. Alice, standart adresini yayınlayan Bob'a ödeme göndermek istiyor. O adresi açar ve Bob'un genel anahtarını (A, B) alır. 2. Alice rastgele bir \(r \in [1, l - 1]\) üretir ve bir kerelik genel anahtarı \(P = H_s(rA)G +\) hesaplar B. 3. Alice, çıktı için hedef anahtar olarak P'yi kullanır ve aynı zamanda R = rG değerini de paketler (bir parça olarak) Diffe-Hellman borsasının) işlemin bir yerinde. oluşturabileceğini unutmayın. benzersiz ortak anahtarlara sahip diğer çıktılar: farklı alıcıların anahtarları (Ai, Bi) farklı Pi anlamına gelir aynı r ile bile. İşlem Tx ortak anahtarı Gönderim çıkışı Tutar Hedef anahtarı R = rG P = Hs(rA)G + B Alıcının genel anahtar Gönderenin rastgele verileri r (A, B) Şekil 4. Standart işlem yapısı. 4. Alice işlemi gönderir. 5. Bob geçen her işlemi özel anahtarıyla (a, b) kontrol eder ve P ′ = değerini hesaplar Hs(aR)G + B. Alice'in alıcı olarak Bob'la yaptığı işlem bunların arasındaysa, o zaman aR = arG = rA ve P ′ = P. 7 13 Kriptografi seçeneğini uygulamanın ne kadar büyük bir acı olacağını merak ediyorum. şeması. Eliptik veya başka türlü. Yani gelecekte bir plan bozulursa para birimi değişir endişelenmeden. Muhtemelen büyük bir baş ağrısı. Tamam, bu tam olarak önceki yorumumda açıkladığım şey. Diffe-Hellman tipi takaslar gayet düzgün. Alex ve Brenda'nın her birinin gizli bir numarası, A ve B'si ve bir numarası olduğunu varsayalım. sır saklamayı umursamıyorlar, a ve b. Paylaşılan bir sır oluşturmak istiyorlar Eva bunu keşfediyor. Diffe ve Hellman, Alex ve Brenda'nın bu durumu paylaşması için bir yol buldular. genel numaralar a ve b, ancak özel numaralar A ve B değil ve paylaşılan bir sır oluşturur, K. Bu paylaşılan sırrı kullanarak, K, Eva'nın dinlemesine gerek kalmadan aynı şeyi üretebilir. K, Alex ve Brenda artık K'yi gizli bir şifreleme anahtarı olarak kullanabilir ve gizli mesajları geri iletebilir ve ileri. 100'den çok daha büyük sayılarla çalışması gerekmesine rağmen CAN şu şekilde çalışır. 100'ü kullanacağız çünkü modulo 100 tamsayıları üzerinde çalışmak "hepsini atmak" ile eşdeğerdir ama bir sayının son iki rakamı." Alex ve Brenda'nın her biri A, a, B ve b'yi seçiyor. A ve B'yi gizli tutuyorlar. Alex, Brenda'ya modulo 100'ün değerini (yalnızca son iki rakam) söyler ve Brenda, Alex'e söyler. b modulo 100'ün değeri. Artık Eva (a,b) modulo 100'ü biliyor. Ama Alex (a,b,A)'yı biliyor, dolayısıyla o x=abA modulo 100'ü hesaplayabilir.Alex çalıştığımız için son rakam hariç hepsini kesiyor tekrar modulo 100 tamsayılarının altında. Benzer şekilde, Brenda da (a,b,B)'yi bildiğinden hesaplayabilmektedir. y=abB modulo 100. Alex artık x'i yayınlayabilir ve Brenda da y'yi yayınlayabilir. Ama şimdi Alex yA = abBA modulo 100'ü hesaplayabiliyor ve Brenda da xB'yi hesaplayabiliyor = abBA modulo 100. İkisi de aynı numarayı biliyor! Ama Eva'nın tek duyduğu şey (a,b,abA,abB). abA*B'yi hesaplamanın kolay bir yolu yok. Diffe-Hellman değişimi hakkında düşünmenin en kolay ve en az güvenli yolu bu. Daha güvenli versiyonlar mevcut. Ancak çoğu sürüm, tamsayı çarpanlarına ayırma ve ayrıklık nedeniyle çalışır. logaritmalar zordur ve bu sorunların her ikisi de kuantum bilgisayarlar tarafından kolaylıkla çözülebilir. Kuantuma dirençli versiyonların olup olmadığına bakacağım. http://en.wikipedia.org/wiki/Diffie%E2%80%93Hellman_key_exchange Burada listelenen "standart txn dizisi"nde, İMZALAR gibi birçok adım eksik. Burada olduğu gibi kabul ediliyorlar. Bu gerçekten kötü, çünkü içinde bulunduğumuz sıra imza maddeleri, imzalı mesajın içerdiği bilgiler vb... bunların hepsi son derece protokol için önemlidir. Uygulama sırasında adımlardan bir veya ikisinin yanlış, hatta biraz bozuk olması standart işlem sırası" tüm sistemin güvenliğini sorgulayabilir. Ayrıca, makalede daha sonra sunulan kanıtlar yeterince kesin olmayabilir. altında çalıştıkları çerçeve bu bölümde olduğu gibi gevşek bir şekilde tanımlanmıştır.

halka açık Özel Alice Carol Tek kullanımlık anahtar Tek kullanımlık anahtar Tek kullanımlık anahtar Bob Bob'un Anahtarı Bob'un Adresi Şekil 3. CryptoNote anahtarları/işlem modeli. İlk olarak gönderen, verilerinden paylaşılan bir sır elde etmek için bir Diffe-Hellman alışverişi gerçekleştirir ve alıcının adresinin yarısı. Daha sonra paylaşılan anahtarı kullanarak tek seferlik bir hedef anahtarı hesaplar. gizli ve adresin ikinci yarısı. Alıcıdan iki farklı ec-anahtarı isteniyor bu iki adım için standart bir CryptoNote adresi, Bitcoin cüzdanının neredeyse iki katı kadardır. adresi. Alıcı ayrıca karşılık gelen verileri kurtarmak için bir Diffe-Hellman değişimi gerçekleştirir. gizli anahtar. Standart bir işlem sırası şu şekildedir: 1. Alice, standart adresini yayınlayan Bob'a ödeme göndermek istiyor. O adresi açar ve Bob'un genel anahtarını (A, B) alır. 2. Alice rastgele bir \(r \in [1, l - 1]\) üretir ve bir kerelik genel anahtarı \(P = H_s(rA)G +\) hesaplar B. 3. Alice, çıktı için hedef anahtar olarak P'yi kullanır ve aynı zamanda R = rG değerini de paketler (bir parça olarak) Diffe-Hellman borsasının) işlemin bir yerinde. oluşturabileceğini unutmayın. benzersiz ortak anahtarlara sahip diğer çıktılar: farklı alıcıların anahtarları (Ai, Bi) farklı Pi anlamına gelir aynı r ile bile. İşlem Tx ortak anahtarı Gönderim çıkışı Tutar Hedef anahtarı R = rG P = Hs(rA)G + B Alıcının genel anahtar Gönderenin rastgele verileri r (A, B) Şekil 4. Standart işlem yapısı. 4. Alice işlemi gönderir. 5. Bob geçen her işlemi özel anahtarıyla (a, b) kontrol eder ve P ′ = değerini hesaplar Hs(aR)G + B. Alice'in alıcı olarak Bob'la yaptığı işlem bunların arasındaysa, o zaman aR = arG = rA ve P ′ = P. 7 halka açık Özel Alice Carol Tek kullanımlık anahtar Tek kullanımlık anahtar Tek kullanımlık anahtar Bob Bob'un Anahtarı Bob'un Adresi Şekil 3. CryptoNote anahtarları/işlem modeli. İlk olarak gönderen, verilerinden paylaşılan bir sır elde etmek için bir Diffe-Hellman alışverişi gerçekleştirir ve alıcının adresinin yarısı. Daha sonra paylaşılan anahtarı kullanarak tek seferlik bir hedef anahtarı hesaplar. gizli ve adresin ikinci yarısı. Alıcıdan iki farklı ec-anahtarı isteniyor bu iki adım için standart bir CryptoNote adresi, Bitcoin cüzdanının neredeyse iki katı kadardır. adresi. Alıcı ayrıca karşılık gelen verileri kurtarmak için bir Diffe-Hellman değişimi gerçekleştirir. gizli anahtar. Standart bir işlem sırası şu şekildedir: 1. Alice, standart adresini yayınlayan Bob'a ödeme göndermek istiyor. O adresi açar ve Bob'un genel anahtarını (A, B) alır. 2. Alice rastgele bir \(r \in [1, l - 1]\) üretir ve bir kerelik genel anahtarı \(P = H_s(rA)G +\) hesaplar B. 3. Alice, çıktı için hedef anahtar olarak P'yi kullanır ve aynı zamanda R = rG değerini de paketler (bir parça olarak) Diffe-Hellman borsasının) işlemin bir yerinde. oluşturabileceğini unutmayın. benzersiz ortak anahtarlara sahip diğer çıktılar: farklı alıcıların anahtarları (Ai, Bi) farklı Pi anlamına gelir aynı r ile bile. İşlem Tx ortak anahtarı Gönderim çıkışı Tutar Hedef anahtarı R = rG P = Hs(rA)G + B Alıcının genel anahtar Gönderenin rastgele verileri r (A, B) Şekil 4. Standart işlem yapısı. 4. Alice işlemi gönderir. 5. Bob geçen her işlemi özel anahtarıyla (a, b) kontrol eder ve P ′ = değerini hesaplar Hs(aR)G + B. Alice'in alıcı olarak Bob'la yaptığı işlem bunların arasındaysa, o zaman aR = arG = rA ve P ′ = P. 7 14 Yazar(lar)ın baştan sona terminolojilerini düz tutmak konusunda berbat bir iş çıkardıklarını unutmayın. metin, ama özellikle bu sonraki kısımda. Bu makalenin bir sonraki enkarnasyonu mutlaka olacaktır. çok daha titiz. Metinde P'den tek kullanımlık genel anahtar olarak bahsediyorlar. Diyagramda R'ye şu şekilde atıfta bulunurlar: "Tx genel anahtarı" ve "Hedef anahtarı" olarak P. Eğer bunu yeniden yazacak olsaydım, Bu bölümleri tartışmadan önce bazı terminolojiyi çok spesifik olarak ortaya koyacağım. Bu cehennem çok büyük. 5. sayfaya bakın. Ell'i kim seçer? Diyagram, rastgele ve seçilen işlem genel anahtarı R = rG'yi göstermektedir. gönderen tarafından Tx çıkışının bir parçası değildir. Bunun nedeni birden fazla kişi için aynı olabilmesidir. birden fazla kişiye yapılan işlemlerdir ve harcamak için SONRA kullanılmaz. Yeni bir R üretilir her yeni CryptoNote işlemini yayınlamak istediğinizde. Ayrıca, R yalnızca kullanılır İşlemin alıcısı olup olmadığınızı kontrol etmek için. Bunlar önemsiz veriler değil, ancak herkes için önemsizdir (A,B) ile ilişkili özel anahtarlar olmadan. Hedef tuşu ise P = Hs(rA)G + B, Tx çıkışının bir parçasıdır. Herkes Her geçen işlemin verilerini inceleyerek kendi oluşturdukları P*'yi kontrol etmelidir. Bu geçen işlemin sahibi olup olmadıklarını görmek için bu P'yi kullanın. Harcanmamış işlem çıktısı olan herkes (UTXO) bu P'lerden bir demetini ortalıkta miktarlarla birlikte bulunduracak. Harcamak içind, onlar P'nin de dahil olduğu yeni bir mesaj imzalayın. Alice, bu işlemi, harcanmamış işlem çıktısı/çıktıları Hedef Anahtarı/Anahtarları ile ilişkili bir kerelik özel anahtar/anahtarlarla imzalamalıdır. Alice'in sahip olduğu her hedef anahtarı donanımlı olarak gelir (muhtemelen) Alice'e ait olan tek seferlik özel anahtarla. Alice her istediğinde hedef anahtarının içeriğini bana veya Bob'a veya Brenda'ya veya Charlie'ye veya Charlene'e gönder, o işlemi imzalamak için özel anahtarını kullanır. İşlemi aldıktan sonra yeni bir tane alacağım Tx genel anahtarı, yeni bir Hedef ortak anahtarı ve yeni bir kerelik özel anahtar x'i kurtarabileceğim. Tek kullanımlık özel anahtarım x'i yeni işlemin genel Hedefi ile birleştirme anahtar(lar) yeni bir işlemi nasıl gönderdiğimizdir

1. Bob karşılık gelen bir kerelik özel anahtarı kurtarabilir: x = Hs(aR) + b, yani P = xG. Bu çıktıyı istediği zaman x ile bir işlem imzalayarak harcayabilir. İşlem Tx ortak anahtarı Gönderim çıkışı Tutar Hedef anahtarı P ′ = Hs(aR)G + bG tek kullanımlık genel anahtar x = Hs(aR) + b tek kullanımlık özel anahtar Alıcının özel anahtar (a, b) R P' ?= P Şekil 5. Gelen işlem kontrolü. Sonuç olarak Bob, tek seferlik ortak anahtarlarla ilişkili gelen ödemeleri alır. izleyici için bağlanılamaz. Bazı ek notlar: • Bob işlemlerini "tanıdığında" (bkz. adım 5) pratikte parasının yalnızca yarısını kullanır. Özel bilgiler: (a, B). İzleme anahtarı olarak da bilinen bu çift, iletilebilir üçüncü bir tarafa (Carol). Bob, yeni işlemlerin işlenmesi konusunda ona yetki verebilir. Bob Carol'a açıkça güvenmesine gerek yok çünkü tek seferlik gizli anahtarı kurtaramıyor Bob'un tam özel anahtarı (a, b) olmadan. Bu yaklaşım Bob'un bant genişliğinin yetersiz olduğu durumlarda faydalıdır veya hesaplama gücü (akıllı telefonlar, donanım cüzdanları vb.). • Alice, Bob'un adresine bir işlem gönderdiğini kanıtlamak isterse bunu açıklayabilir r veya r'yi bildiğini kanıtlamak için herhangi bir tür sıfır bilgi protokolü kullanın (örneğin imzalayarak) r) ile yapılan işlem. • Bob, gelen tüm işlemlerin kaydedildiği denetim uyumlu bir adrese sahip olmak istiyorsa bağlanabilirse, izleme anahtarını yayınlayabilir veya kısaltılmış bir adres kullanabilir. Bu adres yalnızca bir genel ec-anahtarı B'yi temsil eder ve protokolün gerektirdiği geri kalan kısım bundan şu şekilde türetilir: a = Hs(B) ve A = Hs(B)G. Her iki durumda da her insan Bob'un gelen tüm işlemlerini "tanıyabilir", ancak elbette hiçbiri bu parayı harcayamaz. gizli anahtar olmadan içlerinde yer alan fonlar b. 4.4 Tek seferlik zil imzaları Tek seferlik halka imzalara dayalı bir protokol, kullanıcıların koşulsuz bağlantı kurulamazlığına erişmesine olanak tanır. Ne yazık ki, sıradan kriptografik imza türleri, işlemlerin ilgili gönderici ve alıcılar. Bu eksikliğe çözümümüz farklı bir imza kullanmaktan geçiyor Şu anda elektronik nakit sistemlerinde kullanılanlardan daha fazla tür. Öncelikle algoritmamızın genel bir tanımını, açık bir referans olmadan sunacağız. elektronik nakit. Bir kerelik halka imzası dört algoritma içerir: (GEN, SIG, VER, LNK): GEN: genel parametreleri alır ve bir ec çifti (P, x) ve bir genel anahtar I çıkarır. SIG: bir m mesajını, {Pi}i̸=s genel anahtarlarından oluşan bir \(S'\) kümesini, bir çifti (Ps, xs) alır ve bir \(\sigma\) imzası çıkarır ve bir \(S = \)S'\( \cup \{P_s\}\) kümesi. 8

