CryptoNote v2.0

Introdução

“Bitcoin” [1] foi uma implementação bem-sucedida do conceito de dinheiro eletrônico p2p. Ambos profissionais e o público em geral passaram a apreciar a combinação conveniente de transações públicas e proof-of-work como modelo de confiança. Hoje, a base de usuários do dinheiro eletrônico está a crescer a um ritmo constante; os clientes são atraídos por taxas baixas e pelo anonimato fornecido pelo dinheiro eletrônico e os comerciantes valorizam sua emissão prevista e descentralizada. Bitcoin tem provou efetivamente que o dinheiro eletrônico pode ser tão simples quanto o papel-moeda e tão conveniente quanto cartões de crédito. Infelizmente, Bitcoin sofre de diversas deficiências. Por exemplo, o sistema é distribuído a natureza é inflexível, impedindo a implementação de novos recursos até que quase todos os usuários da rede atualizem seus clientes. Algumas falhas críticas que não podem ser corrigidas rapidamente impedem o Bitcoin propagação generalizada. Nesses modelos inflexíveis, é mais eficiente implementar um novo projeto em vez de consertar perpetuamente o projeto original. Neste artigo, estudamos e propomos soluções para as principais deficiências de Bitcoin. Nós acreditamos que um sistema que tenha em conta as soluções que propomos conduzirá a uma concorrência saudável entre diferentes sistemas de dinheiro eletrônico. Propomos também o nosso próprio dinheiro eletrônico, “CryptoNote”, um nome que enfatiza o próximo avanço no dinheiro eletrônico.

Bitcoin Desvantagens e possíveis soluções

2 Bitcoin desvantagens e algumas soluções possíveis 2.1 Rastreabilidade das transações Privacidade e anonimato são os aspectos mais importantes do dinheiro eletrônico. Pagamentos ponto a ponto procuram ser ocultados da visão de terceiros, uma diferença distinta quando comparado com o tradicional bancário. Em particular, T. Okamoto e K. Ohta descreveram seis critérios de dinheiro eletrônico ideal, que incluía “privacidade: a relação entre o usuário e suas compras deve ser indetectável por qualquer pessoa” [30]. A partir de sua descrição, derivamos duas propriedades que um relatório totalmente anônimo o modelo de dinheiro eletrônico deve satisfazer para cumprir os requisitos descritos por Okamoto e Ohta: Irrastreabilidade: para cada transação recebida todos os remetentes possíveis são equiprováveis. Desvinculação: para quaisquer duas transações de saída é impossível provar que foram enviadas para a mesma pessoa. Infelizmente, Bitcoin não atende ao requisito de não rastreabilidade. Como todas as transações que ocorrem entre os participantes da rede são públicas, qualquer transação pode ser 1 CriptoNote v 2.0 Nicolas van Saberhagen 17 de outubro de 2013 1 Introdução “Bitcoin” [1] foi uma implementação bem-sucedida do conceito de dinheiro eletrônico p2p. Ambos profissionais e o público em geral passaram a apreciar a combinação conveniente de transações públicas e proof-of-work como modelo de confiança. Hoje, a base de usuários do dinheiro eletrônico está a crescer a um ritmo constante; os clientes são atraídos por taxas baixas e pelo anonimato fornecido pelo dinheiro eletrônico e os comerciantes valorizam sua emissão prevista e descentralizada. Bitcoin tem provou efetivamente que o dinheiro eletrônico pode ser tão simples quanto o papel-moeda e tão conveniente quanto cartões de crédito. Infelizmente, Bitcoin sofre de diversas deficiências. Por exemplo, o sistema é distribuído a natureza é inflexível, impedindo a implementação de novos recursos até que quase todos os usuários da rede atualizem seus clientes. Algumas falhas críticas que não podem ser corrigidas rapidamente dissuadem Bitcoin de propagação generalizada. Nesses modelos inflexíveis, é mais eficiente implementar um novo projeto em vez de consertar perpetuamente o projeto original. Neste artigo, estudamos e propomos soluções para as principais deficiências de Bitcoin. Nós acreditamos que um sistema que tenha em conta as soluções que propomos conduzirá a uma concorrência saudável entre diferentes sistemas de dinheiro eletrônico. Propomos também o nosso próprio dinheiro eletrônico, “CryptoNote”, um nome que enfatiza o próximo avanço no dinheiro eletrônico. 2 Bitcoin desvantagens e algumas soluções possíveis 2.1 Rastreabilidade das transações Privacidade e anonimato são os aspectos mais importantes do dinheiro eletrônico. Pagamentos ponto a ponto procuram ser ocultados da visão de terceiros, uma diferença distinta quando comparado com o tradicional bancário. Em particular, T. Okamoto e K. Ohta descreveram seis critérios de dinheiro eletrônico ideal, que incluía “privacidade: a relação entre o usuário e suas compras deve ser indetectável por qualquer pessoa” [30]. A partir de sua descrição, derivamos duas propriedades que um relatório totalmente anônimo o modelo de dinheiro eletrônico deve satisfazer para cumprir os requisitos descritos por Okamoto e Ohta: Irrastreabilidade: para cada transação recebida todos os remetentes possíveis são equiprováveis. Desvinculação: para quaisquer duas transações de saída é impossível provar que foram enviadas para a mesma pessoa. Infelizmente, Bitcoin não atende ao requisito de não rastreabilidade. Como todas as transações que ocorrem entre os participantes da rede são públicas, qualquer transação pode ser 1 3 Bitcoin definitivamente falha em "não rastreabilidade". Quando eu te envio BTC, a carteira da qual ele é enviado está irrevogavelmente carimbado no blockchain. Não há dúvida sobre quem enviou esses fundos, porque somente quem conhece as chaves privadas pode enviá-las.inequivocamente atribuída a uma origem única e a um destinatário final. Mesmo que dois participantes troquem fundos de forma indireta, um método de descoberta de caminhos adequadamente projetado revelará a origem e destinatário final. Suspeita-se também que Bitcoin não satisfaz a segunda propriedade. Alguns pesquisadores afirmou ([33, 35, 29, 31]) que uma análise cuidadosa de blockchain pode revelar uma conexão entre os usuários da rede Bitcoin e suas transações. Embora vários métodos sejam contestado [25], suspeita-se que muitas informações pessoais ocultas podem ser extraídas do banco de dados público. A falha de Bitcoin em satisfazer as duas propriedades descritas acima nos leva a concluir que é não um sistema de dinheiro eletrônico anônimo, mas pseudo-anônimo. Os usuários foram rápidos em desenvolver soluções para contornar esta lacuna. Duas soluções diretas foram “serviços de lavagem” [2] e o desenvolvimento de métodos distribuídos [3, 4]. Ambas as soluções baseiam-se na ideia de misturar diversas transações públicas e envio através de algum endereço intermediário; que por sua vez sofre a desvantagem de exigir um terceiro confiável. Recentemente, um esquema mais criativo foi proposto por I. Miers et al. [28]: “Zerocoin”. Zerocoin utiliza acumuladores criptográficos unidirecionais e provas de conhecimento zero que permitem aos usuários “converter” bitcoins em zerocoins e gastá-los usando prova anônima de propriedade em vez de assinaturas digitais explícitas baseadas em chave pública. No entanto, tais provas de conhecimento têm uma constante mas tamanho inconveniente - cerca de 30kb (com base nos limites Bitcoin atuais), o que torna a proposta impraticável. Os autores admitem que é improvável que o protocolo seja aceito pela maioria dos Bitcoin usuários [5]. 2.2 A função proof-of-work O criador de Bitcoin, Satoshi Nakamoto, descreveu o algoritmo de tomada de decisão majoritária como “oneCPU-one-vote” e usou uma função de precificação vinculada à CPU (duplo SHA-256) para seu proof-of-work esquema. Como os usuários votam no pedido único de histórico de transações [1], a razoabilidade e a consistência deste processo são condições críticas para todo o sistema. A segurança deste modelo apresenta duas desvantagens. Primeiro, requer 51% da rede o poder de mineração esteja sob o controle de usuários honestos. Em segundo lugar, o progresso do sistema (correções de bugs, correções de segurança, etc...) exigem que a esmagadora maioria dos usuários apoie e concorde com o mudanças (isso ocorre quando os usuários atualizam seu software de carteira) [6].Finalmente esta mesma votação O mecanismo também é usado para pesquisas coletivas sobre a implementação de alguns recursos [7]. Isso nos permite conjecturar as propriedades que devem ser satisfeitas pelo proof-of-work função de precificação. Essa função não deve permitir que um participante da rede tenha um impacto significativo vantagem sobre outro participante; requer uma paridade entre hardware comum e alta custo de dispositivos personalizados. A partir de exemplos recentes [8], podemos ver que a função SHA-256 usada na arquitetura Bitcoin não possui esta propriedade à medida que a mineração se torna mais eficiente em GPUs e dispositivos ASIC em comparação com CPUs de última geração. Portanto, Bitcoin cria condições favoráveis para uma grande lacuna entre o poder de voto de participantes, pois viola o princípio “uma CPU um voto”, uma vez que os proprietários de GPU e ASIC possuem um poder de voto muito maior quando comparado aos proprietários de CPU. É um exemplo clássico do Princípio de Pareto onde 20% dos participantes de um sistema controlam mais de 80% dos votos. Pode-se argumentar que tal desigualdade não é relevante para a segurança da rede, uma vez que não é o pequeno número de participantes que controlam a maioria dos votos, mas a honestidade destes participantes que importa. No entanto, tal argumento é um tanto falho, uma vez que é antes o possibilidade de hardware especializado barato aparecer em vez da honestidade dos participantes que representa uma ameaça. Para demonstrar isso, tomemos o seguinte exemplo. Suponha que um malévolo indivíduo ganha poder de mineração significativo ao criar sua própria fazenda de mineração por meio de recursos baratos. 2 inequivocamente atribuída a uma origem única e a um destinatário final. Mesmo que dois participantes troquem fundos de forma indireta, um método de descoberta de caminhos adequadamente projetado revelará a origem e destinatário final. Suspeita-se também que Bitcoin não satisfaz a segunda propriedade. Alguns pesquisadores afirmou ([33, 35, 29, 31]) que uma análise cuidadosa de blockchain pode revelar uma conexão entre os usuários da rede Bitcoin e suas transações. Embora vários métodos sejam disputado [25], suspeita-se que muitas informações pessoais ocultas podem ser extraídas do banco de dados público. A falha de Bitcoin em satisfazer as duas propriedades descritas acima nos leva a concluir que é não um sistema de dinheiro eletrônico anônimo, mas pseudo-anônimo. Os usuários foram rápidos em desenvolver soluções para contornar esta lacuna. Duas soluções diretas foram “serviços de lavagem” [2] e o desenvolvimento de métodos distribuídos [3, 4]. Ambas as soluções baseiam-se na ideia de misturar diversas transações públicas e envio através de algum endereço intermediário; que por sua vez sofre a desvantagem de exigir um terceiro confiável. Recentemente, um esquema mais criativo foi proposto por I. Miers et al. [28]: “Zerocoin”. Zerocoin utiliza acumuladores criptográficos unidirecionais e provas de conhecimento zero que permitem aos usuários “converter” bitcoins em zerocoins e gastá-los usando prova anônima de propriedade em vez de assinaturas digitais explícitas baseadas em chave pública. No entanto, tais provas de conhecimento têm uma constante mas tamanho inconveniente - cerca de 30kb (com base nos limites Bitcoin atuais), o que torna a proposta impraticável. Os autores admitem que é improvável que o protocolo seja aceito pela maioria dos Bitcoin usuários [5]. 2.2 A função proof-of-work O criador de Bitcoin, Satoshi Nakamoto, descreveu o algoritmo de tomada de decisão majoritária como “oneCPU-one-vote” e usou uma função de precificação vinculada à CPU (duplo SHA-256) para seu proof-of-work esquema. Como os usuários votam no pedido único de histórico de transações [1], a razoabilidade e a consistência deste processo são condições críticas para todo o sistema. A segurança deste modelo apresenta duas desvantagens. Primeiro, requer 51% da rede o poder de mineração esteja sob o controle de usuários honestos. Em segundo lugar, o progresso do sistema (correções de bugs, correções de segurança, etc...) exigem que a esmagadora maioria dos usuários apoie e concorde com o mudanças (isso ocorre quando os usuários atualizam seu software de carteira) [6].Finalmente esta mesma votação O mecanismo também é usado para pesquisas coletivas sobre a implementação de alguns recursos [7]. Isso nos permite conjecturar as propriedades que devem ser satisfeitas pelo proof-of-work função de precificação. Essa função não deve permitir que um participante da rede tenha um impacto significativo vantagem sobre outro participante; requer uma paridade entre hardware comum e alta custo de dispositivos personalizados. A partir de exemplos recentes [8], podemos ver que a função SHA-256 usada na arquitetura Bitcoin não possui esta propriedade à medida que a mineração se torna mais eficiente em GPUs e dispositivos ASIC em comparação com CPUs de última geração. Portanto, Bitcoin cria condições favoráveis para uma grande lacuna entre o poder de voto de participantes, pois viola o princípio “uma CPU um voto”, uma vez que os proprietários de GPU e ASIC possuem um poder de voto muito maior quando comparado aos proprietários de CPU. É um exemplo clássico do Princípio de Pareto onde 20% dos participantes de um sistema controlam mais de 80% dos votos. Pode-se argumentar que tal desigualdade não é relevante para a segurança da rede, uma vez que não é o pequeno número de participantes que controlam a maioria dos votos, mas a honestidade destes participantes que importa. No entanto, tal argumento é um tanto falho, uma vez que é antes o possibilidade de hardware especializado barato aparecer em vez da honestidade dos participantes que representa uma ameaça. Para demonstrar isso, tomemos o seguinte exemplo. Suponha que um malévolo indivíduo ganha poder de mineração significativo ao criar sua própria fazenda de mineração por meio de recursos baratos. 2 4 Presumivelmente, se cada usuário ajudar seu próprio anonimato gerando sempre um novo endereço para CADA pagamento recebido (o que é absurdo, mas tecnicamente a maneira "correta" de fazer isso), e se cada usuário ajudasse o anonimato de todos, insistindo para que nunca enviassem fundos para o mesmo endereço BTC duas vezes, então Bitcoin ainda passaria apenas circunstancialmente o teste de desvinculação. Por que? Os dados do consumidor podem ser usados ​​para descobrir uma quantidade surpreendente sobre as pessoas o tempo todo. Veja, por exemplo, http://www.applieddatalabs.com/content/target-knows-it-shows Agora, imagine que isso aconteça 20 anos no futuro e imagine ainda que a Target não apenas soubesse sobre seus hábitos de compra na Target, mas eles estavam explorando o blockchain para TODOS SUAS COMPRAS PESSOAIS COM SUA CARTEIRA COINBASE DO PASSADO DOZE ANOS. Eles vão ficar tipo "ei, amigo, você pode querer comprar um remédio para tosse esta noite, você não vai sinta-se bem amanhã." Este pode não ser o caso se a classificação multipartidária for explorada corretamente. Veja, por exemplo, estepostagem do blog: http://blog.ezyang.com/2012/07/secure-multiparty-bitcoin-anonymization/ Não estou totalmente convencido da matemática disso, mas... um trabalho de cada vez, certo? Citação necessária. Embora o protocolo Zerocoin (autônomo) possa ser insuficiente, o Zerocash protocolo parece ter implementado transações de tamanho de 1kb. Esse projeto é apoiado por os militares dos EUA e de Israel, claro, por isso quem sabe da sua robustez. Por outro Por outro lado, ninguém deseja poder gastar fundos sem supervisão mais do que os militares. http://zerocash-project.org/ Não estou convencido... veja, por exemplo, http://fc14.ifca.ai/bitcoin/papers/bitcoin14_submission_12.pdf Citando um desenvolvedor do Cryptonote, Maurice Planck (presumivelmente um pseudônimo) do cryptonote fora: "Zerocoin, Zerocash. Esta é a tecnologia mais avançada, devo admitir. Sim, a citação acima é da análise da versão anterior do protocolo. Que eu saiba, não é 288, mas 384 bytes, mas de qualquer forma, são boas notícias. Eles usaram uma técnica totalmente nova chamada SNARK, que tem algumas desvantagens: por exemplo, grande banco de dados inicial de parâmetros públicos necessários para criar uma assinatura (mais de 1 GB) e tempo significativo necessário para criar uma transação (mais de um minuto). Finalmente, eles estão usando um criptografia jovem, que mencionei ser uma ideia discutível: https://forum.cryptonote.org/viewtopic.php?f= " - Maurice P. Qui, 3 de abril de 2014, 19h56 Uma função que é executada na CPU e não é adequada para GPU, FPGA ou ASIC computação. O "quebra-cabeça" usado em proof-of-work é referido como função de preço, função de custo ou função de quebra-cabeça.

inequivocamente atribuída a uma origem única e a um destinatário final. Mesmo que dois participantes troquem fundos de forma indireta, um método de descoberta de caminhos adequadamente projetado revelará a origem e destinatário final. Suspeita-se também que Bitcoin não satisfaz a segunda propriedade. Alguns pesquisadores afirmou ([33, 35, 29, 31]) que uma análise cuidadosa de blockchain pode revelar uma conexão entre os usuários da rede Bitcoin e suas transações. Embora vários métodos sejam contestado [25], suspeita-se que muitas informações pessoais ocultas podem ser extraídas do banco de dados público. A falha de Bitcoin em satisfazer as duas propriedades descritas acima nos leva a concluir que é não um sistema de dinheiro eletrônico anônimo, mas pseudo-anônimo. Os usuários foram rápidos em desenvolver soluções para contornar esta lacuna. Duas soluções diretas foram “serviços de lavagem” [2] e o desenvolvimento de métodos distribuídos [3, 4]. Ambas as soluções baseiam-se na ideia de misturar diversas transações públicas e envio através de algum endereço intermediário; que por sua vez sofre a desvantagem de exigir um terceiro confiável. Recentemente, um esquema mais criativo foi proposto por I. Miers et al. [28]: “Zerocoin”. Zerocoin utiliza acumuladores criptográficos unidirecionais e provas de conhecimento zero que permitem aos usuários “converter” bitcoins em zerocoins e gastá-los usando prova anônima de propriedade em vez de assinaturas digitais explícitas baseadas em chave pública. No entanto, tais provas de conhecimento têm uma constante mas tamanho inconveniente - cerca de 30kb (com base nos limites Bitcoin atuais), o que torna a proposta impraticável. Os autores admitem que é improvável que o protocolo seja aceito pela maioria dos Bitcoin usuários [5]. 2.2 A função proof-of-work O criador de Bitcoin, Satoshi Nakamoto, descreveu o algoritmo de tomada de decisão majoritária como “oneCPU-one-vote” e usou uma função de precificação vinculada à CPU (duplo SHA-256) para seu proof-of-work esquema. Como os usuários votam no pedido único de histórico de transações [1], a razoabilidade e a consistência deste processo são condições críticas para todo o sistema. A segurança deste modelo apresenta duas desvantagens. Primeiro, requer 51% da rede o poder de mineração esteja sob o controle de usuários honestos. Em segundo lugar, o progresso do sistema (correções de bugs, correções de segurança, etc...) exigem que a esmagadora maioria dos usuários apoie e concorde com o mudanças (isso ocorre quando os usuários atualizam seu software de carteira) [6].Finalmente esta mesma votação O mecanismo também é usado para pesquisas coletivas sobre a implementação de alguns recursos [7]. Isso nos permite conjecturar as propriedades que devem ser satisfeitas pelo proof-of-work função de precificação. Essa função não deve permitir que um participante da rede tenha um impacto significativo vantagem sobre outro participante; requer uma paridade entre hardware comum e alta custo de dispositivos personalizados. A partir de exemplos recentes [8], podemos ver que a função SHA-256 usada na arquitetura Bitcoin não possui esta propriedade à medida que a mineração se torna mais eficiente em GPUs e dispositivos ASIC em comparação com CPUs de última geração. Portanto, Bitcoin cria condições favoráveis para uma grande lacuna entre o poder de voto de participantes, pois viola o princípio “uma CPU um voto”, uma vez que os proprietários de GPU e ASIC possuem um poder de voto muito maior quando comparado aos proprietários de CPU. É um exemplo clássico do Princípio de Pareto onde 20% dos participantes de um sistema controlam mais de 80% dos votos. Pode-se argumentar que tal desigualdade não é relevante para a segurança da rede, uma vez que não é o pequeno número de participantes que controlam a maioria dos votos, mas a honestidade destes participantes que importa. No entanto, tal argumento é um tanto falho, uma vez que é antes o possibilidade de hardware especializado barato aparecer em vez da honestidade dos participantes que representa uma ameaça. Para demonstrar isso, tomemos o seguinte exemplo. Suponha que um malévolo indivíduo ganha poder de mineração significativo ao criar sua própria fazenda de mineração por meio de recursos baratos. 2 inequivocamente atribuída a uma origem única e a um destinatário final. Mesmo que dois participantes troquem fundos de forma indireta, um método de descoberta de caminhos adequadamente projetado revelará a origem e destinatário final. Suspeita-se também que Bitcoin não satisfaz a segunda propriedade. Alguns pesquisadores afirmou ([33, 35, 29, 31]) que uma análise cuidadosa de blockchain pode revelar uma conexão entre os usuários da rede Bitcoin e suas transações. Embora vários métodos sejam disputado [25], suspeita-se que muitas informações pessoais ocultas podem ser extraídas do banco de dados público. A falha de Bitcoin em satisfazer as duas propriedades descritas acima nos leva a concluir que é não um sistema de dinheiro eletrônico anônimo, mas pseudo-anônimo. Os usuários foram rápidos em desenvolver soluções para contornar esta lacuna. Duas soluções diretas foram “serviços de lavagem” [2] e o desenvolvimento de métodos distribuídos [3, 4]. Ambas as soluções baseiam-se na ideia de misturar diversas transações públicas e envio através de algum endereço intermediário; que por sua vez sofre a desvantagem de exigir um terceiro confiável. Recentemente, um esquema mais criativo foi proposto por I. Miers et al. [28]: “Zerocoin”. Zerocoin utiliza acumuladores criptográficos unidirecionais e provas de conhecimento zero que permitem aos usuários “converter” bitcoins em zerocoins e gastá-los usando prova anônima de propriedade em vez de assinaturas digitais explícitas baseadas em chave pública. No entanto, tais provas de conhecimento têm uma constante mas tamanho inconveniente - cerca de 30kb (com base nos limites Bitcoin atuais), o que torna a proposta impraticável. Os autores admitem que é improvável que o protocolo seja aceito pela maioria dos Bitcoin usuários [5]. 2.2 A função proof-of-work O criador de Bitcoin, Satoshi Nakamoto, descreveu o algoritmo de tomada de decisão majoritária como “oneCPU-one-vote” e usou uma função de precificação vinculada à CPU (duplo SHA-256) para seu proof-of-work esquema. Como os usuários votam no pedido único de histórico de transações [1], a razoabilidade e a consistência deste processo são condições críticas para todo o sistema. A segurança deste modelo apresenta duas desvantagens. Primeiro, requer 51% da rede o poder de mineração esteja sob o controle de usuários honestos. Em segundo lugar, o progresso do sistema (correções de bugs, correções de segurança, etc...) exigem que a esmagadora maioria dos usuários apoie e concorde com o mudanças (isso ocorre quando os usuários atualizam seu software de carteira) [6].Finalmente esta mesma votação O mecanismo também é usado para pesquisas coletivas sobre a implementação de alguns recursos [7]. Isso nos permite conjecturar as propriedades que devem ser satisfeitas pelo proof-of-work função de precificação. Essa função não deve permitir que um participante da rede tenha um impacto significativo vantagem sobre outro participante; requer uma paridade entre hardware comum e alta custo de dispositivos personalizados. A partir de exemplos recentes [8], podemos ver que a função SHA-256 usada na arquitetura Bitcoin não possui esta propriedade à medida que a mineração se torna mais eficiente em GPUs e dispositivos ASIC em comparação com CPUs de última geração. Portanto, Bitcoin cria condições favoráveis para uma grande lacuna entre o poder de voto de participantes, pois viola o princípio “uma CPU um voto”, uma vez que os proprietários de GPU e ASIC possuem um poder de voto muito maior quando comparado aos proprietários de CPU. É um exemplo clássico do Princípio de Pareto onde 20% dos participantes de um sistema controlam mais de 80% dos votos. Pode-se argumentar que tal desigualdade não é relevante para a segurança da rede, uma vez que não é o pequeno número de participantes que controlam a maioria dos votos, mas a honestidade destes participantes que importa. No entanto, tal argumento é um tanto falho, uma vez que é antes o possibilidade de hardware especializado barato aparecer em vez da honestidade dos participantes que representa uma ameaça. Para demonstrar isso, tomemos o seguinte exemplo. Suponha que um malévolo indivíduo ganha poder de mineração significativo ao criar sua própria fazenda de mineração por meio de recursos baratos. 2 Comentários na página 2

A tecnologia CryptoNote

Agora que cobrimos as limitações da tecnologia Bitcoin, nos concentraremos em apresentando os recursos do CryptoNote.