2. Bob karşılık gelen bir kerelik özel anahtarı kurtarabilir: x = Hs(aR) + b, yani P = xG. Bu çıktıyı istediği zaman x ile bir işlem imzalayarak harcayabilir. İşlem Tx ortak anahtarı Gönderim çıkışı Tutar Hedef anahtarı P ′ = Hs(aR)G + bG tek kullanımlık genel anahtar x = Hs(aR) + b tek kullanımlık özel anahtar Alıcının özel anahtar (a, b) R P' ?= P Şekil 5. Gelen işlem kontrolü. Sonuç olarak Bob, tek seferlik ortak anahtarlarla ilişkili gelen ödemeleri alır. izleyici için bağlanılamaz. Bazı ek notlar: • Bob işlemlerini "tanıdığında" (bkz. adım 5) pratikte parasının yalnızca yarısını kullanır. Özel bilgiler: (a, B). İzleme anahtarı olarak da bilinen bu çift, iletilebilir üçüncü bir tarafa (Carol). Bob, yeni işlemlerin işlenmesi konusunda ona yetki verebilir. Bob Carol'a açıkça güvenmesine gerek yok çünkü tek seferlik gizli anahtarı kurtaramıyor Bob'un tam özel anahtarı (a, b) olmadan. Bu yaklaşım Bob'un bant genişliğinin yetersiz olduğu durumlarda faydalıdır veya hesaplama gücü (akıllı telefonlar, donanım cüzdanları vb.). • Alice, Bob'un adresine bir işlem gönderdiğini kanıtlamak isterse bunu açıklayabilir r veya r'yi bildiğini kanıtlamak için herhangi bir tür sıfır bilgi protokolü kullanın (örneğin imzalayarak) r) ile yapılan işlem. • Bob, gelen tüm işlemlerin kaydedildiği denetim uyumlu bir adrese sahip olmak istiyorsa bağlanabilirse, izleme anahtarını yayınlayabilir veya kısaltılmış bir adres kullanabilir. Bu adres yalnızca bir genel ec-anahtarı B'yi temsil eder ve protokolün gerektirdiği geri kalan kısım bundan şu şekilde türetilir: a = Hs(B) ve A = Hs(B)G. Her iki durumda da her insan Bob'un gelen tüm işlemlerini "tanıyabilir", ancak elbette hiçbiri bu parayı harcayamaz. gizli anahtar olmadan içlerinde yer alan fonlar b. 4.4 Tek seferlik zil imzaları Tek seferlik halka imzalara dayalı bir protokol, kullanıcıların koşulsuz bağlantı kurulamazlığına erişmesine olanak tanır. Ne yazık ki, sıradan kriptografik imza türleri, işlemlerin ilgili gönderici ve alıcılar. Bu eksikliğe çözümümüz farklı bir imza kullanmaktan geçiyor Şu anda elektronik nakit sistemlerinde kullanılanlardan daha fazla tür. İlk önce bir gen sağlayacağızaçık bir referans olmadan algoritmamızın tüm açıklaması elektronik nakit. Bir kerelik halka imzası dört algoritma içerir: (GEN, SIG, VER, LNK): GEN: genel parametreleri alır ve bir ec çifti (P, x) ve bir genel anahtar I çıkarır. SIG: bir m mesajını, {Pi}i̸=s genel anahtarlarından oluşan bir \(S'\) kümesini, bir çifti (Ps, xs) alır ve bir \(\sigma\) imzası çıkarır ve bir \(S = \)S'\( \cup \{P_s\}\) kümesi. 8 15 Harcanmamış bir işlem çıktısı burada nasıl görünüyor? Diyagram, işlem çıktısının yalnızca iki veri noktasından oluştuğunu göstermektedir: miktar ve hedef anahtar. Ama bu değil Yeterli çünkü bu "çıktıyı" harcamaya çalıştığımda hala R=rG'yi bilmem gerekecek. Unutmayın, r gönderen tarafından seçilir ve R a) gelen kriptonotları sizin şifreniz olarak tanımak için kullanılır. kendi ve b) kriptonotunuzu "talep etmek" için kullanılan tek seferlik özel anahtarı oluşturmak için kullanılır. Bu konuda anlamadığım kısım? Teorik olarak "tamam, elimizde bunlar var imzalar ve işlemler ve bunları programlama dünyasına ileri geri aktarıyoruz "peki özellikle hangi bilgiler bir kişiyi UTXO oluşturur?" Bu soruyu cevaplamanın en iyi yolu, tamamen yorumlanmamış kodun gövdesini incelemektir. Tebrikler bytecoin ekibi. Hatırlayın: bağlanabilirlik "aynı kişi mi gönderdi?" anlamına gelir. ve bağlantı kurulamazlık "aynısını yaptım" anlamına gelir kişi alıyor mu?" Dolayısıyla bir sistem bağlanabilir veya bağlanamaz, bağlanamaz veya bağlanamaz olabilir. Sinir bozucu, biliyorum. Nic van Saberhagen burada "...gelen ödemeler tek seferlik ödemelerle ilişkilidir" dediğinde İzleyici için bağlantı kurulamayan genel anahtarlar" derken ne demek istediğini görelim. İlk olarak, Alice'in Bob'a aynı yerden iki ayrı işlem gönderdiği bir durumu düşünün. adresi aynı adrese. Bitcoin evreninde Alice zaten hatayı yaptı aynı adresten gönderim yapılması nedeniyle sınırlı işlem isteğimiz başarısız oldu bağlanabilirlik. Üstelik parayı aynı adrese gönderdiği için isteğimizi boşa çıkardı bağlantı kurulamazlığı için. Bu bitcoin işlemi hem (tamamen) bağlanabilir hem de bağlantısı kaldırılamaz nitelikteydi. Öte yandan kriptonot evreninde Alice'in Bob'a bir kriptonot gönderdiğini varsayalım, Bob'un genel adresini kullanarak. Gizleyici ortak anahtarlar kümesi olarak bilinen tüm halka açık anahtarları seçiyor Washington DC metro bölgesindeki anahtarlar. Alex kendi anahtarını kullanarak tek seferlik bir genel anahtar üretiyor bilgiler ve Bob'un kamuya açık bilgileri. Parayı o gönderiyor ve herhangi bir gözlemci sadece "Washington DC metropol bölgesinden biri şu adrese 2,3 kriptonot gönderdi" tek seferlik genel adres XYZ123." Burada bağlanabilirlik üzerinde olasılıksal bir kontrolümüz var, dolayısıyla buna "neredeyse bağlantı kurulamaz" adını vereceğiz. Ayrıca paranın gönderildiği tek seferlik ortak anahtarları da görüyoruz. Alıcıdan şüphelensek bile Bob'du, onun özel anahtarlarına sahip değiliz ve bu nedenle geçen bir işlemin olup olmadığını test edemiyoruz bırakın kripto notunu kullanmak için tek seferlik özel anahtarını oluşturmayı bırakın Bob'a aittir. Yani bu aslında tamamen "bağlanamaz". Yani bu en güzel numaradır. Kim gerçekten başka bir MtGox'a güvenmek ister? Biz olabiliriz Bir miktar BTC'yi Coinbase'de depolamak rahattır, ancak bitcoin güvenliğinde son nokta fiziksel bir cüzdan. Bu da sakıncalı. Bu durumda, özel anahtarınızın yarısını, gizliliğinizi tehlikeye atmadan, güvenle verebilirsiniz. para harcamak için kendi yeteneği. Bunu yaparken yaptığınız tek şey birine bağlantısızlığın nasıl ortadan kaldırılacağını anlatmaktır. Diğeri CN'nin bir para birimi gibi davranan özellikleri korunur; çifte harcamaya karşı kanıt ve ne değil.

3. Bob karşılık gelen bir kerelik özel anahtarı kurtarabilir: x = Hs(aR) + b, yani P = xG. Bu çıktıyı istediği zaman x ile bir işlem imzalayarak harcayabilir. İşlem Tx ortak anahtarı Gönderim çıkışı Tutar Hedef anahtarı P ′ = Hs(aR)G + bG tek kullanımlık genel anahtar x = Hs(aR) + b tek kullanımlık özel anahtar Alıcının özel anahtar (a, b) R P' ?= P Şekil 5. Gelen işlem kontrolü. Sonuç olarak Bob, tek seferlik ortak anahtarlarla ilişkili gelen ödemeleri alır. izleyici için bağlanılamaz. Bazı ek notlar: • Bob işlemlerini "tanıdığında" (bkz. adım 5) pratikte parasının yalnızca yarısını kullanır. Özel bilgiler: (a, B). İzleme anahtarı olarak da bilinen bu çift, iletilebilir üçüncü bir tarafa (Carol). Bob, yeni işlemlerin işlenmesi konusunda ona yetki verebilir. Bob Carol'a açıkça güvenmesine gerek yok çünkü tek seferlik gizli anahtarı kurtaramıyor Bob'un tam özel anahtarı (a, b) olmadan. Bu yaklaşım Bob'un bant genişliğinin yetersiz olduğu durumlarda faydalıdır veya hesaplama gücü (akıllı telefonlar, donanım cüzdanları vb.). • Alice, Bob'un adresine bir işlem gönderdiğini kanıtlamak isterse bunu açıklayabilir r veya r'yi bildiğini kanıtlamak için herhangi bir tür sıfır bilgi protokolü kullanın (örneğin imzalayarak) r) ile yapılan işlem. • Bob, gelen tüm işlemlerin kaydedildiği denetim uyumlu bir adrese sahip olmak istiyorsa bağlanabilirse, izleme anahtarını yayınlayabilir veya kısaltılmış bir adres kullanabilir. Bu adres yalnızca bir genel ec-anahtarı B'yi temsil eder ve protokolün gerektirdiği geri kalan kısım bundan şu şekilde türetilir: a = Hs(B) ve A = Hs(B)G. Her iki durumda da her insan Bob'un gelen tüm işlemlerini "tanıyabilir", ancak elbette hiçbiri bu parayı harcayamaz. gizli anahtar olmadan içlerinde yer alan fonlar b. 4.4 Tek seferlik zil imzaları Tek seferlik halka imzalara dayalı bir protokol, kullanıcıların koşulsuz bağlantı kurulamazlığına erişmesine olanak tanır. Ne yazık ki, sıradan kriptografik imza türleri, işlemlerin ilgili gönderici ve alıcılar. Bu eksikliğe çözümümüz farklı bir imza kullanmaktan geçiyor Şu anda elektronik nakit sistemlerinde kullanılanlardan daha fazla tür. Öncelikle algoritmamızın genel bir tanımını, açık bir referans olmadan sunacağız. elektronik nakit. Bir kerelik halka imzası dört algoritma içerir: (GEN, SIG, VER, LNK): GEN: genel parametreleri alır ve bir ec çifti (P, x) ve bir genel anahtar I çıkarır. SIG: bir m mesajını, {Pi}i̸=s genel anahtarlarından oluşan bir \(S'\) kümesini, bir çifti (Ps, xs) alır ve bir \(\sigma\) imzası çıkarır ve bir \(S = \)S'\( \cup \{P_s\}\) kümesi. 8

4. Bob karşılık gelen bir kerelik özel anahtarı kurtarabilir: x = Hs(aR) + b, yani P = xG. Bu çıktıyı istediği zaman x ile bir işlem imzalayarak harcayabilir. İşlem Tx ortak anahtarı Gönderim çıkışı Tutar Hedef anahtarı P ′ = Hs(aR)G + bG tek kullanımlık genel anahtar x = Hs(aR) + b tek kullanımlık özel anahtar Alıcının özel anahtar (a, b) R P' ?= P Şekil 5. Gelen işlem kontrolü. Sonuç olarak Bob, tek seferlik ortak anahtarlarla ilişkili gelen ödemeleri alır. izleyici için bağlanılamaz. Bazı ek notlar: • Bob işlemlerini "tanıdığında" (bkz. adım 5) pratikte parasının yalnızca yarısını kullanır. Özel bilgiler: (a, B). İzleme anahtarı olarak da bilinen bu çift, iletilebilir üçüncü bir tarafa (Carol). Bob, yeni işlemlerin işlenmesi konusunda ona yetki verebilir. Bob Carol'a açıkça güvenmesine gerek yok çünkü tek seferlik gizli anahtarı kurtaramıyor Bob'un tam özel anahtarı (a, b) olmadan. Bu yaklaşım Bob'un bant genişliğinin yetersiz olduğu durumlarda faydalıdır veya hesaplama gücü (akıllı telefonlar, donanım cüzdanları vb.). • Alice, Bob'un adresine bir işlem gönderdiğini kanıtlamak isterse bunu açıklayabilir r veya r'yi bildiğini kanıtlamak için herhangi bir tür sıfır bilgi protokolü kullanın (örneğin imzalayarak) r) ile yapılan işlem. • Bob, gelen tüm işlemlerin kaydedildiği denetim uyumlu bir adrese sahip olmak istiyorsa bağlanabilirse, izleme anahtarını yayınlayabilir veya kısaltılmış bir adres kullanabilir. Bu adres yalnızca bir genel ec-anahtarı B'yi temsil eder ve protokolün gerektirdiği geri kalan kısım bundan şu şekilde türetilir: a = Hs(B) ve A = Hs(B)G. Her iki durumda da her insan Bob'un gelen tüm işlemlerini "tanıyabilir", ancak elbette hiçbiri bu parayı harcayamaz. gizli anahtar olmadan içlerinde yer alan fonlar b. 4.4 Tek seferlik zil imzaları Tek seferlik halka imzalara dayalı bir protokol, kullanıcıların koşulsuz bağlantı kurulamazlığına erişmesine olanak tanır. Ne yazık ki, sıradan kriptografik imza türleri, işlemlerin ilgili gönderici ve alıcılar. Bu eksikliğe çözümümüz farklı bir imza kullanmaktan geçiyor Şu anda elektronik nakit sistemlerinde kullanılanlardan daha fazla tür. İlk önce bir gen sağlayacağızaçık bir referans olmadan algoritmamızın tüm açıklaması elektronik nakit. Bir kerelik halka imzası dört algoritma içerir: (GEN, SIG, VER, LNK): GEN: genel parametreleri alır ve bir ec çifti (P, x) ve bir genel anahtar I çıkarır. SIG: bir m mesajını, {Pi}i̸=s genel anahtarlarından oluşan bir \(S'\) kümesini, bir çifti (Ps, xs) alır ve bir \(\sigma\) imzası çıkarır ve bir \(S = \)S'\( \cup \{P_s\}\) kümesi. 8 16 Evet, artık a) bir ödeme adresimiz ve b) bir ödeme kimliğimiz var. Bir eleştirmen şunu sorabilir: "Bunu gerçekten yapmamız gerekiyor mu? Sonuçta, bir tüccar 112.00678952 alırsa Tam olarak CN, benim siparişim de buydu ve elimde ekran görüntüsü ya da makbuz falan var, değil mi çılgın derecede kesinlik yeterli mi?" Cevap şu: "Belki de çoğu zaman, günlük yaşamda, yüz yüze işlemler." Ancak (özellikle dijital dünyada) daha yaygın olan durum şudur: Bir tüccar, her biri sabit bir fiyata sahip olan bir dizi nesne. A nesnesinin 0,001 CN, B nesnesinin 0,01 CN olduğunu ve C nesnesi 0,1 CN'dir. Şimdi, eğer satıcı 1.618 CN tutarında bir sipariş alırsa, çok sayıda sipariş var. Bir müşteri için sipariş ayarlamanın (birçok!) yolu. Ve bir tür ödeme kimliği olmadan, Bir müşterinin sözde "benzersiz" siparişini, müşterilerinin sözde "benzersiz" maliyetiyle tanımlamak düzen imkansız hale gelir. Daha da komik: çevrimiçi mağazamdaki her şeyin maliyeti tam olarak 1,0 ise CN ve benim günde 1000 müşterim mi oluyor? Ve tam olarak 3 nesne satın aldığınızı kanıtlamak istiyorsunuz iki hafta önce mi? Ödeme kimliği olmadan mı? İyi şanslar dostum. Uzun lafın kısası: Bob bir ödeme adresi yayınladığında, aynı zamanda bir ödeme adresi de yayınlayabilir. ödeme kimliği de (bkz. örneğin Poloniex XMR para yatırma işlemleri). Bu anlatılandan farklı Buradaki metinde ödeme kimliğini oluşturan kişinin Alice olduğu yer almaktadır. Bob'un da bir ödeme kimliği oluşturmasının bir yolu olmalı. (a,B) İzleme anahtarının (a,B) yayınlanabileceğini hatırlayın; 'a'nın değerinin gizliliğini kaybetmek harcama yeteneğinizi ihlal etmeyin veya başkalarının sizden çalmasına izin vermeyin (sanırım... bu Kanıtlanacak), insanların gelen tüm işlemleri görmesine izin verecek. Bu paragrafta açıklandığı gibi kısaltılmış bir adres, anahtarın "özel" kısmını alır. ve onu "genel" kısımdan üretir. 'a'nın değerinin ortaya çıkarılması, bağlanamazlığı ortadan kaldıracaktır ancak işlemlerin geri kalanını koruyacaktır. Yazar "bağlantı kurulamaz" demek istiyor çünkü bağlantı kurulamaz alıcıyı ve bağlantı kurulabilir olanı ifade ediyor göndereni ifade eder. Ayrıca yazarın bağlanabilirliğin iki farklı yönü olduğunu fark etmediği de açıktır. Sonuçta işlem bir grafik üzerinde yönlendirilmiş bir nesne olduğundan iki soru ortaya çıkacaktır: "Bu iki işlem aynı kişiye mi gidiyor?" ve "bu iki işlem geliyor mu? aynı kişiden mi?" Bu, CryptoNote'un bağlantı kurulamazlık özelliğinin geçerli olduğu bir "geri dönmeme" politikasıdır. şartlı. Yani Bob, gelen işlemlerinin bağlantısının kesilemez olmasını seçebilir bu politikayı kullanarak. Bu, Rastgele Oracle Modeli kapsamında kanıtladıkları bir iddiadır. Buna ulaşacağız; Rastgele Oracle'ın artıları ve eksileri var.