Transações não rastreáveis

Nesta seção propomos um esquema de transações totalmente anônimas que satisfaça tanto a inrastreabilidade e condições de desvinculação. Uma característica importante da nossa solução é a sua autonomia: o remetente não é obrigado a cooperar com outros usuários ou terceiros de confiança para realizar suas transações; portanto, cada participante produz um tráfego de cobertura de forma independente. 4.1 Revisão de literatura Nosso esquema depende da primitiva criptográfica chamada assinatura de grupo. Apresentado pela primeira vez por D. Chaum e E. van Heyst [19], permite que um usuário assine sua mensagem em nome do grupo. Depois de assinar a mensagem, o usuário fornece (para fins de verificação) não seu próprio endereço público. 1Este é o chamado “limite flexível” – a restrição do cliente de referência para a criação de novos blocos. Difícil máximo de o tamanho de bloco possível era de 1 MB 4 se necessário, o que causa as principais desvantagens. Infelizmente, é difícil prever quando constantes podem precisar ser alteradas e substituí-las pode levar a consequências terríveis. Um bom exemplo de alteração de limite codificada que leva a consequências desastrosas é o bloqueio limite de tamanho definido para 250kb1. Este limite foi suficiente para realizar cerca de 10.000 transações padrão. Em No início de 2013, esse limite estava quase alcançado e foi alcançado um acordo para aumentar o limite. A mudança foi implementada na versão 0.8 da carteira e terminou com uma divisão da cadeia de 24 blocos e um ataque de gasto duplo bem-sucedido [9]. Embora o bug não estivesse no protocolo Bitcoin, mas em vez disso, no mecanismo de banco de dados, ele poderia ter sido facilmente detectado por um simples teste de estresse, se houvesse nenhum limite de tamanho de bloco introduzido artificialmente. As constantes também atuam como uma forma de ponto de centralização. Apesar da natureza peer-to-peer Bitcoin, a esmagadora maioria dos nós usa o cliente de referência oficial [10] desenvolvido por um pequeno grupo de pessoas. Este grupo toma a decisão de implementar mudanças no protocolo e a maioria das pessoas aceita estas mudanças independentemente da sua “correcção”. Algumas decisões causaram discussões acaloradas e até apelos ao boicote [11], o que indica que a comunidade e o os desenvolvedores podem discordar em alguns pontos importantes. Parece, portanto, lógico ter um protocolo com variáveis configuráveis pelo usuário e autoajustáveis como uma possível forma de evitar esses problemas. 2,5 Scripts volumosos O sistema de script em Bitcoin é um recurso pesado e complexo. Ele potencialmente permite criar transações sofisticadas [12], mas alguns de seus recursos estão desativados devido a questões de segurança e alguns nunca foram usados [13]. O script (incluindo as partes do remetente e do destinatário) para a transação mais popular em Bitcoin fica assim: OP DUP OP HASH160 OP EQUALVERIFY OP CHECKSIG. O script tem 164 bytes e seu único propósito é verificar se o receptor possui o chave secreta necessária para verificar sua assinatura. 3 A tecnologia CryptoNote Agora que cobrimos as limitações da tecnologia Bitcoin, nos concentraremos em apresentando os recursos do CryptoNote. 4 Transações não rastreáveis Nesta seção propomos um esquema de transações totalmente anônimas que satisfaça tanto a inrastreabilidade e condições de desvinculação. Uma característica importante da nossa solução é a sua autonomia: o remetente não é obrigado a cooperar com outros usuários ou terceiros de confiança para realizar suas transações; portanto, cada participante produz um tráfego de cobertura de forma independente. 4.1 Revisão de literatura Nosso esquema depende da primitiva criptográfica chamada assinatura de grupo. Apresentado pela primeira vez por D. Chaum e E. van Heyst [19], permite que um usuário assine sua mensagem em nome do grupo. Depois de assinar a mensagem, o usuário fornece (para fins de verificação) não seu próprio endereço público. 1Este é o chamado “limite flexível” – a restrição do cliente de referência para a criação de novos blocos. Difícil máximo de o tamanho de bloco possível era de 1 MB 4 7 Em retrospecto, parece ter sido um grande erro tornar o tamanho do bloco um limite fixo no código. Visa e Mastercard podem processar milhares, senão centenas de milhares, de transações por segundo. No entanto, as transações ocorrem num processo estocástico, às vezes em explosões massivas, às vezes ficando quieto por horas. Pense no volume de troca de bitcoins. Parece uma grande ideia projetar um sistema que aumente o tamanho do bloco dinamicamente quando necessário para acomodar o aumento do tráfego de transações e diminuí-lo dinamicamente quando necessário para aumentar a eficiência da largura de banda. Agora, aplique essa noção a todos os parâmetros do sistema. E contanto que tenhamos o cuidado de manter o sistema de pescar fora de controle, este shpoderia funcionar muito bem. https://github.com/bitcoin/bips/blob/master/bip-0050.mediawiki Como mencionado anteriormente, se as variáveis se autoajustam, alguns controles devem ser impostos para evitar que o sistema continue totalmente fora de controle. Chegaremos a isso. Se este fosse um artigo da Wikipedia, seria rotulado como "STUB". Embora estejamos certamente no seção que apresenta os "Problemas de Bitcoin", gostaria de alguns detalhes aqui. Por que é 164 bytes inaceitáveis para uma tarefa simples de "verificar chave secreta"? Quão pequenos eles podem chegar uma linguagem de script razoável? Mas não sou um cientista da computação. http://download.springer.com/static/pdf/412/chp%253A10.1007%252F3-540-46416-6_22.pdf?auth66=140 As assinaturas de grupo, conforme descrito, requerem um gerente de grupo. O gerente do grupo é capaz de revogar o anonimato de qualquer signatário. Portanto, há centralização embutida em um grupo esquema de assinatura.

chave, mas as chaves de todos os usuários de seu grupo. Um verificador está convencido de que o verdadeiro signatário é um membro do grupo, mas não pode identificar exclusivamente o signatário. O protocolo original exigia um terceiro de confiança (chamado Gerente de Grupo), e ele era o único que poderia rastrear o signatário. A próxima versão chamada assinatura de anel, introduzida por Rivest et al. em [34], era um esquema autônomo, sem Gerente de Grupo e anonimato revogação. Várias modificações deste esquema apareceram mais tarde: assinatura de anel vinculável [26, 27, 17] permitiu determinar se duas assinaturas foram produzidas pelo mesmo membro do grupo, rastreáveis a assinatura do anel [24, 23] limitou o anonimato excessivo, fornecendo a possibilidade de rastrear o signatário do duas mensagens relativas à mesma metainformação (ou “tag” em termos de [24]). Uma construção criptográfica semelhante também é conhecida como assinatura de grupo ad-hoc [16, 38]. Isso enfatiza a formação arbitrária de grupos, enquanto os esquemas de assinatura de grupo/anel implicam uma conjunto fixo de membros. Na maior parte, nossa solução é baseada no trabalho “Assinatura de anel rastreável” de E. Fujisaki e K. Suzuki [24]. Para distinguir o algoritmo original e nossa modificação, chame o último de assinatura de toque única, enfatizando a capacidade do usuário de produzir apenas uma assinatura válida. assinatura sob sua chave privada. Enfraquecemos a propriedade de rastreabilidade e mantivemos a vinculabilidade apenas para fornecer unicidade: a chave pública pode aparecer em muitos conjuntos de verificação estrangeiros e o a chave privada pode ser usada para gerar uma assinatura anônima exclusiva. Em caso de gasto duplo tentativa, essas duas assinaturas serão vinculadas, mas não é necessário revelar o signatário para nossos propósitos. 4.2 Definições 4.2.1 Parâmetros de curva elíptica Como nosso algoritmo de assinatura base optamos por utilizar o esquema rápido EdDSA, que é desenvolvido e implementado por D.J. Bernstein et al. [18]. Como o ECDSA de Bitcoin, é baseado na curva elíptica problema de logaritmo discreto, portanto nosso esquema também poderá ser aplicado a Bitcoin no futuro. Os parâmetros comuns são: q: um número primo; q = 2255 −19; d: um elemento de Fq; d = −121665/121666; E: uma equação de curva elíptica; −x2 + y2 = 1 + dx2y2; G: um ponto base; G = (x, −4/5); l: uma ordem prima do ponto base; eu = 2252 + 27742317777372353535851937790883648493; \(H_s\): uma função criptográfica hash \(\{0, 1\}^* \to \mathbb{F}_q\); \(H_p\): uma função determinística hash \(E(\mathbb{F}_q) \to E(\mathbb{F}_q)\). 4.2.2 Terminologia A privacidade aprimorada requer uma nova terminologia que não deve ser confundida com entidades Bitcoin. private ec-key é uma chave privada de curva elíptica padrão: um número \(a \in [1, l - 1]\); public ec-key é uma chave pública de curva elíptica padrão: um ponto A = aG; par de chaves único é um par de chaves eletrônicas privadas e públicas; 5 chave, mas as chaves de todos os usuários de seu grupo. Um verificador está convencido de que o verdadeiro signatário é um membro do grupo, mas não pode identificar exclusivamente o signatário. O protocolo original exigia um terceiro de confiança (chamado Gerente de Grupo), e ele era o único que poderia rastrear o signatário. A próxima versão chamada assinatura de anel, introduzida por Rivest et al. em [34], era um esquema autônomo, sem Gerente de Grupo e anonimato revogação. Várias modificações deste esquema apareceram mais tarde: assinatura de anel vinculável [26, 27, 17] permitiu determinar se duas assinaturas foram produzidas pelo mesmo membro do grupo, rastreáveis a assinatura do anel [24, 23] limitou o anonimato excessivo, fornecendo a possibilidade de rastrear o signatário do duas mensagens relativas à mesma metainformação (ou “tag” em termos de [24]). Uma construção criptográfica semelhante também é conhecida como assinatura de grupo ad-hoc [16, 38]. Isso enfatiza a formação arbitrária de grupos, enquanto os esquemas de assinatura de grupo/anel implicam uma conjunto fixo de membros. Na maior parte, nossa solução é baseada no trabalho “Assinatura de anel rastreável” de E. Fujisaki e K. Suzuki [24]. Para distinguir o algoritmo original e nossa modificação, chame o último de assinatura de toque única, enfatizando a capacidade do usuário de produzir apenas uma assinatura válida. assinatura sob sua chave privada. Enfraquecemos a propriedade de rastreabilidade e mantivemos a vinculabilidade apenas para fornecer unicidade: a chave pública pode aparecer em muitos conjuntos de verificação estrangeiros e o a chave privada pode ser usada para gerar uma assinatura anônima exclusiva. Em caso de gasto duplo tentativa, essas duas assinaturas serão vinculadas, mas não é necessário revelar o signatário para nossos propósitos. 4.2 Definições 4.2.1 Parâmetros de curva elíptica Como nosso algoritmo de assinatura base escolhemose utilizar o esquema rápido EdDSA, que é desenvolvido e implementado por D.J. Bernstein et al. [18]. Como o ECDSA de Bitcoin, é baseado na curva elíptica problema de logaritmo discreto, portanto nosso esquema também poderá ser aplicado a Bitcoin no futuro. Os parâmetros comuns são: q: um número primo; q = 2255 −19; d: um elemento de Fq; d = −121665/121666; E: uma equação de curva elíptica; −x2 + y2 = 1 + dx2y2; G: um ponto base; G = (x, −4/5); l: uma ordem prima do ponto base; eu = 2252 + 27742317777372353535851937790883648493; \(H_s\): uma função criptográfica hash \(\{0, 1\}^* \to \mathbb{F}_q\); \(H_p\): uma função determinística hash \(E(\mathbb{F}_q) \to E(\mathbb{F}_q)\). 4.2.2 Terminologia A privacidade aprimorada requer uma nova terminologia que não deve ser confundida com entidades Bitcoin. private ec-key é uma chave privada de curva elíptica padrão: um número \(a \in [1, l - 1]\); public ec-key é uma chave pública de curva elíptica padrão: um ponto A = aG; par de chaves único é um par de chaves eletrônicas privadas e públicas; 5 8 Uma assinatura de anel funciona assim: Alex quer vazar uma mensagem para o WikiLeaks sobre seu empregador. Cada funcionário de sua empresa possui um par de chaves privada/pública (Ri, Ui). Ela compõe sua assinatura com entrada definida como sua mensagem, m, sua chave privada, Ri e TODOS chaves públicas, (Ui;i=1...n). Qualquer pessoa (sem conhecer nenhuma chave privada) pode verificar facilmente que algum par (Rj, Uj) deve ter sido usado para construir a assinatura... alguém que trabalha para o empregador de Alex... mas é essencialmente um palpite aleatório para descobrir qual poderia ser. 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 Observe que uma assinatura de anel vinculável descrita aqui é o oposto de "desvinculável" descrito acima. Aqui, interceptamos duas mensagens e podemos determinar se a mesma parte os enviou, embora ainda não consigamos determinar quem é essa parte. O A definição de "desvinculável" usada para construir o Cryptonote significa que não podemos determinar se a mesma parte os está recebendo. Portanto, o que realmente temos aqui são QUATRO coisas acontecendo. Um sistema pode ser conectável ou não vinculável, dependendo se é ou não possível determinar se o remetente do duas mensagens são iguais (independentemente de isso exigir a revogação do anonimato). E um sistema pode ser desvinculável ou não desvinculável, dependendo se é ou não possível determinar se o receptor de duas mensagens é o mesmo (independentemente de ser ou não isso requer a revogação do anonimato). Por favor, não me culpe por esta terminologia terrível. Os teóricos dos grafos provavelmente deveriam estar satisfeito. Alguns de vocês podem se sentir mais confortáveis ​​com “vinculável ao receptor” versus “vinculável ao remetente”. http://link.springer.com/chapter/10.1007/978-3-540-71677-8_13 Quando li isso, parecia um recurso bobo. Então li que pode ser um recurso para votação electrónica, e isso parecia fazer sentido. Muito legal, dessa perspectiva. Mas eu estou não tenho certeza sobre a implementação proposital de assinaturas de anel rastreáveis. http://search.ieice.org/bin/summary.php?id=e95-a_1_151

chave, mas as chaves de todos os usuários de seu grupo. Um verificador está convencido de que o verdadeiro signatário é um membro do grupo, mas não pode identificar exclusivamente o signatário. O protocolo original exigia um terceiro de confiança (chamado Gerente de Grupo), e ele era o único que poderia rastrear o signatário. A próxima versão chamada assinatura de anel, introduzida por Rivest et al. em [34], era um esquema autônomo, sem Gerente de Grupo e anonimato revogação. Várias modificações deste esquema apareceram mais tarde: assinatura de anel vinculável [26, 27, 17] permitiu determinar se duas assinaturas foram produzidas pelo mesmo membro do grupo, rastreáveis a assinatura do anel [24, 23] limitou o anonimato excessivo, fornecendo a possibilidade de rastrear o signatário do duas mensagens relativas à mesma metainformação (ou “tag” em termos de [24]). Uma construção criptográfica semelhante também é conhecida como assinatura de grupo ad-hoc [16, 38]. Isso enfatiza a formação arbitrária de grupos, enquanto os esquemas de assinatura de grupo/anel implicam uma conjunto fixo de membros. Na maior parte, nossa solução é baseada no trabalho “Assinatura de anel rastreável” de E. Fujisaki e K. Suzuki [24]. Para distinguir o algoritmo original e nossa modificação, chame o último de assinatura de toque única, enfatizando a capacidade do usuário de produzir apenas uma assinatura válida. assinatura sob sua chave privada. Enfraquecemos a propriedade de rastreabilidade e mantivemos a vinculabilidade apenas para fornecer unicidade: a chave pública pode aparecer em muitos conjuntos de verificação estrangeiros e o a chave privada pode ser usada para gerar uma assinatura anônima exclusiva. Em caso de gasto duplo tentativa, essas duas assinaturas serão vinculadas, mas não é necessário revelar o signatário para nossos propósitos. 4.2 Definições 4.2.1 Parâmetros de curva elíptica Como nosso algoritmo de assinatura base optamos por utilizar o esquema rápido EdDSA, que é desenvolvido e implementado por D.J. Bernstein et al. [18]. Assim como o ECDSA de Bitcoin, é baseado na curva elíptica problema de logaritmo discreto, portanto nosso esquema também poderá ser aplicado a Bitcoin no futuro. Os parâmetros comuns são: q: um número primo; q = 2255 −19; d: um elemento de Fq; d = −121665/121666; E: uma equação de curva elíptica; −x2 + y2 = 1 + dx2y2; G: um ponto base; G = (x, −4/5); l: uma ordem prima do ponto base; eu = 2252 + 27742317777372353535851937790883648493; \(H_s\): uma função criptográfica hash \(\{0, 1\}^* \to \mathbb{F}_q\); \(H_p\): uma função determinística hash \(E(\mathbb{F}_q) \to E(\mathbb{F}_q)\). 4.2.2 Terminologia A privacidade aprimorada requer uma nova terminologia que não deve ser confundida com entidades Bitcoin. private ec-key é uma chave privada de curva elíptica padrão: um número \(a \in [1, l - 1]\); public ec-key é uma chave pública de curva elíptica padrão: um ponto A = aG; par de chaves único é um par de chaves eletrônicas privadas e públicas; 5 chave, mas as chaves de todos os usuários de seu grupo. Um verificador está convencido de que o verdadeiro signatário é um membro do grupo, mas não pode identificar exclusivamente o signatário. O protocolo original exigia um terceiro de confiança (chamado Gerente de Grupo), e ele era o único que poderia rastrear o signatário. A próxima versão chamada assinatura de anel, introduzida por Rivest et al. em [34], era um esquema autônomo, sem Gerente de Grupo e anonimato revogação. Várias modificações deste esquema apareceram mais tarde: assinatura de anel vinculável [26, 27, 17] permitiu determinar se duas assinaturas foram produzidas pelo mesmo membro do grupo, rastreáveis a assinatura do anel [24, 23] limitou o anonimato excessivo, fornecendo a possibilidade de rastrear o signatário do duas mensagens relativas à mesma metainformação (ou “tag” em termos de [24]). Uma construção criptográfica semelhante também é conhecida como assinatura de grupo ad-hoc [16, 38]. Isso enfatiza a formação arbitrária de grupos, enquanto os esquemas de assinatura de grupo/anel implicam uma conjunto fixo de membros. Na maior parte, nossa solução é baseada no trabalho “Assinatura de anel rastreável” de E. Fujisaki e K. Suzuki [24]. Para distinguir o algoritmo original e nossa modificação, chame o último de assinatura de toque única, enfatizando a capacidade do usuário de produzir apenas uma assinatura válida. assinatura sob sua chave privada. Enfraquecemos a propriedade de rastreabilidade e mantivemos a vinculabilidade apenas para fornecer unicidade: a chave pública pode aparecer em muitos conjuntos de verificação estrangeiros e o a chave privada pode ser usada para gerar uma assinatura anônima exclusiva. Em caso de gasto duplo tentativa, essas duas assinaturas serão vinculadas, mas não é necessário revelar o signatário para nossos propósitos. 4.2 Definições 4.2.1 Parâmetros de curva elíptica Como nosso algoritmo de assinatura base escolhemose utilizar o esquema rápido EdDSA, que é desenvolvido e implementado por D.J. Bernstein et al. [18]. Como o ECDSA de Bitcoin, é baseado na curva elíptica problema de logaritmo discreto, portanto nosso esquema também poderá ser aplicado a Bitcoin no futuro. Os parâmetros comuns são: q: um número primo; q = 2255 −19; d: um elemento de Fq; d = −121665/121666; E: uma equação de curva elíptica; −x2 + y2 = 1 + dx2y2; G: um ponto base; G = (x, −4/5); l: uma ordem prima do ponto base; eu = 2252 + 27742317777372353535851937790883648493; \(H_s\): uma função criptográfica hash \(\{0, 1\}^* \to \mathbb{F}_q\); \(H_p\): uma função determinística hash \(E(\mathbb{F}_q) \to E(\mathbb{F}_q)\). 4.2.2 Terminologia A privacidade aprimorada requer uma nova terminologia que não deve ser confundida com entidades Bitcoin. private ec-key é uma chave privada de curva elíptica padrão: um número \(a \in [1, l - 1]\); public ec-key é uma chave pública de curva elíptica padrão: um ponto A = aG; par de chaves único é um par de chaves eletrônicas privadas e públicas; 5 9 Nossa, o autor deste whitepaper certamente poderia ter formulado isso melhor! Digamos que um empresa de propriedade de funcionários deseja votar sobre a aquisição ou não de determinados novos ativos, e Alex e Brenda são funcionários. A Empresa oferece a cada funcionário um mensagem como "Eu voto sim na Proposta A!" que tem o "problema" de metainformação [PROP A] e pede-lhes que assinem com uma assinatura rastreável se apoiarem a proposta. Usando uma assinatura tradicional, um funcionário desonesto pode assinar a mensagem várias vezes, presumivelmente com nonces diferentes, para votar quantas vezes quiserem. Por outro Por outro lado, em um esquema de assinatura de anel rastreável, Alex irá votar e sua chave privada terá foi usado na questão [PROP A]. Se Alex tentar assinar uma mensagem como "Eu, Brenda, aprovo proposição A!" para "enquadrar" Brenda e votar duas vezes, esta nova mensagem também terá o problema [PROP A]. Como a chave privada de Alex já acionou o problema [PROP A], a identidade de Alex será imediatamente revelado como uma fraude. O que, convenhamos, é muito legal! A criptografia impôs a igualdade de voto. http://link.springer.com/chapter/10.1007/978-3-540-71677-8_13 Este artigo é interessante, essencialmente criando uma assinatura de anel ad-hoc, mas sem nenhuma das consentimento do outro participante. A estrutura da assinatura pode ser diferente; eu não cavei profundo e não vi se é seguro. https://people.csail.mit.edu/rivest/AdidaHohenbergerRivest-AdHocGroupSignaturesFromHijackedKeypai As assinaturas de grupo ad-hoc são: assinaturas em anel, que são assinaturas de grupo sem grupo gerentes, sem centralização, mas permite que um membro de um grupo ad-hoc afirme comprovadamente que (não) emitiu a assinatura anônima em nome do grupo. http://link.springer.com/chapter/10.1007/11908739_9 Isso não está totalmente correto, no meu entendimento. E meu entendimento provavelmente mudará à medida que Eu me aprofundo neste projeto. Mas, pelo que entendi, a hierarquia é assim. Assinaturas de grupo: os gerentes de grupo controlam a rastreabilidade e a capacidade de adicionar ou remover membros de serem signatários. Ring assina: Formação arbitrária de grupo sem gerente de grupo. Sem revogação de anonimato. Não há como repudiar uma assinatura específica. Com anel rastreável e conectável assinaturas, o anonimato é um tanto escalonável. Assinaturas de grupo ad-hoc: como assinaturas de anel, mas os membros podem provar que não criaram uma assinatura específica. Isto é importante quando qualquer pessoa de um grupo pode produzir uma assinatura. http://link.springer.com/chapter/10.1007/978-3-540-71677-8_13 O algoritmo de Fujisaki e Suzuki é ajustado posteriormente pelo autor para fornecer unicidade. Então analisaremos o algoritmo de Fujisaki e Suzuki simultaneamente com o novo algoritmo, em vez do que repassar isso aqui.