VER: m mesajını, S kümesini, \(\sigma\) imzasını alır ve “doğru” veya “yanlış” çıktısını verir. LNK: bir I = {Ii} kümesini, bir \(\sigma\) imzasını alır ve "bağlantılı" veya "indep" çıktısını verir. Protokolün arkasındaki fikir oldukça basittir: Bir kullanıcı, imzalanabilecek bir imza üretir. benzersiz bir genel anahtar yerine bir dizi genel anahtarla kontrol edilir. İmzalayanın kimliği: sahibi üretinceye kadar ortak anahtarları sette bulunan diğer kullanıcılardan ayırt edilemez aynı anahtar çiftini kullanan ikinci bir imza. Özel anahtarlar x0 \(\cdots\) xi \(\cdots\) xn Genel anahtarlar P0 \(\cdots\) Pi \(\cdots\) Pn Yüzük İmza işaret doğrulamak Şekil 6. Halka imzasının anonimliği. GEN: İmzalayan kişi rastgele bir \(x \in [1, l - 1]\) gizli anahtarını seçer ve karşılık gelen değeri hesaplar. ortak anahtar P = xG. Ek olarak başka bir genel anahtar olan I = xHp(P)'yi de hesaplar. “anahtar resim” olarak adlandırın. SIG: İmzalayan, etkileşimli olmayan sıfır bilgiyle tek seferlik halka imza oluşturur [21] tekniklerini kullanarak kanıt. Diğer kullanıcıların arasından n'nin rastgele bir \(S'\) alt kümesini seçer. genel anahtarlar Pi, kendi anahtar çifti (x, P) ve anahtar görüntüsü I. İmzalayanın gizli dizini \(0 \leq s \leq n\) olsun \(S'\)de (ortak anahtarı Ps olacak şekilde). Rastgele bir {qi | ben = 0. . . n} ve {wi | ben = 0. . . (1 . . . l)'den n, i ̸= s} ve şunu uygular: aşağıdaki dönüşümler: Li = ( qiG, eğer ben = s qiG + wiPi, eğer ben ̸= s Ri = ( qiHp(Pi), eğer ben = s qiHp(Pi) + wiI, eğer ben ̸= s Bir sonraki adım etkileşimli olmayan mücadeleyi almaktır: c = Hs(m, L1, . . , Ln, R1, . . , Rn) Son olarak imzalayan kişi yanıtı hesaplar: ci =    wi, eğer ben ̸= s c - nP ben=0 ci mod ben, eğer ben = s ri = ( qi, eğer ben ̸= s qs –csx mod l, eğer ben = s Sonuçta ortaya çıkan imza \(\sigma\) = (I, c1, . . , cn, r1, . . , rn) olur. 9 VER: m mesajını, S kümesini, \(\sigma\) imzasını alır ve “doğru” veya “yanlış” çıktısını verir. LNK: bir I = {Ii} kümesini, bir \(\sigma\) imzasını alır ve "bağlantılı" veya "indep" çıktısını verir. Protokolün arkasındaki fikir oldukça basittir: Bir kullanıcı, imzalanabilecek bir imza üretir. benzersiz bir genel anahtar yerine bir dizi genel anahtarla kontrol edilir. İmzalayanın kimliği: sahibi üretinceye kadar ortak anahtarları sette bulunan diğer kullanıcılardan ayırt edilemez aynı anahtar çiftini kullanan ikinci bir imza. Özel anahtarlar x0 \(\cdots\) xi \(\cdots\) xn Genel anahtarlar P0 \(\cdots\) Pi \(\cdots\) Pn Yüzük İmza işaret doğrulamak Şekil 6. Halka imzasının anonimliği. GEN: İmzalayan kişi rastgele bir \(x \in [1, l - 1]\) gizli anahtarını seçer ve karşılık gelen değeri hesaplar. ortak anahtar P = xG. Ek olarak başka bir genel anahtar olan I = xHp(P)'yi de hesaplar. “anahtar resim” olarak adlandırın. SIG: İmzalayan, etkileşimli olmayan sıfır bilgiyle tek seferlik halka imza oluşturur [21] tekniklerini kullanarak kanıt. Diğer kullanıcıların arasından n'nin rastgele bir \(S'\) alt kümesini seçer. genel anahtarlar Pi, kendi anahtar çifti (x, P) ve anahtar görüntüsü I. İmzalayanın gizli dizini \(0 \leq s \leq n\) olsun \(S'\)de (ortak anahtarı Ps olacak şekilde). Rastgele bir {qi | ben = 0. . . n} ve {wi | ben = 0. . . (1 . . . l)'den n, i ̸= s} ve şunu uygular: aşağıdaki dönüşümler: Li = ( qiG, eğer ben = s qiG + wiPi, eğer ben ̸= s Ri = ( qiHp(Pi), eğer ben = s qiHp(Pi) + wiI, eğer ben ̸= s Bir sonraki adım etkileşimli olmayan mücadeleyi almaktır: c = Hs(m, L1, . . , Ln, R1, . . , Rn) Son olarak imzalayan kişi yanıtı hesaplar: ci =    wi, eğer ben ̸= s c - nP ben=0 ci mod l, eğer ben = s ri = ( qi, eğer ben ̸= s qs –csx mod l, eğer ben = s Sonuçta ortaya çıkan imza \(\sigma\) = (I, c1, . . , cn, r1, . . , rn) olur. 9 17 Belki bu aptalcadır, ancak S ve P_'leri birleştirirken dikkatli olunmalıdır. Eğer sadece şunu eklerseniz sona kadar olan son genel anahtar, herhangi biri geçen işlemleri kontrol ettiğinden bağlantı kurulamazlık bozuldu her işlemde ve patlamada listelenen son genel anahtarı kontrol edebilirsiniz. Bu genel anahtardır gönderenle ilişkilidir. Yani birleştirmeden sonra, bir sözde rasgele sayı üreteci oluşturulmalıdır. seçilen genel anahtarlara izin vermek için kullanılır. "...sahibi aynı anahtar çiftini kullanarak ikinci bir imza oluşturana kadar." Keşke yazar(lar?) bu konuyu detaylandıracaktı. Bunun şu anlama geldiğine inanıyorum: "Gizlenmek için bir dizi genel anahtar seçtiğinizde her zaman emin olun. Kendinize, iki anahtarın birbirine benzemediği tamamen yeni bir set seçersiniz." bağlantı kurulamaz duruma getirilecek oldukça güçlü bir durum. Belki "yeni bir rastgele set seçersiniz her ne kadar önemsiz olmayan kesişmeler kaçınılmaz olsa da, tüm olası anahtarlar" varsayımıyla olur, sık sık olmazlar. Her iki durumda da, bu ifadeyi daha derinlemesine incelemem gerekiyor. Bu, halka imzasını oluşturuyor. Sıfır bilgi kanıtları muhteşem: Bir sırrı bildiğinizi bana kanıtlamanız için size meydan okuyorum sırrını açıklamadan. Mesela çörek şeklinde bir mağaranın girişinde olduğumuzu varsayalım. ve mağaranın arka tarafında (girişin görülemeyeceği yerde) bir o vardır.hangi yöne giden kapı anahtarın sende olduğunu iddia et. Bir yöne gidersen her zaman geçmene izin verir, ama diğer yöne gidersen diğer yönde ise bir anahtara ihtiyacınız var. Ama bırakın anahtarı bana göstermek bile istemiyorsunuz bana kapıyı açtığını göster. Ama sen bana kapıyı nasıl açacağını bildiğini kanıtlamak istiyorsun. kapı. İnteraktif ortamda yazı tura atıyorum. Yazılar sola, yazılar sağa ve aşağıya iniyorsunuz madeni para sizi nereye yönlendirirse yönlendirsin, çörek şeklindeki mağara. Arkada, görüş alanımın ötesinde, sen diğer tarafa dönmek için kapıyı açın. Yazı-tura atma deneyini tekrarlıyoruz Anahtarın sende olduğundan emin olana kadar. Ancak bu açıkça ETKİLEŞİMLİ sıfır bilgi kanıtıdır. Sizin ve benim hiçbir zaman iletişim kurmak zorunda olmadığımız, etkileşimli olmayan versiyonlar da var; bu şekilde kulak misafiri olan kimse müdahale edemez. http://en.wikipedia.org/wiki/Zero-knowledge_proof Bu önceki tanımın tersidir.

VER: m mesajını, S kümesini, \(\sigma\) imzasını alır ve “doğru” veya “yanlış” çıktısını verir. LNK: bir I = {Ii} kümesini, bir \(\sigma\) imzasını alır ve "bağlantılı" veya "indep" çıktısını verir. Protokolün arkasındaki fikir oldukça basittir: Bir kullanıcı, imzalanabilecek bir imza üretir. benzersiz bir genel anahtar yerine bir dizi genel anahtarla kontrol edilir. İmzalayanın kimliği: sahibi üretinceye kadar ortak anahtarları sette bulunan diğer kullanıcılardan ayırt edilemez aynı anahtar çiftini kullanan ikinci bir imza. Özel anahtarlar x0 \(\cdots\) xi \(\cdots\) xn Genel anahtarlar P0 \(\cdots\) Pi \(\cdots\) Pn Yüzük İmza işaret doğrulamak Şekil 6. Halka imzasının anonimliği. GEN: İmzalayan kişi rastgele bir \(x \in [1, l - 1]\) gizli anahtarını seçer ve karşılık gelen değeri hesaplar. ortak anahtar P = xG. Ek olarak başka bir genel anahtar olan I = xHp(P)'yi de hesaplar. “anahtar resim” olarak adlandırın. SIG: İmzalayan, etkileşimli olmayan sıfır bilgiyle tek seferlik halka imza oluşturur [21] tekniklerini kullanarak kanıt. Diğer kullanıcıların arasından n'nin rastgele bir \(S'\) alt kümesini seçer. genel anahtarlar Pi, kendi anahtar çifti (x, P) ve anahtar görüntüsü I. İmzalayanın gizli dizini \(0 \leq s \leq n\) olsun \(S'\)de (ortak anahtarı Ps olacak şekilde). Rastgele bir {qi | ben = 0. . . n} ve {wi | ben = 0. . . (1 . . . l)'den n, i ̸= s} ve şunu uygular: aşağıdaki dönüşümler: Li = ( qiG, eğer ben = s qiG + wiPi, eğer ben ̸= s Ri = ( qiHp(Pi), eğer ben = s qiHp(Pi) + wiI, eğer ben ̸= s Bir sonraki adım etkileşimli olmayan mücadeleyi almaktır: c = Hs(m, L1, . . , Ln, R1, . . , Rn) Son olarak imzalayan kişi yanıtı hesaplar: ci =    wi, eğer ben ̸= s c - nP ben=0 ci mod l, eğer ben = s ri = ( qi, eğer ben ̸= s qs –csx mod l, eğer ben = s Sonuçta ortaya çıkan imza \(\sigma\) = (I, c1, . . , cn, r1, . . , rn) olur. 9 VER: m mesajını, S kümesini, \(\sigma\) imzasını alır ve “doğru” veya “yanlış” çıktısını verir. LNK: bir I = {Ii} kümesini, bir \(\sigma\) imzasını alır ve "bağlantılı" veya "indep" çıktısını verir. Protokolün arkasındaki fikir oldukça basittir: Bir kullanıcı, imzalanabilecek bir imza üretir. benzersiz bir genel anahtar yerine bir dizi genel anahtarla kontrol edilir. İmzalayanın kimliği: sahibi üretinceye kadar ortak anahtarları sette bulunan diğer kullanıcılardan ayırt edilemez aynı anahtar çiftini kullanan ikinci bir imza. Özel anahtarlar x0 \(\cdots\) xi \(\cdots\) xn Genel anahtarlar P0 \(\cdots\) Pi \(\cdots\) Pn Yüzük İmza işaret doğrulamak Şekil 6. Halka imzasının anonimliği. GEN: İmzalayan kişi rastgele bir \(x \in [1, l - 1]\) gizli anahtarını seçer ve karşılık gelen değeri hesaplar. ortak anahtar P = xG. Ek olarak başka bir genel anahtar olan I = xHp(P)'yi de hesaplar. “anahtar resim” olarak adlandırın. SIG: İmzalayan, etkileşimli olmayan sıfır bilgiyle tek seferlik halka imza oluşturur [21] tekniklerini kullanarak kanıt. Diğer kullanıcıların arasından n'nin rastgele bir \(S'\) alt kümesini seçer. genel anahtarlar Pi, kendi anahtar çifti (x, P) ve anahtar görüntüsü I. İmzalayanın gizli dizini \(0 \leq s \leq n\) olsun \(S'\)de (ortak anahtarı Ps olacak şekilde). Rastgele bir {qi | ben = 0. . . n} ve {wi | ben = 0. . . (1 . . . l)'den n, i ̸= s} ve şunu uygular: aşağıdaki dönüşümler: Li = ( qiG, eğer ben = s qiG + wiPi, eğer ben ̸= s Ri = ( qiHp(Pi), eğer ben = s qiHp(Pi) + wiI, eğer ben ̸= s Bir sonraki adım etkileşimli olmayan mücadeleyi almaktır: c = Hs(m, L1, . . , Ln, R1, . . , Rn) Son olarak imzalayan kişi yanıtı hesaplar: ci =    wi, eğer ben ̸= s c - nP ben=0 ci mod l, eğer ben = s ri = ( qi, eğer ben ̸= s qs –csx mod l, eğer ben = s Sonuçta ortaya çıkan imza \(\sigma\) = (I, c1, . . , cn, r1, . . , rn) olur. 9 18 Tüm bu alan kriptonottan bağımsızdır, halka imza algoritmasını basitçe tanımlar. para birimlerine referans. Bazı notasyonların makalenin geri kalanıyla tutarlı olduğundan şüpheleniyorum. yine de. Örneğin x, GEN'de seçilen ve P genel anahtarını veren "rastgele" gizli anahtardır. ve genel anahtar görüntüsü I. X'in bu değeri Bob'un bölüm 6, sayfa 8'de hesapladığı değerdir. Önceki açıklamadaki bazı karışıklıkları gidermeye başlıyoruz. Bu çok hoş; "Alice'in genel adresinden Bob'un genel adresine para aktarılmıyor Adres." Tek kullanımlık adresten tek kullanımlık adrese aktarılıyor. Yani bir bakıma işler şu şekilde yürüyor. Eğer Alex'in bazı kriptonotları varsa çünkü birisi bunları ona gönderdiyse bu, bunları Bob'a göndermek için gereken özel anahtarlara sahip olduğu anlamına gelir. O kullanıyor yeni bir tek seferlik adres oluşturmak için Bob'un kamuya açık bilgilerini kullanan bir Diffe-Hellman alışverişi ve kriptonotlar bu adrese aktarılır. Şimdi, yeni tek seferlik adresi oluşturmak için (muhtemelen güvenli) bir DH değişimi kullanıldığı için Alex'in CN'sini gönderdiği yerde, mesajı tekrarlamak için gereken özel anahtarlara sahip olan tek kişi Bob'tur. yukarıda. Artık Bob Alex oldu. http://en.wikipedia.org/wiki/Piecewise#Notation_and_interpretation Toplama i yerine j üzerinden indekslenmelidir. Her c_i rastgele önemsizdir (w_i rastgele olduğundan) c_i eşek hariçBu imzada yer alan gerçek anahtarla bağlantılıdır. c'nin değeri önceki bilgilerin hash'u. Bunun 'i' indeksini yeniden kullanmaktan daha kötü bir yazım hatası içerebileceğini düşünüyorum çünkü c_s görünüyor açıkça değil, örtülü olarak tanımlanmalıdır. Aslında bu denklemi güvenerek alırsak c_s = (1/2)c - (1/2) olduğunu tespit ederiz. toplam_i neq s c_i. Yani, bir hash eksi bir grup rastgele sayı. Öte yandan bu toplamın okunması amaçlanıyorsa "c_s = (c - sum_j neq s c_j) mod" l", sonra önceki bilgilerimizin hash değerini alırız, bir grup rastgele sayı üretiriz, tüm bu rastgele sayıları hash'den çıkarırız ve bu bize c_s'yi verir. Bu öyle görünüyor sezgilerime göre ne "olması gerektiği" ve sayfa 10'daki doğrulama adımıyla eşleştiği. Ancak sezgi matematik değildir. Bu konuyu daha derinlemesine inceleyeceğim. Daha önce olduğu gibi; gerçek olayla ilişkili olanlar dışında bunların tümü rastgele önemsiz olacaktır. imzalayanın genel anahtarı x. Bu seferki hariç, yapıdan beklediğim şey daha fazlası: r_i, i!=s için rastgeledir ve r_s, yalnızca gizli x ve s-indeksli değerleri tarafından belirlenir. q_i ve c_i.

VER: Doğrulayıcı, ters dönüşümleri uygulayarak imzayı kontrol eder: ( L' i = riG + ciPi R' i = riHp(Pi) + ciI Son olarak, doğrulayıcı şunları kontrol eder: nP ben=0 ci ?= Hs(m, L' 0, . . . , L' n, R' 0, . . . , R' n) mod l Bu eşitlik doğruysa, doğrulayıcı LNK algoritmasını çalıştırır. Aksi takdirde doğrulayıcı reddeder imza. LNK: Doğrulayıcı geçmiş imzalarda I kullanılıp kullanılmadığını kontrol eder (bu değerler I'i ayarla). Çoklu kullanım, aynı gizli anahtar altında iki imzanın üretildiği anlamına gelir. Protokolün anlamı: L-dönüşümlerini uygulayarak imzalayan kişi bildiğini kanıtlar öyle bir x ki, en az bir Pi = xG. Bu kanıtı tekrarlanamaz kılmak için anahtar görseli tanıtıyoruz I = xHp(P) olarak. İmzalayan kişi neredeyse aynı ifadeyi kanıtlamak için aynı katsayıları (ri, ci) kullanır: öyle bir x biliyor ki, en az bir \(H_p(P_i) = I \cdot x^{-1}\). Eğer \(x \to I\) eşlemesi bir enjeksiyon ise: 1. Hiç kimse anahtar görselden genel anahtarı kurtaramaz ve imzalayanı tanımlayamaz; 2. İmzalayan kişi farklı I'lere ve aynı x'e sahip iki imza atamaz. Tam bir güvenlik analizi Ek A'da verilmektedir. 4.5 Standart CryptoNote işlemi Bob, her iki yöntemi (bağlanamayan genel anahtarlar ve izlenemeyen halka imza) birleştirerek şunu başarır: Orijinal Bitcoin şemasıyla karşılaştırıldığında yeni gizlilik düzeyi. Yalnızca saklamasını gerektirir anonim işlemleri almaya ve göndermeye başlamak için bir özel anahtar (a, b) ve yayınlayın (A, B). Bob, her işlemi doğrularken ayrıca işlemin kendisine ait olup olmadığını kontrol etmek için yalnızca iki eliptik eğri çarpımı ve çıktı başına bir toplama işlemi gerçekleştirir. Onun için her çıktı Bob bir kerelik anahtar çiftini (pi, Pi) kurtarır ve bunu cüzdanında saklar. Herhangi bir giriş olabilir yalnızca tek bir işlemde ortaya çıkmaları durumunda aynı sahibine sahip oldukları ikinci dereceden kanıtlanmıştır. içinde Aslında tek seferlik zil imzası nedeniyle bu ilişkinin kurulması çok daha zordur. Bir halka imzasıyla Bob, her girişi başkasının girişleri arasında etkili bir şekilde gizleyebilir; hepsi mümkün Önceki sahibin (Alice) bile bundan daha fazla bilgisi olmasa bile harcama yapanlar eşit olasılıklı olacaktır. herhangi bir gözlemci Bob, işlemini imzalarken, kendisininkiyle aynı miktarda yabancı çıktı belirtir. çıktı, diğer kullanıcıların katılımı olmadan hepsini karıştırıyor. Bob'un kendisi (aynı zamanda başkası) bu ödemelerden herhangi birinin harcanıp harcanmadığını bilmiyor: bir çıktı kullanılabilir Binlerce imzada belirsizlik unsuru olarak yer alıyor ve asla saklanma hedefi olarak görülmüyor. Çift Harcama kontrolü LNK aşamasında, kullanılan anahtar görseller setine göre kontrol edilirken gerçekleşir. Bob belirsizlik derecesini kendisi seçebilir: n = 1, sahip olduğu olasılık anlamına gelir harcanan çıktının olasılığı %50, n=99 ise %1'i verir. Ortaya çıkan imzanın boyutu artar O(n+1) şeklinde doğrusaldır, dolayısıyla geliştirilmiş anonimlik Bob'a ekstra işlem ücreti maliyeti getirir. O da yapabilir n = 0'ı ayarlayın ve halka imzasının yalnızca bir öğeden oluşmasını sağlayın, ancak bu anında onu müsrif biri olarak ifşa et. 10 VER: Doğrulayıcı, ters dönüşümleri uygulayarak imzayı kontrol eder: ( L' i = riG + ciPi R' i = riHp(Pi) + ciI Son olarak, doğrulayıcı şunları kontrol eder: nP ben=0 ci ?= Hs(m, L' 0, . . . , L' n, R' 0, . . . , R' n) mod l Bu eşitlik doğruysa, doğrulayıcı LNK algoritmasını çalıştırır. Aksi takdirde doğrulayıcı reddeder imza. LNK: Doğrulayıcı geçmiş imzalarda I kullanılıp kullanılmadığını kontrol eder (bu değerler I'i ayarla). Çoklu kullanım, aynı gizli anahtar altında iki imzanın üretildiği anlamına gelir. Protokolün anlamı: L-dönüşümlerini uygulayarak imzalayan kişi bildiğini kanıtlar öyle bir x ki, en az bir Pi = xG. Bu kanıtı tekrarlanamaz kılmak için anahtar görseli tanıtıyoruz I = xHp(P) olarak. İmzalayan kişi neredeyse aynı ifadeyi kanıtlamak için aynı katsayıları (ri, ci) kullanır: öyle bir x biliyor ki, en az bir \(H_p(P_i) = I \cdot x^{-1}\). Eğer \(x \to I\) eşlemesi bir enjeksiyon ise: 1. Hiç kimse anahtar görselden genel anahtarı kurtaramaz ve imzalayanı tanımlayamaz; 2. İmzalayan kişi farklı I'lere ve aynı x'e sahip iki imza atamaz. Tam bir güvenlik analizi Ek A'da verilmektedir. 4.5 Standart CryptoNote işlemi Bob, her iki yöntemi (bağlanamayan genel anahtarlar ve izlenemeyen halka imza) birleştirerek şunu başarır: Orijinal Bitcoin şemasıyla karşılaştırıldığında yeni gizlilik düzeyi. Yalnızca saklamasını gerektirir anonim işlemleri almaya ve göndermeye başlamak için bir özel anahtar (a, b) ve yayınlayın (A, B). Bob, her işlemi doğrularken ayrıca işlemin kendisine ait olup olmadığını kontrol etmek için yalnızca iki eliptik eğri çarpımı ve çıktı başına bir toplama işlemi gerçekleştirir. Onun için her çıktı Bob bir kerelik anahtar çiftini (pi, Pi) kurtarır ve stcüzdanında saklıyor. Herhangi bir giriş olabilir yalnızca tek bir işlemde ortaya çıkmaları durumunda aynı sahibine sahip oldukları ikinci dereceden kanıtlanmıştır. içinde Aslında tek seferlik zil imzası nedeniyle bu ilişkinin kurulması çok daha zordur. Bir halka imzasıyla Bob, her girişi başkasının girişleri arasında etkili bir şekilde gizleyebilir; hepsi mümkün Önceki sahibin (Alice) bile bundan daha fazla bilgisi olmasa bile harcama yapanlar eşit olasılıklı olacaktır. herhangi bir gözlemci Bob, işlemini imzalarken, kendisininkiyle aynı miktarda yabancı çıktı belirtir. çıktı, diğer kullanıcıların katılımı olmadan hepsini karıştırıyor. Bob'un kendisi (aynı zamanda başkası) bu ödemelerden herhangi birinin harcanıp harcanmadığını bilmiyor: bir çıktı kullanılabilir Binlerce imzada belirsizlik unsuru olarak yer alıyor ve asla saklanma hedefi olarak görülmüyor. Çift Harcama kontrolü LNK aşamasında, kullanılan anahtar görseller setine göre kontrol edilirken gerçekleşir. Bob belirsizlik derecesini kendisi seçebilir: n = 1, sahip olduğu olasılık anlamına gelir harcanan çıktının olasılığı %50, n=99 ise %1'i verir. Ortaya çıkan imzanın boyutu artar O(n+1) şeklinde doğrusaldır, dolayısıyla geliştirilmiş anonimlik Bob'a ekstra işlem ücreti maliyeti getirir. O da yapabilir n = 0'ı ayarlayın ve halka imzasının yalnızca bir öğeden oluşmasını sağlayın, ancak bu anında onu müsrif biri olarak ifşa et. 10 19 Bu noktada kafam çok karışık. Alex, imzayı (I,c_1, ..., c_n, r_1, ..., r_n) ve genel listeyi içeren bir M mesajı alır. S. tuşlarına basıyor ve VER'i çalıştırıyor. Bu L_i' ve R_i'yi hesaplayacaktır Bu, önceki sayfada c_s = c - sum_i neq s c_i olduğunu doğrular. İlk başta kafam çok karışıktı. Herkes L_i' ve R_i'yi hesaplayabilir. Aslında her r_i ve c_i imzada yayınlandı sigma I değeriyle birlikte. S = kümesi Tüm genel anahtarların P_i'si de yayınlandı. Yani sigmayı ve setini gören herkes S = P_i tuşları L_i' ve R_i' için aynı değerleri alacak ve dolayısıyla imzayı kontrol edecektir. Ancak daha sonra bu bölümün bir "kontrol" değil, yalnızca bir imza algoritmasını tanımladığını hatırladım. İmzalanmışsa, BANA GÖNDERİLİP GÖNDERİLMEDİĞİNİ kontrol et ve eğer öyleyse, git parayı harca." Bu KESİNLİKLE Oyunun imza kısmı. Sonunda oraya vardığımda Ek A'yı okumak isterim. Cryptonote'un Bitcoin ile tam ölçekli operasyon bazında karşılaştırmasını görmek istiyorum. Ayrıca elektrik/sürdürülebilirlik. Algoritmanın hangi parçaları burada "girdi" oluşturuyor? İşlem girişinin bir Tutar ve toplamı UTXOs kümesinden oluştuğuna inanıyorum. Tutar. Bu belirsiz. "Gizlenme hedefi mi?" Bunu birkaç dakikadır düşünüyorum ve hala bulamadım bunun ne anlama gelebileceğine dair en belirsiz fikir. Çift harcama saldırısı yalnızca bir düğümün algılanan kullanılmış anahtarı değiştirilerek gerçekleştirilebilir resimler \(I\) olarak ayarlandı. "Belirsizlik derecesi" = n ancak işleme dahil edilen genel anahtarların toplam sayısı n+1. Yani belirsizlik derecesi "başka kaç kişinin olmasını istiyorsunuz" olacaktır. kalabalık mı?" Cevap muhtemelen varsayılan olarak "mümkün olduğu kadar çok" olacaktır.

VER: Doğrulayıcı, ters dönüşümleri uygulayarak imzayı kontrol eder: ( L' i = riG + ciPi R' i = riHp(Pi) + ciI Son olarak, doğrulayıcı şunları kontrol eder: nP ben=0 ci ?= Hs(m, L' 0, . . . , L' n, R' 0, . . . , R' n) mod l Bu eşitlik doğruysa, doğrulayıcı LNK algoritmasını çalıştırır. Aksi takdirde doğrulayıcı reddeder imza. LNK: Doğrulayıcı geçmiş imzalarda I kullanılıp kullanılmadığını kontrol eder (bu değerler I'i ayarla). Çoklu kullanım, aynı gizli anahtar altında iki imzanın üretildiği anlamına gelir. Protokolün anlamı: L-dönüşümlerini uygulayarak imzalayan kişi bildiğini kanıtlar öyle bir x ki, en az bir Pi = xG. Bu kanıtı tekrarlanamaz kılmak için anahtar görseli tanıtıyoruz I = xHp(P) olarak. İmzalayan kişi neredeyse aynı ifadeyi kanıtlamak için aynı katsayıları (ri, ci) kullanır: öyle bir x biliyor ki, en az bir \(H_p(P_i) = I \cdot x^{-1}\). Eğer \(x \to I\) eşlemesi bir enjeksiyon ise: 1. Hiç kimse anahtar görselden genel anahtarı kurtaramaz ve imzalayanı tanımlayamaz; 2. İmzalayan kişi farklı I'lere ve aynı x'e sahip iki imza atamaz. Tam bir güvenlik analizi Ek A'da verilmektedir. 4.5 Standart CryptoNote işlemi Bob, her iki yöntemi (bağlanamayan genel anahtarlar ve izlenemeyen halka imza) birleştirerek şunu başarır: Orijinal Bitcoin düzeniyle karşılaştırıldığında yeni gizlilik düzeyi. Yalnızca saklamasını gerektirir anonim işlemleri almaya ve göndermeye başlamak için bir özel anahtar (a, b) ve yayınlayın (A, B). Bob, her işlemi doğrularken ayrıca işlemin kendisine ait olup olmadığını kontrol etmek için yalnızca iki eliptik eğri çarpımı ve çıktı başına bir toplama işlemi gerçekleştirir. Onun için her çıktı Bob bir kerelik anahtar çiftini (pi, Pi) kurtarır ve bunu cüzdanında saklar. Herhangi bir giriş olabilir yalnızca tek bir işlemde ortaya çıkmaları durumunda aynı sahibine sahip oldukları ikinci dereceden kanıtlanmıştır. içinde Aslında tek seferlik zil imzası nedeniyle bu ilişkinin kurulması çok daha zordur. Bir halka imzasıyla Bob, her girişi başkasının girişleri arasında etkili bir şekilde gizleyebilir; hepsi mümkün Önceki sahibin (Alice) bile bundan daha fazla bilgisi olmasa bile harcama yapanlar eşit olasılıklı olacaktır. herhangi bir gözlemci Bob, işlemini imzalarken, kendisininkiyle aynı miktarda yabancı çıktı belirtir. çıktı, diğer kullanıcıların katılımı olmadan hepsini karıştırıyor. Bob'un kendisi (aynı zamanda başkası) bu ödemelerden herhangi birinin harcanıp harcanmadığını bilmiyor: bir çıktı kullanılabilir Binlerce imzada belirsizlik unsuru olarak yer alıyor ve asla saklanma hedefi olarak görülmüyor. Çift Harcama kontrolü LNK aşamasında, kullanılan anahtar görseller setine göre kontrol edilirken gerçekleşir. Bob belirsizlik derecesini kendisi seçebilir: n = 1, sahip olduğu olasılık anlamına gelir harcanan çıktının olasılığı %50, n=99 ise %1'i verir. Ortaya çıkan imzanın boyutu artar O(n+1) şeklinde doğrusaldır, dolayısıyla geliştirilmiş anonimlik Bob'a ekstra işlem ücreti maliyeti getirir. O da yapabilir n = 0'ı ayarlayın ve halka imzasının yalnızca bir öğeden oluşmasını sağlayın, ancak bu anında onu müsrif biri olarak ifşa et. 10 VER: Doğrulayıcı, ters dönüşümleri uygulayarak imzayı kontrol eder: ( L' i = riG + ciPi R' i = riHp(Pi) + ciI Son olarak, doğrulayıcı şunları kontrol eder: nP ben=0 ci ?= Hs(m, L' 0, . . . , L' n, R' 0, . . . , R' n) mod l Bu eşitlik doğruysa, doğrulayıcı LNK algoritmasını çalıştırır. Aksi takdirde doğrulayıcı reddeder imza. LNK: Doğrulayıcı geçmiş imzalarda I kullanılıp kullanılmadığını kontrol eder (bu değerler I'i ayarla). Çoklu kullanım, aynı gizli anahtar altında iki imzanın üretildiği anlamına gelir. Protokolün anlamı: L-dönüşümlerini uygulayarak imzalayan kişi bildiğini kanıtlar öyle bir x ki, en az bir Pi = xG. Bu kanıtı tekrarlanamaz kılmak için anahtar görseli tanıtıyoruz I = xHp(P) olarak. İmzalayan kişi neredeyse aynı ifadeyi kanıtlamak için aynı katsayıları (ri, ci) kullanır: öyle bir x biliyor ki, en az bir \(H_p(P_i) = I \cdot x^{-1}\). Eğer \(x \to I\) eşlemesi bir enjeksiyon ise: 1. Hiç kimse anahtar görselden genel anahtarı kurtaramaz ve imzalayanı tanımlayamaz; 2. İmzalayan kişi farklı I'lere ve aynı x'e sahip iki imza atamaz. Tam bir güvenlik analizi Ek A'da verilmektedir. 4.5 Standart CryptoNote işlemi Bob, her iki yöntemi (bağlanamayan genel anahtarlar ve izlenemeyen halka imza) birleştirerek şunu başarır: Orijinal Bitcoin şemasıyla karşılaştırıldığında yeni gizlilik düzeyi. Yalnızca saklamasını gerektirir anonim işlemleri almaya ve göndermeye başlamak için bir özel anahtar (a, b) ve yayınlayın (A, B). Bob, her işlemi doğrularken ayrıca işlemin kendisine ait olup olmadığını kontrol etmek için yalnızca iki eliptik eğri çarpımı ve çıktı başına bir toplama işlemi gerçekleştirir. Onun için her çıktı Bob bir kerelik anahtar çiftini (pi, Pi) kurtarır ve stcüzdanında saklıyor. Herhangi bir giriş olabilir yalnızca tek bir işlemde ortaya çıkmaları durumunda aynı sahibine sahip oldukları ikinci dereceden kanıtlanmıştır. içinde Aslında tek seferlik zil imzası nedeniyle bu ilişkinin kurulması çok daha zordur. Bir halka imzasıyla Bob, her girişi başkasının girişleri arasında etkili bir şekilde gizleyebilir; hepsi mümkün Önceki sahibin (Alice) bile bundan daha fazla bilgisi olmasa bile harcama yapanlar eşit olasılıklı olacaktır. herhangi bir gözlemci Bob, işlemini imzalarken, kendisininkiyle aynı miktarda yabancı çıktı belirtir. çıktı, diğer kullanıcıların katılımı olmadan hepsini karıştırıyor. Bob'un kendisi (aynı zamanda başkası) bu ödemelerden herhangi birinin harcanıp harcanmadığını bilmiyor: bir çıktı kullanılabilir Binlerce imzada belirsizlik unsuru olarak yer alıyor ve asla saklanma hedefi olarak görülmüyor. Çift Harcama kontrolü LNK aşamasında, kullanılan anahtar görseller setine göre kontrol edilirken gerçekleşir. Bob belirsizlik derecesini kendisi seçebilir: n = 1, sahip olduğu olasılık anlamına gelir harcanan çıktının olasılığı %50, n=99 ise %1'i verir. Ortaya çıkan imzanın boyutu artar O(n+1) şeklinde doğrusaldır, dolayısıyla geliştirilmiş anonimlik Bob'a ekstra işlem ücreti maliyeti getirir. O da yapabilir n = 0'ı ayarlayın ve halka imzasının yalnızca bir öğeden oluşmasını sağlayın, ancak bu anında onu müsrif biri olarak ifşa et. 10 20 Bu ilginç; daha önce Bob adlı alıcının tüm GELENLERİ alabilmesi için bir yol sunmuştuk. özel anahtarlarının yarısını deterministik olarak seçerek veya özel anahtarlarının yarısını herkese açık olarak yayınlıyor. Bu geri dönüşü olmayan bir politikadır. Burada görüyoruz Gönderenin Alex'in tek bir giden işlemi bağlanabilir olarak seçmesinin bir yolu, ama aslında bu Alex'in tüm ağın göndericisi olduğunu ortaya koyuyor. Bu geri dönüşü olmayan bir politika DEĞİLDİR. Bu, işlem bazındadır. Üçüncü bir politika var mı? Alıcı Bob, Alex için benzersiz bir ödeme kimliği oluşturabilir mi? belki Diffe-Hellman değişimini kullanarak hiç değişmiyor? Birisi bu ödemeyi dahil ederse İşlemin bir yerinde Bob'un adresine gönderilen kimlik, Alex'ten gelmiş olmalı. Bu şekilde, Alex'in belirli bir bağlantıya bağlanmayı seçerek kendisini tüm ağa göstermesine gerek kalmaz. ancak yine de parasını gönderdiği kişiye kendisini tanıtabilir. Poloniex'in yaptığı da bu değil mi?