chave, mas as chaves de todos os usuários de seu grupo. Um verificador está convencido de que o verdadeiro signatário é um membro do grupo, mas não pode identificar exclusivamente o signatário. O protocolo original exigia um terceiro de confiança (chamado Gerente de Grupo), e ele era o único que poderia rastrear o signatário. A próxima versão chamada assinatura de anel, introduzida por Rivest et al. em [34], era um esquema autônomo, sem Gerente de Grupo e anonimato revogação. Várias modificações deste esquema apareceram mais tarde: assinatura de anel vinculável [26, 27, 17] permitiu determinar se duas assinaturas foram produzidas pelo mesmo membro do grupo, rastreáveis a assinatura do anel [24, 23] limitou o anonimato excessivo, fornecendo a possibilidade de rastrear o signatário do duas mensagens relativas à mesma metainformação (ou “tag” em termos de [24]). Uma construção criptográfica semelhante também é conhecida como assinatura de grupo ad-hoc [16, 38]. Isso enfatiza a formação arbitrária de grupos, enquanto os esquemas de assinatura de grupo/anel implicam uma conjunto fixo de membros. Na maior parte, nossa solução é baseada no trabalho “Assinatura de anel rastreável” de E. Fujisaki e K. Suzuki [24]. Para distinguir o algoritmo original e nossa modificação, chame o último de assinatura de toque única, enfatizando a capacidade do usuário de produzir apenas uma assinatura válida. assinatura sob sua chave privada. Enfraquecemos a propriedade de rastreabilidade e mantivemos a vinculabilidade apenas para fornecer unicidade: a chave pública pode aparecer em muitos conjuntos de verificação estrangeiros e o a chave privada pode ser usada para gerar uma assinatura anônima exclusiva. Em caso de gasto duplo tentativa, essas duas assinaturas serão vinculadas, mas não é necessário revelar o signatário para nossos propósitos. 4.2 Definições 4.2.1 Parâmetros de curva elíptica Como nosso algoritmo de assinatura base optamos por utilizar o esquema rápido EdDSA, que é desenvolvido e implementado por D.J. Bernstein et al. [18]. Como o ECDSA de Bitcoin, é baseado na curva elíptica problema de logaritmo discreto, portanto nosso esquema também poderá ser aplicado a Bitcoin no futuro. Os parâmetros comuns são: q: um número primo; q = 2255 −19; d: um elemento de Fq; d = −121665/121666; E: uma equação de curva elíptica; −x2 + y2 = 1 + dx2y2; G: um ponto base; G = (x, −4/5); l: uma ordem prima do ponto base; eu = 2252 + 27742317777372353535851937790883648493; \(H_s\): uma função criptográfica hash \(\{0, 1\}^* \to \mathbb{F}_q\); \(H_p\): uma função determinística hash \(E(\mathbb{F}_q) \to E(\mathbb{F}_q)\). 4.2.2 Terminologia A privacidade aprimorada requer uma nova terminologia que não deve ser confundida com entidades Bitcoin. private ec-key é uma chave privada de curva elíptica padrão: um número \(a \in [1, l - 1]\); public ec-key é uma chave pública de curva elíptica padrão: um ponto A = aG; par de chaves único é um par de chaves eletrônicas privadas e públicas; 5 chave, mas as chaves de todos os usuários de seu grupo. Um verificador está convencido de que o verdadeiro signatário é um membro do grupo, mas não pode identificar exclusivamente o signatário. O protocolo original exigia um terceiro de confiança (chamado Gerente de Grupo), e ele era o único que poderia rastrear o signatário. A próxima versão chamada assinatura de anel, introduzida por Rivest et al. em [34], era um esquema autônomo, sem Gerente de Grupo e anonimato revogação. Várias modificações deste esquema apareceram mais tarde: assinatura de anel vinculável [26, 27, 17] permitiu determinar se duas assinaturas foram produzidas pelo mesmo membro do grupo, rastreáveis a assinatura do anel [24, 23] limitou o anonimato excessivo, fornecendo a possibilidade de rastrear o signatário do duas mensagens relativas à mesma metainformação (ou “tag” em termos de [24]). Uma construção criptográfica semelhante também é conhecida como assinatura de grupo ad-hoc [16, 38]. Isso enfatiza a formação arbitrária de grupos, enquanto os esquemas de assinatura de grupo/anel implicam uma conjunto fixo de membros. Na maior parte, nossa solução é baseada no trabalho “Assinatura de anel rastreável” de E. Fujisaki e K. Suzuki [24]. Para distinguir o algoritmo original e nossa modificação, chame o último de assinatura de toque única, enfatizando a capacidade do usuário de produzir apenas uma assinatura válida. assinatura sob sua chave privada. Enfraquecemos a propriedade de rastreabilidade e mantivemos a vinculabilidade apenas para fornecer unicidade: a chave pública pode aparecer em muitos conjuntos de verificação estrangeiros e o a chave privada pode ser usada para gerar uma assinatura anônima exclusiva. Em caso de gasto duplo tentativa, essas duas assinaturas serão vinculadas, mas não é necessário revelar o signatário para nossos propósitos. 4.2 Definições 4.2.1 Parâmetros de curva elíptica Como nosso algoritmo de assinatura base escolhemose utilizar o esquema rápido EdDSA, que é desenvolvido e implementado por D.J. Bernstein et al. [18]. Assim como o ECDSA de Bitcoin, é baseado na curva elíptica problema de logaritmo discreto, portanto nosso esquema também poderá ser aplicado a Bitcoin no futuro. Os parâmetros comuns são: q: um número primo; q = 2255 −19; d: um elemento de Fq; d = −121665/121666; E: uma equação de curva elíptica; −x2 + y2 = 1 + dx2y2; G: um ponto base; G = (x, −4/5); l: uma ordem prima do ponto base; eu = 2252 + 27742317777372353535851937790883648493; \(H_s\): uma função criptográfica hash \(\{0, 1\}^* \to \mathbb{F}_q\); \(H_p\): uma função determinística hash \(E(\mathbb{F}_q) \to E(\mathbb{F}_q)\). 4.2.2 Terminologia A privacidade aprimorada requer uma nova terminologia que não deve ser confundida com entidades Bitcoin. private ec-key é uma chave privada de curva elíptica padrão: um número \(a \in [1, l - 1]\); public ec-key é uma chave pública de curva elíptica padrão: um ponto A = aG; par de chaves único é um par de chaves eletrônicas privadas e públicas; 5 10 Linkability no sentido de “assinaturas de anel vinculáveis” significa que podemos dizer se duas transações de saída vieram da mesma fonte sem revelar quem é a fonte. Os autores enfraqueceram capacidade de vinculação de modo a (a) preservar a privacidade, mas ainda (b) detectar qualquer transação usando uma chave privada uma segunda vez como inválido. Ok, então esta é uma questão de ordem dos eventos. Considere o seguinte cenário. Minha mineração o computador terá o blockchain atual, terá seu próprio bloco de transações que chama legítimo, ele estará trabalhando nesse bloco em um quebra-cabeça proof-of-work e terá um lista de transações pendentes a serem adicionadas ao próximo bloco. Também enviará novos transações nesse conjunto de transações pendentes. Se eu não resolver o próximo bloco, mas outra pessoa fizer isso, recebo uma cópia atualizada do blockchain. O bloco em que eu estava trabalhando e minha lista de transações pendentes pode ter algumas transações que agora estão incorporadas no blockchain. Desvende meu bloco pendente, combine-o com minha lista de transações pendentes e chame isso meu conjunto de transações pendentes. Remova qualquer um que esteja agora oficialmente em blockchain. Agora, o que eu faço? Devo primeiro analisar e “remover todos os gastos duplos”? Por outro Por outro lado, devo pesquisar na lista e ter certeza de que cada chave privada ainda não foi usado, e se já tiver sido usado na minha lista, então recebi a primeira cópia primeiro e, portanto, qualquer cópia adicional é ilegítima. Assim, procedo simplesmente à exclusão de todas as instâncias após a primeira da mesma chave privada. A geometria algébrica nunca foi meu forte. http://en.wikipedia.org/wiki/EdDSA Tanta velocidade, muito uau. ESTA é geometria algébrica para a vitória. Não que eu saiba de alguma coisa sobre isso. Problematicamente ou não, os logs discretos estão ficando muito rápidos. E os computadores quânticos os comem para o café da manhã. http://link.springer.com/article/10.1007/s13389-012-0027-1 Este se torna um número realmente importante, mas não há explicação ou citação de como ele foi escolhido. Simplesmente escolher um único primo grande conhecido seria bom, mas se houver factos sobre este grande primo, que poderiam influenciar a nossa escolha. Diferentes variantes de cryptonote poderia escolher diferentes valores de tudo bem, mas não há discussão neste artigo sobre como isso escolha afetará nossas escolhas de outros parâmetros globais listados na página 5. Este artigo precisa de uma seção sobre como escolher valores de parâmetros.