İşlem Gönderim girişi Çıkış0 . . . Çıkış . . . Çıkış Anahtar resim İmzalar Yüzük İmzası Hedef anahtarı Çıkış1 Hedef anahtarı Çıkış Yabancı işlemler Gönderenin çıktısı Hedef anahtarı Tek kullanımlık anahtar eşleştirme Bir kerelik özel anahtar ben = xHp(P) P, x Şekil 7. Standart bir işlemde halka imzası üretimi. 5 Eşitlikçi İş Kanıtı Bu bölümde yeni proof-of-work algoritmasını öneriyor ve temellendiriyoruz. Öncelikli hedefimiz CPU (çoğunluk) ve GPU/FPGA/ASIC (azınlık) madencileri arasındaki boşluğu kapatmaktır. öyle bazı kullanıcıların diğerlerine göre belirli bir avantaja sahip olabileceği ancak yatırımlarının en azından güçle birlikte doğrusal olarak büyümelidir. Daha genel olarak özel amaçlı cihazların üretilmesi mümkün olduğu kadar az kârlı olmalıdır. 5.1 İlgili çalışmalar Orijinal Bitcoin proof-of-work protokolü, CPU yoğun fiyatlandırma işlevini SHA-256 kullanır. Temel olarak temel mantıksal operatörlerden oluşur ve yalnızca hesaplama hızına dayanır. işlemci bu nedenle çok çekirdekli/taşıyıcı uygulaması için mükemmel şekilde uygundur. Ancak modern bilgisayarlar yalnızca saniyedeki işlem sayısıyla sınırlı değildir. ama aynı zamanda hafıza boyutuna göre. Bazı işlemciler diğerlerinden önemli ölçüde daha hızlı olsa da [8], bellek boyutlarının makineler arasında değişme olasılığı daha azdır. Belleğe bağlı fiyat fonksiyonları ilk olarak Abadi ve diğerleri tarafından tanıtıldı ve şu şekilde tanımlandı: “hesaplama zamanına belleğe erişimde harcanan sürenin hakim olduğu işlevler” [15]. Ana fikir, büyük bir veri bloğunu (“not defteri”) tahsis eden bir algoritma oluşturmaktır. Nispeten yavaş erişilebilen bellek içinde (örneğin RAM) ve “bir içindeki öngörülemeyen konumlar dizisi”. Bir blok muhafaza edilebilecek kadar büyük olmalıdır Verileri her erişim için yeniden hesaplamaktan daha avantajlıdır. Algoritma aynı zamanda dahili paralelliği önler, dolayısıyla N eşzamanlı iş parçacığı N kat daha fazla bellek gerektirir hemen. Dwork ve diğerleri [22] bu yaklaşımı araştırıp resmileştirdiler ve bu da onları başka bir yaklaşım önermeye yönlendirdi fiyatlandırma fonksiyonunun bir çeşidi: “Mbound”. Bir eser daha F. Coelho'ya ait [20] 11 İşlem Gönderim girişi Çıkış0 . . . Çıkış . . . Çıkış Anahtar resim İmzalar Yüzük İmzası Hedef anahtarı Çıkış1 Hedef anahtarı Çıkış Yabancı işlemler Gönderenin çıktısı Hedef anahtarı Tek kullanımlık anahtar eşleştirme Bir kerelik özel anahtar ben = xHp(P) P, x Şekil 7. Standart bir işlemde halka imzası üretimi. 5 Eşitlikçi İş Kanıtı Bu bölümde yeni proof-of-work algoritmasını öneriyor ve temellendiriyoruz. Öncelikli hedefimiz CPU (çoğunluk) ve GPU/FPGA/ASIC (azınlık) madencileri arasındaki boşluğu kapatmaktır. öyle bazı kullanıcıların diğerlerine göre belirli bir avantaja sahip olabileceği ancak yatırımlarının en azından güçle birlikte doğrusal olarak büyümelidir. Daha genel olarak özel amaçlı cihazların üretilmesi mümkün olduğu kadar az kârlı olmalıdır. 5.1 İlgili çalışmalar Orijinal Bitcoin proof-of-work protokolü, CPU yoğun fiyatlandırma işlevini SHA-256 kullanır. Temel olarak temel mantıksal operatörlerden oluşur ve yalnızca hesaplama hızına dayanır. işlemci bu nedenle çok çekirdekli/taşıyıcı uygulaması için mükemmel şekilde uygundur. Ancak modern bilgisayarlar yalnızca saniyedeki işlem sayısıyla sınırlı değildir. ama aynı zamanda hafıza boyutuna göre. Bazı işlemciler diğerlerinden önemli ölçüde daha hızlı olabilse de [8], bellek boyutlarının makineler arasında değişme olasılığı daha azdır. Belleğe bağlı fiyat fonksiyonları ilk olarak Abadi ve diğerleri tarafından tanıtıldı ve şu şekilde tanımlandı: “hesaplama zamanına belleğe erişimde harcanan sürenin hakim olduğu işlevler” [15]. Ana fikir, büyük bir veri bloğunu (“not defteri”) tahsis eden bir algoritma oluşturmaktır. Nispeten yavaş erişilebilen bellek içinde (örneğin RAM) ve “bir içindeki öngörülemeyen konumlar dizisi”. Bir blok muhafaza edilebilecek kadar büyük olmalıdır Verileri her erişim için yeniden hesaplamaktan daha avantajlıdır. Algoritma aynı zamanda dahili paralelliği önler, dolayısıyla N eşzamanlı iş parçacığı N kat daha fazla bellek gerektirir hemen. Dwork ve arkadaşları [22] bu yaklaşımı araştırıp resmileştirdiler ve bu da onları başka bir yaklaşım önermeye yöneltti. fiyatlandırma fonksiyonunun bir çeşidi: “Mbound”. Bir eser daha F. Coelho'ya ait [20] 11 21 Görünüşte bunlar bizim UTXO'larımız: tutarlar ve hedef anahtarlarımız. Bu standart işlemi oluşturan ve Bob'a gönderen kişi Alex ise, o zaman Alex'in özel anahtarları da vardır bunların her birine. Bu diyagramı çok seviyorum çünkü daha önceki bazı sorulara yanıt veriyor. Bir Txn girişi oluşur bir dizi Txn çıkışı ve bir keresim. Daha sonra tümü dahil olmak üzere halka imzayla imzalanır. Alex'in anlaşmaya dahil edilen tüm yabancı işlemlere ait özel anahtarları. Txn çıktısı bir miktar ve bir hedef anahtarından oluşur. İşlemin alıcısı, harcamak için makalede daha önce açıklandığı gibi tek kullanımlık özel anahtarlarını istedikleri zaman oluşturabilirler. para. Bunun gerçek kodla ne kadar eşleştiğini öğrenmek çok keyifli olacak... Hayır, Nic van Saberhagen iş kanıtı algoritmasının bazı özelliklerini gevşek bir şekilde açıklıyor, aslında bu algoritmayı tanımlamadan. CryptoNight algoritmasının kendisi derin bir analiz GEREKTİRİR. Bunu okuyunca kekeledim. Yatırım en azından güçle birlikte doğrusal olarak mı büyümeli, yoksa yatırım en fazla güçle doğrusal olarak mı büyüyor? Ve sonra şunu fark ettim; Ben bir madenci veya yatırımcı olarak genellikle "ne kadar güç elde edebilirim" diye düşünürüm yatırım için mi?" "Sabit miktardaki güç için ne kadar yatırım gerekir?" değil. Elbette, yatırımı I ile, gücü ise P ile belirtin. Eğer I(P) gücün bir fonksiyonu olarak yatırım ise ve P(I) yatırımın bir fonksiyonu olarak güçtür, birbirlerinin tersi olacaktır (nerede olursa olsun) tersler mevcut olabilir). Ve eğer I(P), doğrusaldan daha hızlıysa, P(I) doğrusaldan daha yavaştır. Bu nedenle, yatırımcılar için daha düşük bir getiri oranı olacaktır. Yani yazarın burada söylediği şu: "Elbette, ne kadar çok yatırım yaparsanız, o kadar çok kazanırsınız. güç. Ancak bunu daha düşük bir getiri oranı meselesi haline getirmeye çalışmalıyız." CPU yatırımları eninde sonunda alt sınıra ulaşacak; soru, yazarların ASIC'leri de bunu yapmaya zorlayacak bir POW algoritması tasarladık. Varsayımsal bir "geleceğin para birimi" her zaman en yavaş/en sınırlı kaynaklarla mı madencilik yapmalı? Abadi ve arkadaşlarının (bazı Google ve Microsoft mühendislerinin yazar olduğu) makalesi şöyledir: esasen, son birkaç yıldır bellek boyutunun çok daha küçük olduğu gerçeğini kullanarak makineler arasında işlemci hızından daha fazla farklılık vardır ve doğrusaldan daha fazla bir yatırım-güç oranına sahiptir. Birkaç yıl içinde bunun yeniden değerlendirilmesi gerekebilir! Herşey bir silahlanma yarışı... Bir hash işlevinin oluşturulması zordur; bu kısıtlamaları karşılayan bir hash işlevi oluşturmak daha zor görünüyor. Bu yazıda gerçekle ilgili hiçbir açıklama yok gibi görünüyor hashing algoritması CryptoNight. Bunun SHA-3'ün hafıza açısından zor bir uygulaması olduğunu düşünüyorum. forum gönderilerinde ama hiçbir fikrim yok... ve mesele de bu. Açıklanması gerekir.

en etkili çözümü önerdi: “Hokkaido”. Bildiğimiz kadarıyla büyük bir dizide sözde rastgele arama fikrine dayanan son çalışma C. Percival [32] tarafından “scrypt” olarak bilinen algoritma. Önceki işlevlerden farklı olarak aşağıdakilere odaklanır: anahtar türetme ve proof-of-work sistemler değil. Bu gerçeğe rağmen scrypt amacımıza hizmet edebilir: SHA-256 gibi kısmi hash dönüşüm probleminde bir fiyatlandırma işlevi olarak iyi çalışır. Bitcoin. Şu ana kadar Litecoin [14] ve diğer bazı Bitcoin çatallarda şifre zaten uygulandı. Bununla birlikte, uygulanması aslında belleğe bağlı değildir: "bellek erişim süresi / genel" oranı time" yeterince büyük değil çünkü her örnek yalnızca 128 KB kullanıyor. Bu, GPU madencilerinin kabaca 10 kat daha etkili olmaya devam ediyor ve nispeten yaratma olanağı bırakmaya devam ediyor ucuz ama son derece verimli madencilik cihazları. Dahası, şifre yapısının kendisi bellek boyutu ile bellek boyutu arasında doğrusal bir değiş tokuşa izin verir. Karalama defterindeki her bloğun yalnızca bir öncekinden türetilmesi nedeniyle CPU hızı. Örneğin, her ikinci bloğu saklayabilir ve diğerlerini tembel bir şekilde yeniden hesaplayabilirsiniz, yani yalnızca gerekli olduğunda. Sözde rastgele indekslerin düzgün dağıldığı varsayılır, dolayısıyla ek blokların yeniden hesaplamalarının beklenen değeri 1'dir \(2 \cdot N\), burada N sayıdır yinelemelerden oluşur. Genel hesaplama süresi yarıdan daha az artar çünkü ayrıca karalama defterinin hazırlanması ve hashing gibi zamandan bağımsız (sabit zamanlı) işlemler her yineleme. Bellek maliyetlerinin 2/3'ünden tasarruf etmek 1 \(3 \cdot N\) + 1 3 \(\cdot\) \(2 \cdot N\) = N ek yeniden hesaplama; 9/10 sonuç 1 \(10 \cdot N\) + . . . + 1 \(10 \cdot 9 \cdot N\) = 4,5K. Sadece 1 tanesinin saklandığını göstermek kolaydır. tüm bloklardan zamanı s−1 faktöründen daha az artırır 2. Bu da CPU'lu bir makinenin olduğu anlamına gelir. Modern çiplerden 200 kat daha hızlı olan çipler, karalama defterinin yalnızca 320 baytını depolayabiliyor. 5.2 Önerilen algoritma proof-of-work fiyatlandırma işlevi için yeni bir belleğe bağlı algoritma öneriyoruz. Şuna dayanır: Yavaş bir belleğe rastgele erişim ve gecikme bağımlılığını vurgular. Her birini şifrelemenin aksine yeni blok (64 bayt uzunluğunda) önceki tüm bloklara bağlıdır. Sonuç olarak varsayımsal "Hafıza koruyucu" hesaplama hızını katlanarak artırmalıdır. Algoritmamız aşağıdaki nedenlerden dolayı örnek başına yaklaşık 2 Mb gerektirir: 1. Modern işlemcilerin ana akım haline gelmesi gereken L3 önbelleğine (çekirdek başına) sığar birkaç yıl içinde; 2. Bir megabayt dahili bellek, modern bir ASIC boru hattı için neredeyse kabul edilemez bir boyuttur; 3. GPU'lar yüzlerce eş zamanlı örneği çalıştırabilir ancak başka açılardan sınırlıdırlar: GDDR5 bellek, CPU L3 önbelleğinden daha yavaştır ve bant genişliği açısından dikkat çekicidir. rastgele erişim hızı. 4. Karalama defterinin önemli ölçüde genişlemesi yinelemelerde bir artış gerektirecektir; dönüş genel bir süre artışı anlamına gelir. Güvenin olmadığı bir p2p ağında "ağır" çağrılar, ciddi güvenlik açıkları var çünkü düğümler her yeni bloğun proof-of-work değerini kontrol etmek zorunda. Bir düğüm her hash değerlendirmesine önemli miktarda zaman harcıyorsa, bu kolayca yapılabilir. Rastgele çalışma verilerine (nonce değerleri) sahip bir dizi sahte nesne tarafından DDoS uygulandı. 12 en etkili çözümü önerdi: “Hokkaido”. Bildiğimiz kadarıyla büyük bir dizide sözde rastgele arama fikrine dayanan son çalışma C. Percival [32] tarafından “scrypt” olarak bilinen algoritma. Önceki işlevlerden farklı olarak aşağıdakilere odaklanır: anahtar türetme, proof-of-work sistemler değil. Bu gerçeğe rağmen scrypt amacımıza hizmet edebilir: SHA-256 gibi kısmi hash dönüştürme probleminde bir fiyatlandırma işlevi olarak iyi çalışır. Bitcoin. Şu ana kadar Litecoin [14] ve diğer bazı Bitcoin çatallarda şifre zaten uygulandı. Bununla birlikte, uygulanması aslında belleğe bağlı değildir: "bellek erişim süresi / genel" oranı time" yeterince büyük değil çünkü her örnek yalnızca 128 KB kullanıyor. Bu, GPU madencilerine izin verir kabaca 10 kat daha etkili olmaya devam ediyor ve nispeten yaratma olanağı bırakmaya devam ediyor ucuz ama son derece verimli madencilik cihazları. Dahası, şifre yapısının kendisi bellek boyutu ile bellek boyutu arasında doğrusal bir değiş tokuşa izin verir. Karalama defterindeki her bloğun yalnızca bir öncekinden türetilmesi nedeniyle CPU hızı. Örneğin, her ikinci bloğu saklayabilir ve diğerlerini tembel bir şekilde yeniden hesaplayabilirsiniz, yani yalnızca gerekli olduğunda. Sözde rastgele indekslerin düzgün dağıldığı varsayılır, dolayısıyla ek blokların yeniden hesaplamalarının beklenen değeri 1'dir \(2 \cdot N\), buradaN sayıdır yinelemelerden oluşur. Genel hesaplama süresi yarıdan daha az artar çünkü ayrıca karalama defterinin hazırlanması ve hashing gibi zamandan bağımsız (sabit zamanlı) işlemler her yineleme. Bellek maliyetlerinin 2/3'ünden tasarruf etmek 1 \(3 \cdot N\) + 1 3 \(\cdot\) \(2 \cdot N\) = N ek yeniden hesaplama; 9/10 sonuç 1 \(10 \cdot N\) + . . . + 1 \(10 \cdot 9 \cdot N\) = 4,5K. Sadece 1 tanesinin saklandığını göstermek kolaydır. tüm bloklardan zamanı s−1 faktöründen daha az artırır 2. Bu da CPU'lu bir makinenin olduğu anlamına gelir. Modern çiplerden 200 kat daha hızlı olan çipler, karalama defterinin yalnızca 320 baytını depolayabiliyor. 5.2 Önerilen algoritma proof-of-work fiyatlandırma işlevi için yeni bir belleğe bağlı algoritma öneriyoruz. Şuna dayanır: Yavaş bir belleğe rastgele erişim ve gecikme bağımlılığını vurgular. Her birini şifrelemenin aksine yeni blok (64 bayt uzunluğunda) önceki tüm bloklara bağlıdır. Sonuç olarak varsayımsal "Hafıza koruyucu" hesaplama hızını katlanarak artırmalıdır. Algoritmamız aşağıdaki nedenlerden dolayı örnek başına yaklaşık 2 Mb gerektirir: 1. Modern işlemcilerin ana akım haline gelmesi gereken L3 önbelleğine (çekirdek başına) sığar birkaç yıl içinde; 2. Bir megabayt dahili bellek, modern bir ASIC boru hattı için neredeyse kabul edilemez bir boyuttur; 3. GPU'lar yüzlerce eş zamanlı örneği çalıştırabilir ancak başka açılardan sınırlıdırlar: GDDR5 bellek, CPU L3 önbelleğinden daha yavaştır ve bant genişliği açısından dikkat çekicidir. rastgele erişim hızı. 4. Karalama defterinin önemli ölçüde genişlemesi yinelemelerde bir artış gerektirecektir; dönüş genel bir süre artışı anlamına gelir. Güvenin olmadığı bir p2p ağında "ağır" çağrılar, ciddi güvenlik açıkları var çünkü düğümler her yeni bloğun proof-of-work değerini kontrol etmek zorunda. Bir düğüm her hash değerlendirmesine önemli miktarda zaman harcıyorsa, bu kolayca yapılabilir. Rastgele çalışma verilerine (nonce değerleri) sahip bir dizi sahte nesne tarafından DDoS uygulandı. 12 22 Boşver, bu bir şifreli para mı? Algoritma nerede? Gördüğüm tek şey bir reklam. Burası, eğer PoW algoritması değerliyse, Cryptonote'un gerçekten parlayacağı yerdir. değil gerçekten SHA-256, gerçekten şifreli değil. Yenidir, belleğe bağlıdır ve yinelenmez.