a chave privada do usuário é um par (a, b) de duas ec-chaves privadas diferentes; chave de rastreamento é um par (a, B) de chave ec privada e pública (onde B = bG e a ̸= b); a chave pública do usuário é um par (A, B) de duas chaves públicas ec derivadas de (a, b); endereço padrão é uma representação de uma chave pública de usuário fornecida em uma string amigável com correção de erros; endereço truncado é uma representação da segunda metade (ponto B) de uma chave pública de usuário fornecida em uma string amigável com correção de erros. A estrutura da transação permanece semelhante à estrutura em Bitcoin: cada usuário pode escolher vários pagamentos recebidos independentes (saídas de transações), assine-os com o correspondente chaves privadas e enviá-las para diferentes destinos. Ao contrário do modelo de Bitcoin, onde um usuário possui uma chave privada e pública única, no modelo proposto, um remetente gera uma chave pública única com base no endereço do destinatário e alguns dados aleatórios. Neste sentido, uma transação de entrada para o mesmo destinatário é enviada para um chave pública única (não diretamente para um endereço exclusivo) e somente o destinatário pode recuperar a parte privada correspondente para resgatar seus fundos (usando sua chave privada exclusiva). O destinatário pode gastar os fundos usando uma assinatura, mantendo anônima sua propriedade e gastos reais. Os detalhes do protocolo são explicados nas próximas subseções. 4.3 Pagamentos não vinculáveis Os endereços Bitcoin clássicos, uma vez publicados, tornam-se identificadores inequívocos para entrada pagamentos, vinculando-os e vinculando-os aos pseudônimos do destinatário. Se alguém quiser receber uma transação “desamarrada”, ele deverá transmitir seu endereço ao remetente por um canal privado. Se ele quiser receber transações diferentes que não podem ser comprovadas como pertencentes ao mesmo proprietário ele deveria gerar todos os endereços diferentes e nunca publicá-los com seu próprio pseudônimo. Público Privado Alice Carol Endereço 1 de Bob Endereço 2 de Bob Chave 1 de Bob Chave 2 de Bob Bob Figura 2. Modelo tradicional de chaves/transações Bitcoin. Propomos uma solução que permite ao usuário publicar um único endereço e receber informações incondicionais pagamentos invinculáveis. O destino de cada saída do CryptoNote (por padrão) é uma chave pública, derivado do endereço do destinatário e dos dados aleatórios do remetente. A principal vantagem contra Bitcoin é que cada chave de destino é única por padrão (a menos que o remetente use os mesmos dados para cada de suas transações para o mesmo destinatário). Portanto, não existe tal questão como “reutilização de endereço” por design e nenhum observador pode determinar se alguma transação foi enviada para um endereço ou link específico dois endereços juntos. 6 a chave privada do usuário é um par (a, b) de duas ec-chaves privadas diferentes; chave de rastreamento é um par (a, B) de chave ec privada e pública (onde B = bG e a ̸= b); a chave pública do usuário é um par (A, B) de duas chaves públicas ec derivadas de (a, b); endereço padrão é uma representação de uma chave pública de usuário fornecida em uma string amigável com correção de erros; endereço truncado é uma representação da segunda metade (ponto B) de uma chave pública de usuário fornecida em uma string amigável com correção de erros. A estrutura da transação permanece semelhante à estrutura em Bitcoin: cada usuário pode escolher vários pagamentos recebidos independentes (saídas de transações), assine-os com o correspondente chaves privadas e enviá-las para diferentes destinos. Ao contrário do modelo de Bitcoin, onde um usuário possui uma chave privada e pública única, no modelo proposto, um remetente gera uma chave pública única com base no endereço do destinatário e alguns dados aleatórios. Neste sentido, uma transação de entrada para o mesmo destinatário é enviada para um chave pública única (não diretamente para um endereço exclusivo) e somente o destinatário pode recuperar a parte privada correspondente para resgatar seus fundos (usando sua chave privada exclusiva). O destinatário pode gastar os fundos usando uma assinatura, mantendo anônima sua propriedade e gastos reais. Os detalhes do protocolo são explicados nas próximas subseções. 4.3 Pagamentos não vinculáveis Os endereços Bitcoin clássicos, uma vez publicados, tornam-se identificadores inequívocos para entrada pagamentos, vinculando-os e vinculando-os aos pseudônimos do destinatário. Se alguém quiser receber uma transação “desamarrada”, ele deverá transmitir seu endereço ao remetente por um canal privado. Se ele quiser receber transações diferentes que não podem ser comprovadas como pertencentes ao mesmo proprietário ele deveria gerar todos os endereços diferentes e nunca publicá-los com seu próprio pseudônimo. Público Privado Alice Carol Endereço 1 de Bob Endereço 2 de Bob Chave 1 de Bob Chave 2 de Bob Bob Figura 2. Mod tradicional de chaves/transações Bitcoinel. Propomos uma solução que permite ao usuário publicar um único endereço e receber informações incondicionais pagamentos invinculáveis. O destino de cada saída do CryptoNote (por padrão) é uma chave pública, derivado do endereço do destinatário e dos dados aleatórios do remetente. A principal vantagem contra Bitcoin é que cada chave de destino é única por padrão (a menos que o remetente use os mesmos dados para cada de suas transações para o mesmo destinatário). Portanto, não existe tal questão como “reutilização de endereço” por design e nenhum observador pode determinar se alguma transação foi enviada para um endereço ou link específico dois endereços juntos. 6 11 Então é como Bitcoin, mas com caixas postais anônimas e infinitas, resgatáveis apenas pelo destinatário gerar uma chave privada que seja tão anônima quanto uma assinatura de anel pode ser. Bitcoin funciona desta forma. Se Alex tiver 0,112 Bitcoin em sua carteira que acabou de receber de Frank, ela realmente tem um documento assinado mensagem "Eu, [FRANK], envio 0,112 Bitcoin para [alex] + H0 + N0" onde 1) Frank assinou o mensagem com sua chave privada [FRANK], 2) Frank assinou a mensagem com a chave pública de Alex chave, [alex], 3) Frank incluiu alguma forma da história do bitcoin, H0, e 4) Frank inclui um bit aleatório de dados chamado nonce, N0. Se Alex quiser enviar 0.011 Bitcoin para Charlene, ela receberá a mensagem de Frank e definirá isso como H1 e assinará duas mensagens: uma para a transação dela e outra para a alteração. H1= "Eu, [FRANK], envio 0,112 Bitcoin para [alex] + H0 + N" "Eu, [ALEX], envio 0,011 Bitcoin para [charlene] + H1 + N1" "Eu, [ALEX], envio 0,101 Bitcoin como alteração para [alex] + H1 + N2." onde Alex assina ambas as mensagens com sua chave privada [ALEX], a primeira mensagem com a chave privada de Charlene chave pública [charlene], a segunda mensagem com a chave pública de Alex [alex], e incluindo a históricos e alguns nonces N1 e N2 gerados aleatoriamente de forma adequada. Cryptonote funciona desta maneira: Se Alex tiver 0,112 Cryptonote em sua carteira que acabou de receber de Frank, ela realmente tem um documento assinado mensagem "Eu, [alguém em um grupo ad-hoc], envio 0,112 Cryptonote para [um endereço único] + H0 +N0." Alex descobriu que esse era o dinheiro dela, verificando sua chave privada [ALEX] [um endereço único] para cada mensagem que passa, e se ela quiser gastá-lo, ela o faz em da seguinte maneira. Ela escolhe um destinatário do dinheiro, talvez Charlene tenha começado a votar a favor de ataques com drones, então Alex quer enviar dinheiro para Brenda. Então Alex procura a chave pública de Brenda, [brenda], e usa sua própria chave privada, [ALEX], para gerar um endereço único [ALEX+brenda]. Ela então escolhe uma coleção arbitrária C da rede de usuários de criptomoedas e ela constrói uma assinatura de anel deste grupo ad-hoc. Definimos nossa história como a mensagem anterior, adicionamos nonces e proceder normalmente? H1 = "Eu, [alguém em um grupo ad-hoc], envio 0,112 Cryptonote para [um endereço único] + H0 +N0." "Eu, [alguém da coleção C], envio 0,011 Cryptonote para [endereço único feito deALEX+brenda] + H1 + N1" "Eu, [alguém da coleção C], envio 0,101 Cryptonote como alteração para [endereço único feito de ALEX + alex] + H1 + N2" Agora, Alex e Brenda verificam todas as mensagens recebidas em busca de endereços únicos que foram criado usando sua chave. Se eles encontrarem alguma, então essa mensagem é sua própria e totalmente nova. criptonota! E mesmo assim, a transação ainda atingirá blockchain. Se as moedas entrando nesse endereço são conhecidos por serem enviados por criminosos, contribuintes políticos ou por comitês e contas com orçamentos rigorosos (ou seja, desfalque), ou se o novo proprietário dessas moedas cometer um erro e envia essas moedas para um endereço comum com moedas que ele possui, o gabarito do anonimato está em alta no bitcoin.

a chave privada do usuário é um par (a, b) de duas ec-chaves privadas diferentes; chave de rastreamento é um par (a, B) de chave ec privada e pública (onde B = bG e a ̸= b); a chave pública do usuário é um par (A, B) de duas chaves públicas ec derivadas de (a, b); endereço padrão é uma representação de uma chave pública de usuário fornecida em uma string amigável com correção de erros; endereço truncado é uma representação da segunda metade (ponto B) de uma chave pública de usuário fornecida em uma string amigável com correção de erros. A estrutura da transação permanece semelhante à estrutura em Bitcoin: cada usuário pode escolher vários pagamentos recebidos independentes (saídas de transações), assine-os com o correspondente chaves privadas e enviá-las para diferentes destinos. Ao contrário do modelo de Bitcoin, onde um usuário possui uma chave privada e pública única, no modelo proposto, um remetente gera uma chave pública única com base no endereço do destinatário e alguns dados aleatórios. Neste sentido, uma transação de entrada para o mesmo destinatário é enviada para um chave pública única (não diretamente para um endereço exclusivo) e somente o destinatário pode recuperar a parte privada correspondente para resgatar seus fundos (usando sua chave privada exclusiva). O destinatário pode gastar os fundos usando uma assinatura, mantendo anônima sua propriedade e gastos reais. Os detalhes do protocolo são explicados nas próximas subseções. 4.3 Pagamentos não vinculáveis Os endereços Bitcoin clássicos, uma vez publicados, tornam-se identificadores inequívocos para entrada pagamentos, vinculando-os e vinculando-os aos pseudônimos do destinatário. Se alguém quiser receber uma transação “desamarrada”, ele deverá transmitir seu endereço ao remetente por um canal privado. Se ele quiser receber transações diferentes que não podem ser comprovadas como pertencentes ao mesmo proprietário ele deveria gerar todos os endereços diferentes e nunca publicá-los com seu próprio pseudônimo. Público Privado Alice Carol Endereço 1 de Bob Endereço 2 de Bob Chave 1 de Bob Chave 2 de Bob Bob Figura 2. Modelo tradicional de chaves/transações Bitcoin. Propomos uma solução que permite ao usuário publicar um único endereço e receber informações incondicionais pagamentos invinculáveis. O destino de cada saída do CryptoNote (por padrão) é uma chave pública, derivado do endereço do destinatário e dos dados aleatórios do remetente. A principal vantagem contra Bitcoin é que cada chave de destino é única por padrão (a menos que o remetente use os mesmos dados para cada de suas transações para o mesmo destinatário). Portanto, não existe tal questão como “reutilização de endereço” por design e nenhum observador pode determinar se alguma transação foi enviada para um endereço ou link específico dois endereços juntos. 6 a chave privada do usuário é um par (a, b) de duas ec-chaves privadas diferentes; chave de rastreamento é um par (a, B) de chave ec privada e pública (onde B = bG e a ̸= b); a chave pública do usuário é um par (A, B) de duas chaves públicas ec derivadas de (a, b); endereço padrão é uma representação de uma chave pública de usuário fornecida em uma string amigável com correção de erros; endereço truncado é uma representação da segunda metade (ponto B) de uma chave pública de usuário fornecida em uma string amigável com correção de erros. A estrutura da transação permanece semelhante à estrutura em Bitcoin: cada usuário pode escolher vários pagamentos recebidos independentes (saídas de transações), assine-os com o correspondente chaves privadas e enviá-las para diferentes destinos. Ao contrário do modelo de Bitcoin, onde um usuário possui uma chave privada e pública única, no modelo proposto, um remetente gera uma chave pública única com base no endereço do destinatário e alguns dados aleatórios. Neste sentido, uma transação de entrada para o mesmo destinatário é enviada para um chave pública única (não diretamente para um endereço exclusivo) e somente o destinatário pode recuperar a parte privada correspondente para resgatar seus fundos (usando sua chave privada exclusiva). O destinatário pode gastar os fundos usando uma assinatura, mantendo anônima sua propriedade e gastos reais. Os detalhes do protocolo são explicados nas próximas subseções. 4.3 Pagamentos não vinculáveis Os endereços Bitcoin clássicos, uma vez publicados, tornam-se identificadores inequívocos para entrada pagamentos, vinculando-os e vinculando-os aos pseudônimos do destinatário. Se alguém quiser receber uma transação “desamarrada”, ele deverá transmitir seu endereço ao remetente por um canal privado. Se ele quiser receber transações diferentes que não podem ser comprovadas como pertencentes ao mesmo proprietário ele deveria gerar todos os endereços diferentes e nunca publicá-los com seu próprio pseudônimo. Público Privado Alice Carol Endereço 1 de Bob Endereço 2 de Bob Chave 1 de Bob Chave 2 de Bob Bob Figura 2. Mod tradicional de chaves/transações Bitcoinel. Propomos uma solução que permite ao usuário publicar um único endereço e receber informações incondicionais pagamentos invinculáveis. O destino de cada saída do CryptoNote (por padrão) é uma chave pública, derivado do endereço do destinatário e dos dados aleatórios do remetente. A principal vantagem contra Bitcoin é que cada chave de destino é única por padrão (a menos que o remetente use os mesmos dados para cada de suas transações para o mesmo destinatário). Portanto, não existe tal questão como “reutilização de endereço” por design e nenhum observador pode determinar se alguma transação foi enviada para um endereço ou link específico dois endereços juntos. 6 12 Portanto, em vez de os usuários enviarem moedas de um endereço (que na verdade é uma chave pública) para um endereço (outra chave pública) usando suas chaves privadas, os usuários estão enviando moedas de uma caixa postal única (que é gerado usando a chave pública de seus amigos) para uma caixa postal única (da mesma forma) usando seu próprias chaves privadas. De certa forma, estamos dizendo: "Ok, todos tirem as mãos do dinheiro enquanto ele está sendo transferido! Basta saber que nossas chaves podem abrir aquela caixa e aquela sabemos quanto dinheiro está na caixa. Nunca coloque suas impressões digitais na caixa postal ou realmente usá-lo, basta trocar a própria caixa cheia de dinheiro. Assim não sabemos quem enviou o quê, mas o conteúdo desses endereços públicos ainda é sem atrito, fungível, divisível e ainda possuímos todas as outras boas qualidades do dinheiro que desejamos, como o bitcoin." Um conjunto infinito de caixas postais. Você publica um endereço, eu tenho uma chave privada. Eu uso minha chave privada e seu endereço, e alguns dados aleatórios, para gerar uma chave pública. O algoritmo é projetado de tal forma que, desde o seu endereço foi usado para gerar a chave pública, apenas SUA chave privada funciona para desbloquear o mensagem. Uma observadora, Eva, vê você publicar seu endereço e vê a chave pública que anuncio. No entanto, ela não sabe se anunciei minha chave pública com base no seu endereço ou no dela, ou no de Brenda ou de Charlene, ou de quem quer que seja. Ela verifica sua chave privada com a chave pública que anunciei e vê que não funciona; não é o dinheiro dela. Ela não conhece a chave privada de mais ninguém e apenas o destinatário da mensagem possui a chave privada que pode desbloquear a mensagem. Então ninguém ouvir pode determinar quem recebeu o dinheiro e muito menos quem o recebeu.