6 Diğer avantajlar 6.1 Sorunsuz emisyon CryptoNote dijital paralarının toplam miktarının üst sınırı şöyledir: MSarzı = 264 −1 atom birimleri. Bu, sezgiye değil, yalnızca uygulama sınırlarına dayanan doğal bir kısıtlamadır. "N tane para herkese yetmeli" gibi. Emisyon sürecinin düzgünlüğünü sağlamak için blok için aşağıdaki formülü kullanıyoruz: ödüller: Temel Ödül = (MSarzı −A) ≫18, burada A, daha önce üretilen madeni paraların miktarıdır. 6.2 Ayarlanabilir parametreler 6.2.1 Zorluk CryptoNote, her bloğun zorluğunu değiştiren bir hedefleme algoritması içerir. Bu Ağ hashhızının yoğun bir şekilde arttığı veya daraldığı durumlarda sistemin tepki süresini azaltır, sabit bir blok oranının korunması. Orijinal Bitcoin yöntemi, gerçek değer ilişkisini hesaplar ve son 2016 blok arasındaki zaman aralığını hedef alır ve bunu mevcut blok için çarpan olarak kullanır zorluk. Açıkçası bu, hızlı yeniden hesaplamalar için uygun değildir (büyük atalet nedeniyle) ve salınımlarla sonuçlanır. Algoritmamızın arkasındaki genel fikir, düğümlerin tamamladığı tüm işleri toplamak ve harcadıkları zamana bölün. İşin ölçüsü karşılık gelen zorluk değerleridir her blokta. Ancak yanlış ve güvenilmeyen zaman damgaları nedeniyle kesin zamanı belirleyemiyoruz bloklar arasındaki zaman aralığı. Kullanıcı zaman damgasını geleceğe ve bir sonraki zamana kaydırabilir aralıklar beklenmedik derecede küçük veya hatta negatif olabilir. Muhtemelen birkaç olay yaşanacak bu tür, böylece zaman damgalarını sıralayabilir ve aykırı değerleri (yani %20) kesebiliriz. aralığı geri kalan değerler karşılık gelen blokların %80'i için harcanan süredir. 6.2.2 Boyut sınırları Kullanıcılar blockchain dosyasını depolamak için ödeme yapar ve boyutuna göre oy verme hakkına sahip olur. Her madenci maliyetleri dengelemek ile ücretlerden elde edilen karı dengelemek arasında karar verir ve kendi kararını verir Blok oluşturmak için “yumuşak limit”. Ayrıca maksimum blok boyutuna ilişkin temel kural aşağıdakiler için gereklidir: blockchain'nin sahte işlemlerle doldurulması engelleniyor, ancak bu değerin sabit kodlanmış olmayın. MN, son N blok boyutunun medyan değeri olsun. Daha sonra boyut için "zor sınır" Blok kabul etme oranı \(2 \cdot M_N\)'dir. blockchain öğesinin şişmesini önler ancak yine de sınırın aşılmasına izin verir Gerekirse zamanla yavaş yavaş büyüyün. İşlem boyutunun açıkça sınırlandırılmasına gerek yoktur. Bir bloğun boyutuyla sınırlıdır; ve eğer birisi yüzlerce girdi/çıktı (veya Halka imzalardaki belirsizlik derecesinin yüksek olması nedeniyle) bunu yeterli ücret ödeyerek yapabilir. 6.2.3 Aşırı boyut cezası Bir madenci hâlâ kendi sıfır ücretli işlemleriyle dolu bir bloğu maksimum seviyeye kadar doldurma yeteneğine sahiptir boyut \(2 \cdot M_b\). Her ne kadar madencilerin yalnızca çoğunluğu medyan değeri değiştirebilse de, hala 13 6 Diğer avantajlar 6.1 Sorunsuz emisyon CryptoNote dijital paralarının toplam miktarının üst sınırı şöyledir: MSarzı = 264 −1 atom birimleri. Bu, sezgiye değil, yalnızca uygulama sınırlarına dayanan doğal bir kısıtlamadır. "N tane para herkese yetmeli" gibi. Emisyon sürecinin düzgünlüğünü sağlamak için blok için aşağıdaki formülü kullanıyoruz: ödüller: Temel Ödül = (MSarzı −A) ≫18, burada A, daha önce üretilen madeni paraların miktarıdır. 6.2 Ayarlanabilir parametreler 6.2.1 Zorluk CryptoNote, her bloğun zorluğunu değiştiren bir hedefleme algoritması içerir. Bu Ağ hashhızının yoğun bir şekilde arttığı veya daraldığı durumlarda sistemin tepki süresini azaltır, sabit bir blok oranının korunması. Orijinal Bitcoin yöntemi, gerçek değer ilişkisini hesaplar ve son 2016 blok arasındaki zaman aralığını hedef alır ve bunu mevcut blok için çarpan olarak kullanır zorluk. Açıkçası bu, hızlı yeniden hesaplamalar için uygun değildir (büyük atalet nedeniyle) ve salınımlarla sonuçlanır. Algoritmamızın arkasındaki genel fikir, düğümlerin tamamladığı tüm işleri toplamak ve harcadıkları zamana bölün. İşin ölçüsü karşılık gelen zorluk değerleridir her blokta. Ancak yanlış ve güvenilmeyen zaman damgaları nedeniyle kesin zamanı belirleyemiyoruz bloklar arasındaki zaman aralığı. Kullanıcı zaman damgasını geleceğe ve bir sonraki zamana kaydırabilir aralıklar beklenmedik derecede küçük veya hatta negatif olabilir. Muhtemelen birkaç olay yaşanacak bu tür, böylece zaman damgalarını sıralayabilir ve aykırı değerleri (yani %20) kesebiliriz. aralığı geri kalan değerler karşılık gelen blokların %80'i için harcanan süredir. 6.2.2 Boyut sınırları Kullanıcılar blockchain dosyasını depolamak için ödeme yapar ve boyutuna göre oy verme hakkına sahip olur. Her madenci dengeleme arasındaki değiş tokuşla ilgilenirÜcretlerden maliyetleri ve karı kendisi belirler Blok oluşturmak için “yumuşak limit”. Ayrıca maksimum blok boyutuna ilişkin temel kural aşağıdakiler için gereklidir: blockchain'nin sahte işlemle doldurulması engelleniyor, ancak bu değerin sabit kodlanmış olmayın. MN, son N blok boyutunun medyan değeri olsun. Daha sonra boyut için "zor sınır" Blok kabul etme oranı \(2 \cdot M_N\)'dir. blockchain öğesinin şişmesini önler ancak yine de sınırın aşılmasına izin verir Gerekirse zamanla yavaş yavaş büyüyün. İşlem boyutunun açıkça sınırlandırılmasına gerek yoktur. Bir bloğun boyutuyla sınırlıdır; ve eğer birisi yüzlerce girdi/çıktı (veya Halka imzalardaki belirsizlik derecesinin yüksek olması nedeniyle) bunu yeterli ücret ödeyerek yapabilir. 6.2.3 Aşırı boyut cezası Bir madenci hâlâ kendi sıfır ücretli işlemleriyle dolu bir bloğu maksimum seviyeye kadar doldurma yeteneğine sahiptir boyut \(2 \cdot M_b\). Her ne kadar madencilerin yalnızca çoğunluğu medyan değeri değiştirebilse de, hala 13 23 Atomik birimler. Bunu sevdim. Bu Satoshi'nin eşdeğeri mi? Eğer öyleyse, bu 185 milyar kriptonot olacağı anlamına geliyor. Bunun eninde sonunda birkaç sayfada düzeltilmesi gerektiğini biliyorum, yoksa bir yazım hatası mı var? Temel ödül "kalan tüm paralar" ise tüm paraları almak için yalnızca bir blok yeterlidir. Instamine. Öte yandan, eğer bunun bir şekilde orantılı olması gerekiyorsa, şimdi ile madeni para üretim-sonlandırma-tarihi arasında zaman farkı var mı? bu olurdu mantıklı. Ayrıca benim dünyamda bunun gibi iki büyüktür işareti "çok daha büyük" anlamına gelir. Yazar mı muhtemelen başka bir şey mi kastediyorsun? Eğer zorluğa uyum her blokta gerçekleşirse, saldırganın çok büyük bir çiftliği olabilir. makineler dikkatle seçilmiş zaman aralıklarında madencilik yapar ve kapatır. Zorluk ayarlama formülleri uygun şekilde sönümlenmezse, bu durum zorlukta kaotik bir patlamaya (veya sıfıra çarpmaya) neden olabilir. Bitcoin'nin yönteminin hızlı yeniden hesaplamalar için uygun olmadığına şüphe yok, ancak eylemsizlik fikri bu sistemlerde olduğu gibi kabul edilmesi değil, kanıtlanması gerekir. Ayrıca salınımlar görünürde dalgalanmalara neden olmadığı sürece ağ zorluğu mutlaka bir sorun değildir. madeni para arzı - ve çok hızlı değişen bir zorluğa sahip olmak "aşırı düzeltmeye" neden olabilir. Özellikle birkaç dakika gibi kısa bir zaman diliminde harcanan zaman, "toplam" ile orantılı olacaktır. ağda oluşturulan blok sayısı." Orantılılık sabitinin kendisi büyüyecek zamanla, eğer CN başlarsa muhtemelen katlanarak. "Oluşturulan toplam blokları" korumak için zorluğu basitçe ayarlamak daha iyi bir fikir olabilir. Son bloğun ana zincire eklenmesinden bu yana ağ" sabit bir değer dahilinde veya sınırlı varyasyon veya buna benzer bir şey. Hesaplamalı uyarlanabilir bir algoritma ise uygulanması kolay belirlenebilirse, bu sorunu çözüyor gibi görünmektedir. Ancak bu yöntemi kullanırsak, büyük bir madencilik çiftliği olan birisi çiftliğini kapatabilir. birkaç saatliğine açın ve tekrar açın. İlk birkaç blokta o çiftlik banka. Yani aslında bu yöntem ilginç bir noktayı gündeme getiriyor: madencilik (ortalama olarak) bir Özellikle daha fazla insan ağa bağlandıkça yatırım getirisi olmadan oyunu kaybetmek. Madencilik zorluğu varsa ağ çok yakından takip ediliyor hashoranı, insanların bu kadar madencilik yapacağından bir şekilde şüpheliyim şu anda yapıyorum. Veya diğer taraftan madencilik çiftliklerini 7/24 çalışır durumda tutmak yerine, onları çevirebilirler. 6 saat açık, 2 saat kapalı, 6 saat açık, 2 saat kapalı veya bunun gibi bir şey. Sadece başka bir paraya geçin birkaç saat boyunca zorluğun düşmesini bekleyin, sonra birkaç ekstra kazanmak için tekrar atlayın ağ uyum sağladıkça karlılık blokları. Ve biliyor musun? Bu aslında muhtemelen Aklıma koyduğum en iyi madencilik senaryolarından biri... Bu döngüsel olabilir, ancak blok oluşturma süresi ortalama yaklaşık bir dakika ise, bunu yapabilir miyiz? "harcanan zaman" için blok sayısını temsili olarak mı kullanacaksınız?

6 Diğer avantajlar 6.1 Sorunsuz emisyon CryptoNote dijital paralarının toplam miktarının üst sınırı şöyledir: MSarzı = 264 −1 atom birimleri. Bu, sezgiye değil, yalnızca uygulama sınırlarına dayanan doğal bir kısıtlamadır. "N tane para herkese yetmeli" gibi. Emisyon sürecinin düzgünlüğünü sağlamak için blok için aşağıdaki formülü kullanıyoruz: ödüller: Temel Ödül = (MSarzı −A) ≫18, burada A, daha önce üretilen madeni paraların miktarıdır. 6.2 Ayarlanabilir parametreler 6.2.1 Zorluk CryptoNote, her bloğun zorluğunu değiştiren bir hedefleme algoritması içerir. Bu Ağ hashoranı yoğun bir şekilde büyüdüğünde veya daraldığında sistemin tepki süresini azaltır, sabit bir blok oranının korunması. Orijinal Bitcoin yöntemi, gerçek değer ilişkisini hesaplar ve son 2016 blok arasındaki zaman aralığını hedef alır ve bunu mevcut blok için çarpan olarak kullanır zorluk. Açıkçası bu, hızlı yeniden hesaplamalar için uygun değildir (büyük atalet nedeniyle) ve salınımlarla sonuçlanır. Algoritmamızın arkasındaki genel fikir, düğümlerin tamamladığı tüm işleri toplamak ve harcadıkları zamana bölün. İşin ölçüsü karşılık gelen zorluk değerleridir her blokta. Ancak yanlış ve güvenilmeyen zaman damgaları nedeniyle kesin zamanı belirleyemiyoruz bloklar arasındaki zaman aralığı. Kullanıcı zaman damgasını geleceğe ve bir sonraki zamana kaydırabilir aralıklar beklenmedik derecede küçük veya hatta negatif olabilir. Muhtemelen birkaç olay yaşanacak bu tür, böylece zaman damgalarını sıralayabilir ve aykırı değerleri (yani %20) kesebiliriz. aralığı geri kalan değerler karşılık gelen blokların %80'i için harcanan süredir. 6.2.2 Boyut sınırları Kullanıcılar blockchain dosyasını depolamak için ödeme yapar ve boyutuna göre oy kullanma hakkına sahip olur. Her madenci maliyetleri dengelemek ile ücretlerden elde edilen karı dengelemek arasında karar verir ve kendi kararını verir Blok oluşturmak için “yumuşak limit”. Ayrıca maksimum blok boyutuna ilişkin temel kural aşağıdakiler için gereklidir: blockchain'nin sahte işlemlerle doldurulması engelleniyor, ancak bu değerin sabit kodlanmış olmayın. MN, son N blok boyutunun medyan değeri olsun. Daha sonra boyut için "zor sınır" Blok kabul etme oranı \(2 \cdot M_N\)'dir. blockchain öğesinin şişmesini önler ancak yine de sınırın aşılmasına izin verir Gerekirse zamanla yavaş yavaş büyüyün. İşlem boyutunun açıkça sınırlandırılmasına gerek yoktur. Bir bloğun boyutuyla sınırlıdır; ve eğer birisi yüzlerce girdi/çıktı (veya Halka imzalardaki belirsizlik derecesinin yüksek olması nedeniyle) bunu yeterli ücret ödeyerek yapabilir. 6.2.3 Aşırı boyut cezası Bir madenci hâlâ kendi sıfır ücretli işlemleriyle dolu bir bloğu maksimum seviyeye kadar doldurma yeteneğine sahiptir boyut \(2 \cdot M_b\). Her ne kadar madencilerin yalnızca çoğunluğu medyan değeri değiştirebilse de, hala 13 6 Diğer avantajlar 6.1 Sorunsuz emisyon CryptoNote dijital paralarının toplam miktarının üst sınırı şöyledir: MSarzı = 264 −1 atom birimleri. Bu, sezgiye değil, yalnızca uygulama sınırlarına dayanan doğal bir kısıtlamadır. "N tane para herkese yetmeli" gibi. Emisyon sürecinin düzgünlüğünü sağlamak için blok için aşağıdaki formülü kullanıyoruz: ödüller: Temel Ödül = (MSarzı −A) ≫18, burada A, daha önce üretilen madeni paraların miktarıdır. 6.2 Ayarlanabilir parametreler 6.2.1 Zorluk CryptoNote, her bloğun zorluğunu değiştiren bir hedefleme algoritması içerir. Bu Ağ hashhızının yoğun şekilde arttığı veya daraldığı durumlarda sistemin tepki süresini azaltır, sabit bir blok oranının korunması. Orijinal Bitcoin yöntemi, gerçek değer ilişkisini hesaplar ve son 2016 blok arasındaki zaman aralığını hedef alır ve bunu mevcut blok için çarpan olarak kullanır zorluk. Açıkçası bu, hızlı yeniden hesaplamalar için uygun değildir (büyük atalet nedeniyle) ve salınımlarla sonuçlanır. Algoritmamızın arkasındaki genel fikir, düğümlerin tamamladığı tüm işleri toplamak ve harcadıkları zamana bölün. İşin ölçüsü karşılık gelen zorluk değerleridir her blokta. Ancak yanlış ve güvenilmeyen zaman damgaları nedeniyle kesin zamanı belirleyemiyoruz bloklar arasındaki zaman aralığı. Kullanıcı zaman damgasını geleceğe ve bir sonraki zamana kaydırabilir aralıklar beklenmedik derecede küçük veya hatta negatif olabilir. Muhtemelen birkaç olay yaşanacak bu tür, böylece zaman damgalarını sıralayabilir ve aykırı değerleri (yani %20) kesebiliriz. aralığı geri kalan değerler karşılık gelen blokların %80'i için harcanan süredir. 6.2.2 Boyut sınırları Kullanıcılar blockchain dosyasını depolamak için ödeme yapar ve boyutuna göre oy verme hakkına sahip olur. Her madenci dengeleme arasındaki değiş tokuşla ilgilenirÜcretlerden maliyetleri ve karı kendisi belirler Blok oluşturmak için “yumuşak limit”. Ayrıca maksimum blok boyutuna ilişkin temel kural aşağıdakiler için gereklidir: blockchain'nin sahte işlemlerle doldurulması engelleniyor, ancak bu değerin sabit kodlanmış olmayın. MN, son N blok boyutunun medyan değeri olsun. Daha sonra boyut için "zor sınır" Blok kabul etme oranı \(2 \cdot M_N\)'dir. blockchain öğesinin şişmesini önler ancak yine de sınırın aşılmasına izin verir Gerekirse zamanla yavaş yavaş büyüyün. İşlem boyutunun açıkça sınırlandırılmasına gerek yoktur. Bir bloğun boyutuyla sınırlıdır; ve eğer birisi yüzlerce girdi/çıktı (veya Halka imzalardaki belirsizlik derecesinin yüksek olması nedeniyle) bunu yeterli ücret ödeyerek yapabilir. 6.2.3 Aşırı boyut cezası Bir madenci hâlâ kendi sıfır ücretli işlemleriyle dolu bir bloğu maksimum seviyeye kadar doldurma yeteneğine sahiptir boyut \(2 \cdot M_b\). Her ne kadar madencilerin yalnızca çoğunluğu medyan değeri değiştirebilse de, hala 13 24 Tamam, elimizde bir blockchain var ve her blokta yalnızca zaman damgaları var EK OLARAK sipariş edildi. Bu açıkça ayarlamayı zorlaştırmak için eklenmiştir, çünkü zaman damgaları Bahsedildiği gibi çok güvenilmez. Zincirde çelişen zaman damgalarına sahip olmamıza izin veriliyor mu? Zincirde A Blok B Bloktan önce geliyorsa ve finansal açıdan her şey tutarlıysa, ancak A Blok, B Bloktan sonra oluşturulmuş gibi görünüyor? Çünkü belki birisinin sahibi ağın büyük bir kısmı? Tamam mı? Muhtemelen mali durum iyi olmadığı için. Tamam, bu keyfi "blokların yalnızca %80'i ana blockchain için meşru" olmasından nefret ediyorum yaklaşım. Yalancıların zaman damgalarını değiştirmesini engellemek için mi tasarlanmıştı? Ama şimdi ekliyor herkesin zaman damgaları hakkında yalan söylemesi ve sadece ortalamayı seçmesi için teşvik. Lütfen tanımlayın. Anlamı "Bu blok için yalnızca daha yüksek ücretler içeren işlemleri dahil edin" %p'den fazla, tercihen %2p'den yüksek ücretlerle" veya buna benzer bir şey mi? Sahte derken neyi kastediyorlar? İşlemin geçmiş geçmişiyle tutarlı olması durumunda blockchain ve işlem madencileri tatmin edecek ücretler içeriyor, bu yeterli değil mi? Peki, hayır, mutlaka değil. Maksimum blok boyutu yoksa, kötü niyetli bir kullanıcıyı tutacak hiçbir şey yoktur. Yavaşlamak için devasa bir işlem bloğunu tek seferde kendisine yüklemekten ağ. Maksimum blok boyutuna yönelik temel bir kural, insanların çok büyük miktarda çöp koymasını engeller işleri yavaşlatmak için blockchain üzerindeki verilerin hepsini aynı anda. Ancak böyle bir kuralın mutlaka Adaptif olun - örneğin Noel sezonunda trafiğin artmasını bekleyebiliriz ve blok boyutu çok büyüyecek ve hemen ardından blok boyutu düşecek tekrar. Yani ya a) bir çeşit uyarlanabilir üst sınıra ya da b) yeterince büyük bir üst sınıra ihtiyacımız var ki böylece %99'u makul Noel zirveleri sınırı aşmaz. Tabiki ikincisini yapmak imkansız tahmin - bir para biriminin tutunup tutunamayacağını kim bilebilir? Uyarlanabilir hale getirmek ve endişelenmemek daha iyi bu konuda. Ama sonra bir kontrol teorisi problemimiz var: bunu nasıl uyarlanabilir hale getireceğiz? saldırıya karşı savunmasızlık mı yoksa vahşi ve çılgın salınımlar mı? Uyarlanabilir bir yöntemin kötü niyetli kullanıcıların küçük miktarlar biriktirmesini engellemediğine dikkat edin blockchain üzerinde zamanla gereksiz verilerin birikmesi uzun vadeli şişkinliğe neden olur. Bu farklı bir konu tamamen ve kripto paraların ciddi sorunları olduğu bir durum.

6 Diğer avantajlar 6.1 Sorunsuz emisyon CryptoNote dijital paralarının toplam miktarının üst sınırı şöyledir: MSarzı = 264 −1 atom birimleri. Bu, sezgiye değil, yalnızca uygulama sınırlarına dayanan doğal bir kısıtlamadır. "N tane para herkese yetmeli" gibi. Emisyon sürecinin düzgünlüğünü sağlamak için blok için aşağıdaki formülü kullanıyoruz: ödüller: Temel Ödül = (MSarzı −A) ≫18, burada A, daha önce üretilen madeni paraların miktarıdır. 6.2 Ayarlanabilir parametreler 6.2.1 Zorluk CryptoNote, her bloğun zorluğunu değiştiren bir hedefleme algoritması içerir. Bu Ağ hashoranı yoğun bir şekilde büyüdüğünde veya daraldığında sistemin tepki süresini azaltır, sabit bir blok oranının korunması. Orijinal Bitcoin yöntemi gerçek değer ilişkisini hesaplar ve son 2016 blok arasındaki zaman aralığını hedef alır ve bunu mevcut blok için çarpan olarak kullanır zorluk. Açıkçası bu, hızlı yeniden hesaplamalar için uygun değildir (büyük atalet nedeniyle) ve salınımlarla sonuçlanır. Algoritmamızın arkasındaki genel fikir, düğümlerin tamamladığı tüm işleri toplamak ve harcadıkları zamana bölün. İşin ölçüsü karşılık gelen zorluk değerleridir her blokta. Ancak yanlış ve güvenilmeyen zaman damgaları nedeniyle kesin zamanı belirleyemiyoruz bloklar arasındaki zaman aralığı. Kullanıcı zaman damgasını geleceğe ve bir sonraki zamana kaydırabilir aralıklar beklenmedik derecede küçük veya hatta negatif olabilir. Muhtemelen birkaç olay yaşanacak bu tür, böylece zaman damgalarını sıralayabilir ve aykırı değerleri (yani %20) kesebiliriz. aralığı geri kalan değerler karşılık gelen blokların %80'i için harcanan süredir. 6.2.2 Boyut sınırları Kullanıcılar blockchain dosyasını depolamak için ödeme yapar ve boyutuna göre oy verme hakkına sahip olur. Her madenci maliyetleri dengelemek ile ücretlerden elde edilen karı dengelemek arasında karar verir ve kendi kararını verir Blok oluşturmak için “yumuşak limit”. Ayrıca maksimum blok boyutuna ilişkin temel kural aşağıdakiler için gereklidir: blockchain'nin sahte işlemlerle doldurulması engelleniyor, ancak bu değerin sabit kodlanmış olmayın. MN, son N blok boyutunun medyan değeri olsun. Daha sonra boyut için "zor sınır" Blok kabul etme oranı \(2 \cdot M_N\)'dir. blockchain öğesinin şişmesini önler ancak yine de sınırın aşılmasına izin verir Gerekirse zamanla yavaş yavaş büyüyün. İşlem boyutunun açıkça sınırlandırılmasına gerek yoktur. Bir bloğun boyutuyla sınırlıdır; ve eğer birisi yüzlerce girdi/çıktı (veya Halka imzalardaki belirsizlik derecesinin yüksek olması nedeniyle) bunu yeterli ücret ödeyerek yapabilir. 6.2.3 Aşırı boyut cezası Bir madenci hâlâ kendi sıfır ücretli işlemleriyle dolu bir bloğu maksimum seviyeye kadar doldurma yeteneğine sahiptir boyut \(2 \cdot M_b\). Her ne kadar madencilerin yalnızca çoğunluğu medyan değeri değiştirebilse de, hala 13 6 Diğer avantajlar 6.1 Sorunsuz emisyon CryptoNote dijital paralarının toplam miktarının üst sınırı şöyledir: MSarzı = 264 −1 atom birimleri. Bu, sezgiye değil, yalnızca uygulama sınırlarına dayanan doğal bir kısıtlamadır. "N tane para herkese yetmeli" gibi. Emisyon sürecinin düzgünlüğünü sağlamak için blok için aşağıdaki formülü kullanıyoruz: ödüller: Temel Ödül = (MSarzı −A) ≫18, burada A, daha önce üretilen madeni paraların miktarıdır. 6.2 Ayarlanabilir parametreler 6.2.1 Zorluk CryptoNote, her bloğun zorluğunu değiştiren bir hedefleme algoritması içerir. Bu Ağ hashhızının yoğun şekilde arttığı veya daraldığı durumlarda sistemin tepki süresini azaltır, sabit bir blok oranının korunması. Orijinal Bitcoin yöntemi, gerçek değer ilişkisini hesaplar ve son 2016 blok arasındaki zaman aralığını hedef alır ve bunu mevcut blok için çarpan olarak kullanır zorluk. Açıkçası bu, hızlı yeniden hesaplamalar için uygun değildir (büyük atalet nedeniyle) ve salınımlarla sonuçlanır. Algoritmamızın arkasındaki genel fikir, düğümlerin tamamladığı tüm işleri toplamak ve harcadıkları zamana bölün. İşin ölçüsü karşılık gelen zorluk değerleridir her blokta. Ancak yanlış ve güvenilmeyen zaman damgaları nedeniyle kesin zamanı belirleyemiyoruz bloklar arasındaki zaman aralığı. Kullanıcı zaman damgasını geleceğe ve bir sonraki zamana kaydırabilir aralıklar beklenmedik derecede küçük veya hatta negatif olabilir. Muhtemelen birkaç olay yaşanacak bu tür, böylece zaman damgalarını sıralayabilir ve aykırı değerleri (yani %20) kesebiliriz. aralığı geri kalan değerler karşılık gelen blokların %80'i için harcanan süredir. 6.2.2 Boyut sınırları Kullanıcılar blockchain dosyasını depolamak için ödeme yapar ve boyutuna göre oy verme hakkına sahip olur. Her madenci dengeleme arasındaki değiş tokuşla ilgilenirÜcretlerden maliyetleri ve karı kendisi belirler Blok oluşturmak için “yumuşak limit”. Ayrıca maksimum blok boyutuna ilişkin temel kural aşağıdakiler için gereklidir: blockchain'nin sahte işlemlerle doldurulması engelleniyor, ancak bu değerin sabit kodlanmış olmayın. MN, son N blok boyutunun medyan değeri olsun. Daha sonra boyut için "zor sınır" Blok kabul etme oranı \(2 \cdot M_N\)'dir. blockchain öğesinin şişmesini önler ancak yine de sınırın aşılmasına izin verir Gerekirse zamanla yavaş yavaş büyüyün. İşlem boyutunun açıkça sınırlandırılmasına gerek yoktur. Bir bloğun boyutuyla sınırlıdır; ve eğer birisi yüzlerce girdi/çıktı (veya Halka imzalardaki belirsizlik derecesinin yüksek olması nedeniyle) bunu yeterli ücret ödeyerek yapabilir. 6.2.3 Aşırı boyut cezası Bir madenci hâlâ kendi sıfır ücretli işlemleriyle dolu bir bloğu maksimum seviyeye kadar doldurma yeteneğine sahiptir boyut \(2 \cdot M_b\). Her ne kadar madencilerin yalnızca çoğunluğu medyan değeri değiştirebilse de, hala 13 25 Bir birim zaman N blok olacak şekilde zamanı yeniden ölçeklendirdiğimizde, ortalama blok boyutu yine de teorik olarak 2ˆt ile orantılı olarak üstel olarak büyüyebilir. Öte yandan, daha genel bir sınır sonraki blokta bazı f fonksiyonları için M_nf(M_n) olacaktır. f'nin hangi özellikleri Blok boyutunun bir miktar "makul büyümesini" garanti etmek için mi seçiyoruz? ilerlemesi blok boyutları (yeniden ölçeklendirme süresinden sonra) şöyle olur: 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( ... Buradaki amaç, f dizisini doğrusal olarak daha hızlı büyümeyecek şekilde seçmektir: veya belki Log(t) olarak bile. Elbette, eğer bir a sabiti için f(M_n) = a ise, bu dizi şu şekildedir: aslında M_n aM_n aˆ2M_n aˆ3M_n ... Ve elbette, bunu en fazla doğrusal büyümeyle sınırlamanın tek yolu a=1'i seçmektir. Bu elbette mümkün değildir. Hiçbir şekilde büyümeye izin vermiyor. Öte yandan f(M_n) sabit olmayan bir fonksiyon ise durum çok daha karmaşıktır. karmaşıktır ve zarif bir çözüme izin verebilir. Bir süre bunun üzerinde düşüneceğim. Bu ücretin bir sonraki bölümdeki aşırı boyut cezasını indirecek kadar büyük olması gerekecektir. Genel bir kullanıcının neden erkek olduğu varsayılıyor? Ha?

blockchain'yi şişirme ve düğümlerde ek yük oluşturma olasılığı. Cesaretini kırmak Kötü niyetli katılımcıların büyük bloklar oluşturmasını önleyen bir ceza fonksiyonu sunuyoruz: Yeni Ödül = Temel Ödül \(\cdot\) BlkBoyut MN −1 2 Bu kural yalnızca BlkSize minimum serbest blok boyutundan büyük olduğunda uygulanır; maksimuma yakın olmalıdır (10kb, MN \(\cdot\) %110). Madencilerin "normal boyutta" bloklar oluşturmasına izin veriliyor ve hatta Toplam ücretler cezayı aştığında bunu kârla aşarsınız. Ancak ücretlerin artması pek olası değil Ceza değerinden ikinci dereceden farklı olarak bir denge oluşacaktır. 6.3 İşlem komut dosyaları CryptoNote'un oldukça minimalist bir komut dosyası alt sistemi vardır. Gönderici bir ifade belirtir: Φ = f (x1, x2, . . . , xn), burada n, {Pi}n hedef genel anahtarlarının sayısıdır ben=1. Yalnızca beş ikili operatörler desteklenir: min, max, sum, mul ve cmp. Alıcı bu ödemeyi harcadığında, \(0 \leq k \leq n\) adet imza üretip bunları işlem girişine aktarır. Doğrulama süreci genel anahtar Pi için geçerli bir imza olup olmadığını kontrol etmek için Φ'yi xi = 1 ile değerlendirir ve xi = 0'dır. Doğrulayıcı, eğer > 0 ise ispatı kabul eder. Basitliğine rağmen bu yaklaşım olası her durumu kapsar: • Çoklu/Eşik imzası. Bitcoin tarzı "N'den M" çoklu imza için (ör. alıcı en az \(0 \leq M \leq N\) geçerli imza sağlamalıdır) Φ = x1+x2+. . .+xN \(\geq M\) (açıklık sağlamak için ortak cebirsel gösterimi kullanıyoruz). Ağırlıklı eşik imzası (bazı tuşlar diğerlerinden daha önemli olabilir) Φ = \(w_1 \cdot x_1\) + olarak ifade edilebilir \(w_2 \cdot x_2\) + . . . + \(w_N \cdot x_N\) \(\geq wM\). Ve ana anahtarın Φ ='ye karşılık geldiği senaryo maks(\(M \cdot x\), x1 + x2 + . . . + xN) \(\geq M\). Herhangi bir karmaşık durumun olabileceğini göstermek kolaydır. bu operatörlerle ifade edilir, yani temeli oluştururlar. • Şifre koruması. Gizli bir şifreye sahip olmak, onu bilmekle eşdeğerdir. deterministik olarak şu paroladan türetilen özel bir anahtar: k = KDF(ler). Dolayısıyla bir alıcı k anahtarının altına başka bir imza sağlayarak şifreyi bildiğini kanıtlayabilir. Gönderen, ilgili genel anahtarı kendi çıktısına ekler. Bunu unutmayın yöntem, Bitcoin [13]'da kullanılan "işlem bulmacasından" çok daha güvenlidir; Girişlerde şifre açıkça iletilir. • Dejenere vakalar. Φ = 1 herkesin parayı harcayabileceği anlamına gelir; Φ = 0, çıktının sonsuza kadar harcanamaz olması. Genel anahtarlarla birleştirilmiş çıktı betiğinin gönderen için çok büyük olması durumunda, alıcının bu verileri girişine koyacağını belirten özel çıktı türünü kullanabilir gönderen bunun yalnızca hash kısmını sağlar. Bu yaklaşım, Bitcoin'nin "hash'ye öde" yaklaşımına benzer özelliği, ancak yeni komut dosyası komutları eklemek yerine bu durumu veri yapısında ele alıyoruz seviye. 7 Sonuç Bitcoin'daki ana kusurları araştırdık ve bazı olası çözümler önerdik. Bu avantajlı özellikler ve devam eden gelişimimiz, CryptoNote'u yeni elektronik nakit sistemi haline getiriyor Bitcoin'nin ciddi bir rakibi, tüm çatallarını geride bırakıyor. 14 blockchain'yi şişirme ve düğümlerde ek yük oluşturma olasılığı. Cesaretini kırmak Kötü niyetli katılımcıların büyük bloklar oluşturmasını önleyen bir ceza fonksiyonu sunuyoruz: Yeni Ödül = Temel Ödül \(\cdot\) BlkBoyut MN −1 2 Bu kural yalnızca BlkSize minimum serbest blok boyutundan büyük olduğunda uygulanır; maksimuma yakın olmalıdır (10kb, MN \(\cdot\) %110). Madencilerin "normal boyutta" bloklar oluşturmasına izin veriliyor ve hatta Toplam ücretler cezayı aştığında bunu kârla aşarsınız. Ancak ücretlerin artması pek olası değil Ceza değerinden ikinci dereceden farklı olarak bir denge oluşacaktır. 6.3 İşlem komut dosyaları CryptoNote'un oldukça minimalist bir komut dosyası alt sistemi vardır. Gönderici bir ifade belirtir: Φ = f (x1, x2, . . . , xn), burada n, {Pi}n hedef genel anahtarlarının sayısıdır ben=1. Yalnızca beş ikili operatörler desteklenir: min, max, sum, mul ve cmp. Alıcı bu ödemeyi harcadığında, \(0 \leq k \leq n\) adet imza üretip bunları işlem girişine aktarır. Doğrulama süreci Pi ortak anahtarının geçerli bir imzasını kontrol etmek için Φ'yi xi = 1 ile değerlendirir ve xi = 0'dır. Doğrulayıcı, eğer > 0 ise ispatı kabul eder. Basitliğine rağmen bu yaklaşım olası her durumu kapsar: • Çoklu/Eşik imzası. Bitcoin tarzı "N'den M" çoklu imza için (ör. alıcı en az \(0 \leq M \leq N\) geçerli imza sağlamalıdır) Φ = x1+x2+. . .+xN \(\geq M\) (açıklık sağlamak için ortak cebirsel gösterimi kullanıyoruz). Ağırlıklı eşik imzası (bazı tuşlar diğerlerinden daha önemli olabilir) Φ = \(w_1 \cdot x_1\) + olarak ifade edilebilir \(w_2 \cdot x_2\) + . . . + \(w_N \cdot x_N\) \(\geq wM\). Ve senaryoio burada ana anahtar şuna karşılık gelir: Φ = maks(\(M \cdot x\), x1 + x2 + . . . + xN) \(\geq M\). Herhangi bir karmaşık durumun olabileceğini göstermek kolaydır. bu operatörlerle ifade edilir, yani temeli oluştururlar. • Şifre koruması. Gizli bir şifreye sahip olmak, onu bilmekle eşdeğerdir. deterministik olarak şu paroladan türetilen özel bir anahtar: k = KDF(ler). Dolayısıyla bir alıcı k anahtarının altına başka bir imza sağlayarak şifreyi bildiğini kanıtlayabilir. Gönderen, ilgili genel anahtarı kendi çıktısına ekler. Bunu unutmayın yöntem, Bitcoin [13]'de kullanılan "işlem bulmacasından" çok daha güvenlidir; Girişlerde şifre açıkça iletilir. • Dejenere vakalar. Φ = 1 herkesin parayı harcayabileceği anlamına gelir; Φ = 0, çıktının sonsuza kadar harcanamaz olması. Genel anahtarlarla birleştirilmiş çıktı betiğinin gönderen için çok büyük olması durumunda, alıcının bu verileri girişine koyacağını belirten özel çıktı türünü kullanabilir gönderen bunun yalnızca hash kısmını sağlar. Bu yaklaşım Bitcoin'nin "hash'ye öde" yaklaşımına benzer özelliği, ancak yeni komut dosyası komutları eklemek yerine bu durumu veri yapısında ele alıyoruz seviye. 7 Sonuç Bitcoin'deki ana kusurları araştırdık ve bazı olası çözümler önerdik. Bu avantajlı özellikler ve devam eden gelişimimiz, CryptoNote'u yeni elektronik nakit sistemi haline getiriyor Bitcoin'nin ciddi bir rakibi, tüm çatallarını geride bırakıyor. 14 26 Eğer zaman içinde blok boyutunu sınırlamanın bir yolunu bulabilirsek bu gereksiz olabilir... Bu da doğru olamaz. "NewReward"ı yukarıya bakan bir parabole yerleştirdiler. blok boyutu bağımsız değişkendir. Böylece yeni ödül sonsuza kadar patlar. Diğer taraftan ise elde, yeni ödül Max(0,Base Reward(1-(BlkSize/Mn - 1)ˆ2)) olur, ardından yeni ödül tepe noktası blok boyutunda = Mn olan ve kesişme noktaları olan aşağıya doğru bakan bir parabol olacaktır. Blokboyutu = 0 ve Blokboyutu = 2Mn. Ve tanımlamaya çalıştıkları şey de bu gibi görünüyor. Ancak bu durum