Público Privado Alice Carol Chave única Chave única Chave única Bob Chave de Bob Endereço de Bob Figura 3. Modelo de chaves/transações do CryptoNote. Primeiro, o remetente realiza uma troca Diffie-Hellman para obter um segredo compartilhado de seus dados e metade do endereço do destinatário. Em seguida, ele calcula uma chave de destino única, usando o método compartilhado segredo e a segunda metade do endereço. Duas ec-keys diferentes são exigidas do destinatário para essas duas etapas, então um endereço CryptoNote padrão é quase duas vezes maior que uma carteira Bitcoin endereço. O receptor também realiza uma troca Diffie-Hellman para recuperar o correspondente chave secreta. Uma sequência de transação padrão é a seguinte: 1. Alice deseja enviar um pagamento para Bob, que publicou seu endereço padrão. Ela descompacta o endereço e obtém a chave pública de Bob (A, B). 2. Alice gera um \(r \in [1, l - 1]\) aleatório e calcula uma chave pública única \(P = H_s(rA)G +\) B. 3. Alice usa P como chave de destino para a saída e também empacota o valor R = rG (como parte da bolsa Diffie-Hellman) em algum ponto da transação. Observe que ela pode criar outras saídas com chaves públicas únicas: chaves de destinatários diferentes (Ai, Bi) implicam Pi diferentes mesmo com o mesmo r. Transação Chave pública Tx Saída de transmissão Quantidade Chave de destino R = rG P = Hs(rA)G + B Do receptor chave pública Dados aleatórios do remetente R (A, B) Figura 4. Estrutura de transação padrão. 4. Alice envia a transação. 5. Bob verifica cada transação que passa com sua chave privada (a, b) e calcula P ′ = Hs(aR)G + B. Se a transação de Alice com Bob como destinatário estivesse entre eles, então aR = arG = rA e P ′ = P. 7 Público Privado Alice Carol Chave única Chave única Chave única Bob Chave de Bob Endereço de Bob Figura 3. Modelo de chaves/transações do CryptoNote. Primeiro, o remetente realiza uma troca Diffie-Hellman para obter um segredo compartilhado de seus dados e metade do endereço do destinatário. Em seguida, ele calcula uma chave de destino única, usando o método compartilhado segredo e a segunda metade do endereço. Duas ec-keys diferentes são exigidas do destinatário para essas duas etapas, então um endereço CryptoNote padrão é quase duas vezes maior que uma carteira Bitcoin endereço. O receptor também realiza uma troca Diffie-Hellman para recuperar o correspondente chave secreta. Uma sequência de transação padrão é a seguinte: 1. Alice deseja enviar um pagamento para Bob, que publicou seu endereço padrão. Ela descompacta o endereço e obtém a chave pública de Bob (A, B). 2. Alice gera um \(r \in [1, l - 1]\) aleatório e calcula uma chave pública única \(P = H_s(rA)G +\) B. 3. Alice usa P como chave de destino para a saída e também empacota o valor R = rG (como parte da bolsa Diffie-Hellman) em algum ponto da transação. Observe que ela pode criar outras saídas com chaves públicas únicas: chaves de destinatários diferentes (Ai, Bi) implicam Pi diferentes mesmo com o mesmo r. Transação Chave pública Tx Saída de transmissão Quantidade Chave de destino R = rG P = Hs(rA)G + B Do receptor chave pública Dados aleatórios do remetente R (A, B) Figura 4. Estrutura de transação padrão. 4. Alice envia a transação. 5. Bob verifica cada transação que passa com sua chave privada (a, b) e calcula P ′ = Hs(aR)G + B. Se a transação de Alice com Bob como destinatário estivesse entre eles, então aR = arG = rA e P ′ = P. 7 13 Eu me pergunto o quanto seria doloroso implementar uma escolha de criptografia esquema. Elíptico ou não. Então, se algum esquema for quebrado no futuro, a moeda muda sem preocupação. Provavelmente um grande pé no saco. Ok, isso é exatamente o que acabei de explicar no meu comentário anterior. O tipo Diffie-Hellman as trocas são perfeitas. Digamos que Alex e Brenda tenham, cada um, um número secreto, A e B, e um número eles não se importam em manter segredo, a e b. Eles desejam gerar um segredo compartilhado sem Eva descobrindo isso. Diffie e Hellman encontraram uma maneira de Alex e Brenda compartilharem o números públicos a e b, mas não os números privados A e B, e geram um segredo compartilhado, K. Usando este segredo compartilhado, K, sem que Eva ouça para poder gerar o mesmo K, Alex e Brenda agora podem usar K como uma chave de criptografia secreta e repassar mensagens secretas e adiante. Veja como PODE funcionar, embora deva funcionar com números muito maiores que 100. Usaremos 100 porque trabalhar sobre os inteiros módulo 100 é equivalente a "jogar fora todos mas os dois últimos dígitos de um número." Alex e Brenda escolhem A, a, B e b. Eles mantêm A e B em segredo. Alex diz a Brenda seu valor de módulo 100 (apenas os dois últimos dígitos) e Brenda diz a Alex seu valor de b módulo 100. Agora Eva sabe (a,b) módulo 100. Mas Alex sabe (a,b,A) então ela pode calcular x=abA módulo 100.Alex corta todos, exceto o último dígito, porque estamos trabalhando sob o módulo inteiro 100 novamente. Da mesma forma, Brenda conhece (a,b,B) então ela pode calcular y=abB módulo 100. Alex agora pode publicar x e Brenda pode publicar y. Mas agora Alex pode calcular yA = abBA módulo 100, e Brenda pode calcular xB = abBA módulo 100. Ambos sabem o mesmo número! Mas tudo o que Eva ouviu foi (a,b,abA,abB). Ela não tem uma maneira fácil de calcular abA*B. Agora, esta é a maneira mais fácil e menos segura de pensar sobre a troca Diffe-Hellman. Existem versões mais seguras. Mas a maioria das versões funciona porque a fatoração inteira e a fatoração discreta logaritmos são difíceis e ambos os problemas são facilmente resolvidos por computadores quânticos. Vou verificar se existe alguma versão resistente ao quantum. http://en.wikipedia.org/wiki/Diffie%E2%80%93Hellman_key_exchange A "sequência txn padrão" listada aqui está faltando várias etapas, como ASSINATURAS. Eles são considerados garantidos aqui. O que é muito ruim, porque a ordem em que assinar coisas, as informações incluídas na mensagem assinada e assim por diante... tudo isso é extremamente importante para o protocolo. Errar um ou dois passos, mesmo que ligeiramente fora de ordem, ao implementar "o sequência de transação padrão" poderia colocar em questão a segurança de todo o sistema. Além disso, as provas apresentadas posteriormente no artigo podem não ser suficientemente rigorosas se o A estrutura sob a qual eles trabalham é definida de forma tão vaga quanto nesta seção.

Público Privado Alice Carol Chave única Chave única Chave única Bob Chave de Bob Endereço de Bob Figura 3. Modelo de chaves/transações do CryptoNote. Primeiro, o remetente realiza uma troca Diffie-Hellman para obter um segredo compartilhado de seus dados e metade do endereço do destinatário. Em seguida, ele calcula uma chave de destino única, usando o método compartilhado segredo e a segunda metade do endereço. Duas ec-keys diferentes são exigidas do destinatário para essas duas etapas, então um endereço CryptoNote padrão é quase duas vezes maior que uma carteira Bitcoin endereço. O receptor também realiza uma troca Diffie-Hellman para recuperar o correspondente chave secreta. Uma sequência de transação padrão é a seguinte: 1. Alice deseja enviar um pagamento para Bob, que publicou seu endereço padrão. Ela descompacta o endereço e obtém a chave pública de Bob (A, B). 2. Alice gera um \(r \in [1, l - 1]\) aleatório e calcula uma chave pública única \(P = H_s(rA)G +\) B. 3. Alice usa P como chave de destino para a saída e também empacota o valor R = rG (como parte da bolsa Diffie-Hellman) em algum ponto da transação. Observe que ela pode criar outras saídas com chaves públicas únicas: chaves de destinatários diferentes (Ai, Bi) implicam Pi diferentes mesmo com o mesmo r. Transação Chave pública Tx Saída de transmissão Quantidade Chave de destino R = rG P = Hs(rA)G + B Do receptor chave pública Dados aleatórios do remetente R (A, B) Figura 4. Estrutura de transação padrão. 4. Alice envia a transação. 5. Bob verifica cada transação que passa com sua chave privada (a, b) e calcula P ′ = Hs(aR)G + B. Se a transação de Alice com Bob como destinatário estivesse entre eles, então aR = arG = rA e P ′ = P. 7 Público Privado Alice Carol Chave única Chave única Chave única Bob Chave de Bob Endereço de Bob Figura 3. Modelo de chaves/transações do CryptoNote. Primeiro, o remetente realiza uma troca Diffie-Hellman para obter um segredo compartilhado de seus dados e metade do endereço do destinatário. Em seguida, ele calcula uma chave de destino única, usando o método compartilhado segredo e a segunda metade do endereço. Duas ec-keys diferentes são exigidas do destinatário para essas duas etapas, então um endereço CryptoNote padrão é quase duas vezes maior que uma carteira Bitcoin endereço. O receptor também realiza uma troca Diffie-Hellman para recuperar o correspondente chave secreta. Uma sequência de transação padrão é a seguinte: 1. Alice deseja enviar um pagamento para Bob, que publicou seu endereço padrão. Ela descompacta o endereço e obtém a chave pública de Bob (A, B). 2. Alice gera um \(r \in [1, l - 1]\) aleatório e calcula uma chave pública única \(P = H_s(rA)G +\) B. 3. Alice usa P como chave de destino para a saída e também empacota o valor R = rG (como parte da bolsa Diffie-Hellman) em algum ponto da transação. Observe que ela pode criar outras saídas com chaves públicas únicas: chaves de destinatários diferentes (Ai, Bi) implicam Pi diferentes mesmo com o mesmo r. Transação Chave pública Tx Saída de transmissão Quantidade Chave de destino R = rG P = Hs(rA)G + B Do receptor chave pública Dados aleatórios do remetente R (A, B) Figura 4. Estrutura de transação padrão. 4. Alice envia a transação. 5. Bob verifica cada transação que passa com sua chave privada (a, b) e calcula P ′ = Hs(aR)G + B. Se a transação de Alice com Bob como destinatário estivesse entre eles, então aR = arG = rA e P ′ = P. 7 14 Observe que o(s) autor(es?) fazem um péssimo trabalho em manter sua terminologia correta ao longo do texto. o texto, mas especialmente nesta próxima parte. A próxima encarnação deste artigo será necessariamente muito mais rigoroso. No texto eles se referem a P como sua chave pública única. No diagrama, eles se referem a R como sua "chave pública Tx" e P como sua "chave de destino". Se eu fosse reescrever isso, eu muito especificamente, apresente alguma terminologia antes de discutir essas seções. Este ell é enorme. Consulte a página 5. Quem escolhe ell? O diagrama ilustra que a chave pública da transação R = rG, que é aleatória e escolhida pelo remetente, não faz parte da saída Tx. Isso ocorre porque pode ser o mesmo para vários transações para várias pessoas e não é usado DEPOIS para gastar. Um novo R é gerado toda vez que você quiser transmitir uma nova transação do CryptoNote. Além disso, R é usado apenas para verificar se você é o destinatário da transação. Não são dados inúteis, mas são lixo para qualquer pessoa sem as chaves privadas associadas a (A,B). A chave Destino, por outro lado, P = Hs(rA)G + B faz parte da saída Tx. Todos vasculhar os dados de cada transação passante deve verificar seu próprio P* gerado este P para ver se eles possuem esta transação de passagem. Qualquer pessoa com uma saída de transação não gasta (UTXO) terá um monte desses Ps com quantias. Para gastard, eles assinar alguma nova mensagem incluindo P. Alice deve assinar esta transação com chaves privadas únicas associadas à(s) saída(s) de transação não gasta(s) Chave(s) de destino. Cada chave de destino de propriedade de Alice vem equipada com uma chave privada única também de propriedade (presumivelmente) de Alice. Toda vez que Alice quer enviar o conteúdo de uma chave de destino para mim, ou Bob, ou Brenda, ou Charlie ou Charlene, ela usa sua chave privada para assinar a transação. Após o recebimento da transação, receberei um novo Chave pública Tx, uma nova chave pública de destino e poderei recuperar uma nova chave privada única x. Combinando minha chave privada única, x, com o destino público da nova transação chave(s) é como enviamos uma nova transação