Analiz

5 Dünyada bir milyar insanın günde bir dolardan daha az bir parayla yaşaması pek de önemli değil. ve herhangi bir madencilik ağına katılma konusunda hiçbir umudum yok... ama ekonomik bir Bir işlemci-bir oy ilkesine dayalı bir p2p para sistemi tarafından yönlendirilen dünya, muhtemelen daha fazla olacaktır. Kısmi rezerv bankacılığının yönlendirdiği bir sistemden daha adil. Ancak Cryptonote'un protokolü hala %51 dürüst kullanıcı gerektiriyor... örneğin Cryptonote'a bakın Geliştiricilerden biri olan Pliskov'un, geleneksel veriyi değiştirmeblockchain %51 saldırısının hala işe yarayabileceğini söylediği forumlarda. https://forum.cryptonote.org/viewtopic.php?f=2&t=198 Gerçekten %51 dürüst kullanıcıya ihtiyacınız olmadığını unutmayın. Gerçekten ihtiyacın olan tek bir sahtekârın olmaması ağın hashing gücünün %51'inden fazlasına sahip olan grup." Bitcoin'in bu sözde sorununa "adaptif katılık" adını verelim. Cryptonote'un uyarlanabilirlik çözümü katılık, protokol parametre değerlerinde uyarlanabilir esnekliktir. Daha büyük blok boyutlarına ihtiyacınız varsa, sorun değil, ağ sürekli olarak yavaş yavaş ayarlanıyor olacaktır. Yani, Bitcoin'in zaman içinde zorluğu ayarlama şekli tüm protokolümüzde kopyalanabilir Böylece protokolün güncellenmesi için ağ konsensusunun elde edilmesine gerek kalmaz. Görünüşte bu iyi bir fikir gibi görünüyor, ancak dikkatli bir öngörü olmadan, kendi kendini ayarlayan bir sistem oldukça öngörülemez ve kaotik hale gelebilir. Bu konuyu daha sonra detaylı olarak inceleyeceğiz fırsatlar ortaya çıkıyor. "İyi" sistemler uyarlanabilir katı ve uyarlanabilir arasında bir yerdedir esnektir ve belki de katılığın kendisi bile uyarlanabilirdir. Eğer gerçekten "bir CPU-bir oy"a sahip olsaydık, %51'e ulaşmak için işbirliği yapıp havuzlar geliştirebilirdik daha zor olurdu. Dünyadaki her CPU'nun telefonlardan madencilik yapmasını beklerdik Tesla'nız şarj olurken yerleşik CPU'ya. http://en.wikipedia.org/wiki/Pareto_principle Pareto dengesinin bir şekilde kaçınılmaz olduğunu iddia ediyorum. Sistemin %20'si CPU'ların %80'ine sahip olacak veya sistemin %20'si ASIC'lerin %80'ine sahip olacak. Bunu varsayıyorum çünkü toplumdaki temel zenginlik dağılımı zaten Pareto dağılımını gösteriyor, ve yeni madenciler katıldıkça bu temel dağılımdan yararlanıyorlar. Ancak, bir işlemci-bir oy ilkesine dayalı protokollerin donanım üzerinde yatırım getirisi göreceğini savunuyorum. Blok Düğüm başına ödül, ağdaki düğüm sayısıyla daha yakından orantılı olacaktır çünkü Performansın düğümler arasındaki dağılımı çok daha sıkı olacaktır. Bitcoin, diğer tarafta bir blok ödülünün (düğüm başına) hesaplama kapasitesiyle daha orantılı olduğunu düşünüyor düğüm. Yani madencilik oyununda hâlâ yalnızca "büyük adamlar" var. Öte yandan, Pareto ilkesi hâlâ yürürlükte olsa da, bir işlemcinin bir oy olduğu bir dünyada herkes ağ güvenliğine katılır ve bir miktar madencilik geliri elde eder. ASIC dünyasında, her XBox'u ve cep telefonunu madencilik için donatmak mantıklı değil. Tek işlemcili bir oy dünyasında, madencilik ödülü açısından bu çok mantıklı. Keyifli bir sonuç olarak, Oyların sayısı arttıkça %51 oy almak daha zor oluyor ve bu da güzel bir sonuç sağlıyor. ağ güvenliğine fayda sağlar..Daha önce açıklanan donanım. Küresel hashoranın önemli ölçüde azaldığını varsayalım. Bir anlığına artık madencilik gücünü kullanarak zinciri çatallayabilir ve çift harcama yapabilir. Göreceğimiz gibi Bu makalenin ilerleyen kısımlarında, daha önce anlatılan olayın gerçekleşmesi pek olası değildir. 2.3 Düzensiz emisyon Bitcoin önceden belirlenmiş bir emisyon oranına sahiptir: çözülen her blok sabit miktarda para üretir. Yaklaşık her dört yılda bir bu ödül yarıya indirilir. Asıl amaç bir yaratmaktı üstel bozulma ile sınırlı düzgün emisyon, ancak aslında parçalı doğrusal bir emisyona sahibiz kesme noktaları Bitcoin altyapısında sorunlara neden olabilecek işlev. Kırılma noktası oluştuğunda madenciler önceki değerlerinin yalnızca yarısını almaya başlarlar. ödül. 12,5 ile 6,25 BTC (2020 yılı için öngörülen) arasındaki mutlak fark, tolere edilebilir görünüyor. Ancak Kasım ayında gerçekleşen 50 ila 25 BTC düşüşünü incelerken 28 2012, madencilik camiasının önemli sayıda üyesi için uygunsuz bulundu. Şekil Şekil 1, Kasım ayı sonunda ağın hashoranında çarpıcı bir düşüş gösteriyor; yarılanma gerçekleşti. Bu olay kötü niyetli birey için mükemmel bir an olabilirdi. proof-of-work işlev bölümünde çift harcama saldırısı [36] gerçekleştirmek için açıklanmıştır. Şekil 1. Bitcoin hashoran tablosu (kaynak: http://bitcoin.sipa.be) 2.4 Sabit kodlanmış sabitler Bitcoin, bazıları orijinal tasarımın doğal unsurları olan birçok sabit kodlanmış sınıra sahiptir (ör. blok sıklığı, maksimum para arzı miktarı, onay sayısı) ve diğer yapay kısıtlamalar gibi görünüyor. Hızla değişememe gibi, sınırlar da değil 3 Daha önce açıklanan donanım. Küresel hashoranın önemli ölçüde azaldığını varsayalım. Bir anlığına artık madencilik gücünü kullanarak zinciri çatallayabilir ve çift harcama yapabilir. Göreceğimiz gibi Bu makalenin ilerleyen kısımlarında, daha önce anlatılan olayın gerçekleşmesi pek olası değildir. 2.3 Düzensiz emisyon Bitcoin önceden belirlenmiş bir emisyon oranına sahiptir: çözülen her blok sabit miktarda para üretir. Yaklaşık her dört yılda bir bu ödül yarıya indirilir. Asıl amaç bir yaratmaktı üstel bozulma ile sınırlı düzgün emisyon, ancak aslında parçalı doğrusal bir emisyona sahibiz kesme noktaları Bitcoin altyapısında sorunlara neden olabilecek işlev. Kırılma noktası oluştuğunda madenciler önceki değerlerinin yalnızca yarısını almaya başlarlar. ödül. 12,5 ile 6,25 BTC (2020 yılı için öngörülen) arasındaki mutlak fark, tolere edilebilir görünüyor. Ancak Kasım ayında gerçekleşen 50 ila 25 BTC düşüşünü incelerken 28 2012, madencilik camiasının önemli sayıda üyesi için uygunsuz bulundu. Şekil Şekil 1, Kasım ayı sonunda ağın hashoranında çarpıcı bir düşüş gösteriyor; yarılanma gerçekleşti. Bu olay kötü niyetli birey için mükemmel bir an olabilirdi. proof-of-work işlev bölümünde çift harcama saldırısı [36] gerçekleştirmek için açıklanmıştır. Şekil 1. Bitcoin hashoran tablosu (kaynak: http://bitcoin.sipa.be) 2.4 Sabit kodlanmış sabitler Bitcoin, bazıları orijinal tasarımın doğal unsurları olan birçok sabit kodlanmış sınıra sahiptir (ör. blok sıklığı, maksimum para arzı miktarı, onay sayısı) ve diğer yapay kısıtlamalar gibi görünüyor. Hızla değişememe gibi, sınırlar da değil 3 6 Buna bir zombi saldırısı diyelim. Sürekli emisyonun nasıl olabileceğini tartışalım zombi saldırısı senaryosunda bir işlemci bir oy ile ilgili. Tek işlemcinin tek oy olduğu bir dünyada, her cep telefonu ve araba boşta kaldığında madencilik yapıyor olurdu. Bir madencilik çiftliği oluşturmak için yığınla ucuz donanım toplamak çok çok kolay olurdu çünkü neredeyse her şeyin içinde bir CPU vardır. Öte yandan, bu noktada CPU sayısı % 51'lik bir saldırı başlatmak için gerekli olanın oldukça şaşırtıcı olacağını düşünüyorum. Ayrıca, kesinlikle çünkü ucuz donanım toplamak kolay olacaktır, makul bir şekilde Pek çok insan CPU ile her şeyi istiflemeye başlıyor. Tek işlemcinin tek oy olduğu bir dünyada silahlanma yarışı ASIC dünyasına göre mutlaka daha eşitlikçidir. Bu nedenle ağda bir süreksizlik Emisyon oranlarından kaynaklanan güvenlik, tek işlemcinin bir oy olduğu bir dünyada DAHA AZ sorun olmalıdır. Ancak geriye iki gerçek kalıyor: 1) Emisyon oranındaki süreksizlik, emisyon oranında kekemelik etkisine yol açabilir. hem ekonomi hem de ağ güvenliği açısından kötü, ve 2) %51'lik bir saldırı olmasına rağmen Ucuz donanım toplayan biri tarafından gerçekleştirilen tek işlemcili bir bilgisayarda da gerçekleşebilir-oy ver dünya, sanki daha zor olmalı. Muhtemelen buna karşı önlem, tüm sahtekâr aktörlerin bunu deneyecek olmasıdır eşzamanlı olarak Bitcoin'nin önceki güvenlik kavramına geri dönüyoruz: "dürüst olmayanlara ihtiyacımız yok ağın %51'inden fazlasını kontrol eden grup." Yazar burada bitcoin ile ilgili bir problemin madeni para emisyonundaki süreksizlik olduğunu iddia ediyor oranı, ağ katılımında ve dolayısıyla ağ güvenliğinde ani düşüşlere neden olabilir. Böylece, sürekli, farklılaştırılabilir, düzgün bir madeni para emisyon oranı tercih edilir. Yazar mutlaka hatalı değil. Ağ katılımındaki herhangi bir ani düşüş, böyle bir soruna yol açıyor ve eğer bunun bir kaynağını ortadan kaldırabiliyorsak bunu kaldırmalıyız. Bunu söyledikten sonra, Uzun süreli "nispeten sabit" madeni para emisyonunun ani değişikliklerle kesintiye uğraması mümkün ekonomik açıdan gidilecek ideal yoldur. Ben bir ekonomist değilim. Yani belki biz Ağ güvenliğini ekonomik bir şeyle takas edip etmeyeceğimize karar vermemiz gerekiyor; burada ne var? http://arxiv.org/abs/1402.2009Gerektiğinde bunları kullanmak ana dezavantajlara neden olur. Maalesef ne zaman geleceğini tahmin etmek zor. sabitlerin değiştirilmesi gerekebilir ve bunların değiştirilmesi korkunç sonuçlara yol açabilir. Felaket sonuçlara yol açan sabit kodlanmış bir limit değişikliğine iyi bir örnek, bloktur. boyut sınırı 250kb1 olarak ayarlandı. Bu limit yaklaşık 10.000 standart işlemi tutmaya yetiyordu. içinde 2013 yılının başında bu sınıra neredeyse ulaşıldı ve bu limitin artırılması konusunda anlaşmaya varıldı. Sınır. Değişiklik cüzdan 0.8 sürümünde uygulandı ve 24 blokluk zincir bölünmesiyle sona erdi ve başarılı bir çift harcama saldırısı [9]. Hata Bitcoin protokolünde olmasa da bunun yerine veritabanı motorunda, eğer varsa basit bir stres testiyle kolayca yakalanabilirdi. yapay olarak getirilmiş blok boyutu sınırı yoktur. Sabitler ayrıca bir tür merkezileştirme noktası görevi görür. Eşler arası doğasına rağmen Bitcoin, düğümlerin büyük çoğunluğu tarafından geliştirilen resmi referans istemcisi [10] kullanılıyor küçük bir grup insan. Bu grup protokolde değişiklik yapılmasına karar verir ve çoğu insan bu değişiklikleri “doğruluklarına” bakılmaksızın kabul ediyor. Bazı kararlar neden oldu hararetli tartışmalar ve hatta boykot çağrıları [11], bu da topluluğun ve geliştiriciler bazı önemli noktalarda aynı fikirde olmayabilir. Bu nedenle bir protokole sahip olmak mantıklı görünüyor Bu sorunları önlemenin olası bir yolu olarak kullanıcı tarafından yapılandırılabilen ve kendi kendini ayarlayan değişkenler kullanılır. 2.5 Hacimli komut dosyaları Bitcoin'deki komut dosyası sistemi ağır ve karmaşık bir özelliktir. Potansiyel olarak kişinin yaratmasına izin verir karmaşık işlemler [12], ancak güvenlik endişeleri nedeniyle bazı özellikleri devre dışı bırakıldı ve bazıları hiç kullanılmamış bile [13]. Komut dosyası (hem gönderici hem de alıcı kısımları dahil) Bitcoin'daki en popüler işlem için şuna benzer: OP DUP OP HASH160 OP EQUALVERIFY OP CHECKSIG. Komut dosyası 164 bayt uzunluğundadır ve tek amacı alıcının bu bilgiye sahip olup olmadığını kontrol etmektir. İmzasını doğrulamak için gizli anahtar gerekiyor.