1. Bob pode recuperar a chave privada única correspondente: x = Hs(aR) + b, então P = xG. Ele pode gastar essa saída a qualquer momento assinando uma transação com x. Transação Chave pública Tx Saída de transmissão Quantidade Chave de destino P′ = Hs(aR)G + bG chave pública única x = Hs(aR) + b chave privada única Do receptor chave privada (a, b) R P' ?= P Figura 5. Verificação de transação recebida. Como resultado, Bob recebe pagamentos, associados a chaves públicas únicas que são invinculável para um espectador. Algumas notas adicionais: • Quando Bob “reconhece” suas transações (ver passo 5), ele praticamente usa apenas metade de suas informações privadas: (a, B). Este par, também conhecido como chave de rastreamento, pode ser passado a um terceiro (Carol). Bob pode delegar a ela o processamento de novas transações. Bob não precisa confiar explicitamente em Carol, porque ela não pode recuperar a chave secreta única p sem a chave privada completa de Bob (a, b). Esta abordagem é útil quando Bob não tem largura de banda ou poder de computação (smartphones, carteiras de hardware, etc.). • Caso Alice queira provar que enviou uma transação para o endereço de Bob, ela poderá divulgar r ou usar qualquer tipo de protocolo de conhecimento zero para provar que ela conhece r (por exemplo, assinando a transação com r). • Se Bob quiser ter um endereço compatível com auditoria onde todas as transações recebidas sejam vinculável, ele poderá publicar sua chave de rastreamento ou usar um endereço truncado. Esse endereço representam apenas uma chave ec pública B, e a parte restante exigida pelo protocolo é derivado dele da seguinte forma: a = Hs(B) e A = Hs(B)G. Em ambos os casos, cada pessoa é capaz de “reconhecer” todas as transações recebidas de Bob, mas, é claro, ninguém pode gastar o fundos contidos neles sem a chave secreta b. 4.4 Assinaturas de toque únicas Um protocolo baseado em assinaturas de anel únicas permite que os usuários obtenham desvinculação incondicional. Infelizmente, tipos comuns de assinaturas criptográficas permitem rastrear transações até o seu respectivos remetentes e destinatários. Nossa solução para essa deficiência reside no uso de uma assinatura diferente tipo diferente daqueles atualmente usados em sistemas de dinheiro eletrônico. Primeiro forneceremos uma descrição geral do nosso algoritmo sem nenhuma referência explícita a dinheiro eletrônico. Uma assinatura de anel única contém quatro algoritmos: (GEN, SIG, VER, LNK): GEN: pega parâmetros públicos e gera um par ec (P, x) e uma chave pública I. SIG: pega uma mensagem m, um conjunto \(S'\) de chaves públicas {Pi}i̸=s, um par (Ps, xs) e gera uma assinatura \(\sigma\) e um conjunto \(S = \)S'\( \cup \{P_s\}\). 8

2. Bob pode recuperar a chave privada única correspondente: x = Hs(aR) + b, então P = xG. Ele pode gastar essa saída a qualquer momento assinando uma transação com x. Transação Chave pública Tx Saída de transmissão Quantidade Chave de destino P′ = Hs(aR)G + bG chave pública única x = Hs(aR) + b chave privada única Do receptor chave privada (a,b) R P' ?=P Figura 5. Verificação de transação recebida. Como resultado, Bob recebe pagamentos, associados a chaves públicas únicas que são invinculável para um espectador. Algumas notas adicionais: • Quando Bob “reconhece” suas transações (ver passo 5), ele praticamente usa apenas metade de suas informações privadas: (a, B). Este par, também conhecido como chave de rastreamento, pode ser passado a um terceiro (Carol). Bob pode delegar a ela o processamento de novas transações. Bob não precisa confiar explicitamente em Carol, porque ela não pode recuperar a chave secreta única p sem a chave privada completa de Bob (a, b). Esta abordagem é útil quando Bob não tem largura de banda ou poder de computação (smartphones, carteiras de hardware, etc.). • Caso Alice queira provar que enviou uma transação para o endereço de Bob, ela poderá divulgar r ou usar qualquer tipo de protocolo de conhecimento zero para provar que ela conhece r (por exemplo, assinando a transação com r). • Se Bob quiser ter um endereço compatível com auditoria onde todas as transações recebidas sejam vinculável, ele poderá publicar sua chave de rastreamento ou usar um endereço truncado. Esse endereço representam apenas uma chave ec pública B, e a parte restante exigida pelo protocolo é derivado dele da seguinte forma: a = Hs(B) e A = Hs(B)G. Em ambos os casos, cada pessoa é capaz de “reconhecer” todas as transações recebidas de Bob, mas, é claro, ninguém pode gastar o fundos contidos neles sem a chave secreta b. 4.4 Assinaturas de toque únicas Um protocolo baseado em assinaturas de anel únicas permite que os usuários obtenham desvinculação incondicional. Infelizmente, tipos comuns de assinaturas criptográficas permitem rastrear transações até o seu respectivos remetentes e destinatários. Nossa solução para essa deficiência reside no uso de uma assinatura diferente tipo diferente daqueles atualmente usados em sistemas de dinheiro eletrônico. Primeiro forneceremos um geradordescrição geral do nosso algoritmo sem nenhuma referência explícita a dinheiro eletrônico. Uma assinatura de anel única contém quatro algoritmos: (GEN, SIG, VER, LNK): GEN: pega parâmetros públicos e gera um par ec (P, x) e uma chave pública I. SIG: pega uma mensagem m, um conjunto \(S'\) de chaves públicas {Pi}i̸=s, um par (Ps, xs) e gera uma assinatura \(\sigma\) e um conjunto \(S = \)S'\( \cup \{P_s\}\). 8 15 Qual é a aparência de uma saída de transação não gasta aqui? O diagrama sugere que a saída da transação consiste apenas em dois pontos de dados: valor e chave de destino. Mas isso não é suficiente porque quando eu tentar gastar essa “saída” ainda precisarei saber R=rG. Lembre-se, r é escolhido pelo remetente, e R é a) usado para reconhecer as notas criptográficas recebidas como suas próprio eb) usado para gerar a chave privada única usada para "reivindicar" sua criptonota. A parte disso que eu não entendo? Pegando o teórico "tudo bem, temos esses assinaturas e transações, e nós as repassamos "para o mundo da programação "ok, quais informações especificamente constituem um indivíduo UTXO?" A melhor maneira de responder a essa pergunta é se aprofundar no corpo do código completamente não comentado. Muito bem, equipe bytecoin. Lembre-se: linkabilidade significa "a mesma pessoa enviou?" e desvinculabilidade significa "fez o mesmo pessoa recebe?". Portanto, um sistema pode ser vinculável ou não vinculável, desvinculável ou não desvinculável. Irritante, eu sei. Então, quando Nic van Saberhagen diz aqui "...pagamentos recebidos [estão] associados a pagamentos únicos chaves públicas que não podem ser vinculadas ao espectador", vamos ver o que ele quer dizer. Primeiro, considere uma situação em que Alice envia a Bob duas transações separadas do mesmo endereço para o mesmo endereço. No universo Bitcoin, Alice já cometeu o erro de enviar do mesmo endereço e, portanto, a transação falhou em nosso desejo de limitação capacidade de ligação. Além disso, como ela enviou o dinheiro para o mesmo endereço, ela falhou em nosso desejo. para desvinculação. Esta transação de bitcoin era (totalmente) vinculável e não desvinculável. Por outro lado, no universo da criptonota, digamos que Alice envie alguma criptonota para Bob, usando o endereço público de Bob. Ela escolhe como seu conjunto ofuscante de chaves públicas todas as chaves públicas conhecidas. chaves na área metropolitana de Washington DC. Alex gera uma chave pública única usando sua própria informações e informações públicas de Bob. Ela envia o dinheiro, e qualquer observador irá só ser capaz de colher "Alguém da área metropolitana de Washington DC enviou 2,3 notas criptográficas para o endereço público único XYZ123." Temos um controle probabilístico sobre a vinculação aqui, então chamaremos isso de "quase não vinculável". Também vemos apenas as chaves públicas para as quais o dinheiro é enviado uma única vez. Mesmo se suspeitássemos do receptor era Bob, não temos suas chaves privadas e, portanto, não podemos testar se uma transação passageira pertence a Bob e muito menos gerar sua chave privada única para resgatar sua criptonota. Então isso é, na verdade, totalmente "invincável". Então, este é o truque mais legal de todos. Quem quer realmente confiar em outro MtGox? Nós podemos estar confortável armazenando alguma quantidade de BTC na Coinbase, mas o que há de mais moderno em segurança de bitcoin é uma carteira física. O que é inconveniente. Nesse caso, você pode doar metade de sua chave privada sem comprometer sua segurança. própria capacidade de gastar dinheiro. Ao fazer isso, tudo o que você está fazendo é dizer a alguém como quebrar a desvinculação. O outro propriedades do NC agindo como uma moeda são preservadas, como prova contra gastos duplos e tudo mais.

3. Bob pode recuperar a chave privada única correspondente: x = Hs(aR) + b, então P = xG. Ele pode gastar essa saída a qualquer momento assinando uma transação com x. Transação Chave pública Tx Saída de transmissão Quantidade Chave de destino P′ = Hs(aR)G + bG chave pública única x = Hs(aR) + b chave privada única Do receptor chave privada (a, b) R P' ?= P Figura 5. Verificação de transação recebida. Como resultado, Bob recebe pagamentos, associados a chaves públicas únicas que são invinculável para um espectador. Algumas notas adicionais: • Quando Bob “reconhece” suas transações (ver passo 5), ele praticamente usa apenas metade de suas informações privadas: (a, B). Este par, também conhecido como chave de rastreamento, pode ser passado a um terceiro (Carol). Bob pode delegar a ela o processamento de novas transações. Bob não precisa confiar explicitamente em Carol, porque ela não pode recuperar a chave secreta única p sem a chave privada completa de Bob (a, b). Esta abordagem é útil quando Bob não tem largura de banda ou poder de computação (smartphones, carteiras de hardware, etc.). • Caso Alice queira provar que enviou uma transação para o endereço de Bob, ela poderá divulgar r ou usar qualquer tipo de protocolo de conhecimento zero para provar que ela conhece r (por exemplo, assinando a transação com r). • Se Bob quiser ter um endereço compatível com auditoria onde todas as transações recebidas sejam vinculável, ele poderá publicar sua chave de rastreamento ou usar um endereço truncado. Esse endereço representam apenas uma chave ec pública B, e a parte restante exigida pelo protocolo é derivado dele da seguinte forma: a = Hs(B) e A = Hs(B)G. Em ambos os casos, cada pessoa é capaz de “reconhecer” todas as transações recebidas de Bob, mas, é claro, ninguém pode gastar o fundos contidos neles sem a chave secreta b. 4.4 Assinaturas de toque únicas Um protocolo baseado em assinaturas de anel únicas permite que os usuários obtenham desvinculação incondicional. Infelizmente, tipos comuns de assinaturas criptográficas permitem rastrear transações até o seu respectivos remetentes e destinatários. Nossa solução para essa deficiência reside no uso de uma assinatura diferente tipo diferente daqueles atualmente usados em sistemas de dinheiro eletrônico. Primeiro forneceremos uma descrição geral do nosso algoritmo sem nenhuma referência explícita a dinheiro eletrônico. Uma assinatura de anel única contém quatro algoritmos: (GEN, SIG, VER, LNK): GEN: pega parâmetros públicos e gera um par ec (P, x) e uma chave pública I. SIG: pega uma mensagem m, um conjunto \(S'\) de chaves públicas {Pi}i̸=s, um par (Ps, xs) e gera uma assinatura \(\sigma\) e um conjunto \(S = \)S'\( \cup \{P_s\}\). 8

4. Bob pode recuperar a chave privada única correspondente: x = Hs(aR) + b, então P = xG. Ele pode gastar essa saída a qualquer momento assinando uma transação com x. Transação Chave pública Tx Saída de transmissão Quantidade Chave de destino P′ = Hs(aR)G + bG chave pública única x = Hs(aR) + b chave privada única Do receptor chave privada (a,b) R P' ?=P Figura 5. Verificação de transação recebida. Como resultado, Bob recebe pagamentos, associados a chaves públicas únicas que são invinculável para um espectador. Algumas notas adicionais: • Quando Bob “reconhece” suas transações (ver passo 5), ele praticamente usa apenas metade de suas informações privadas: (a, B). Este par, também conhecido como chave de rastreamento, pode ser passado a um terceiro (Carol). Bob pode delegar a ela o processamento de novas transações. Bob não precisa confiar explicitamente em Carol, porque ela não pode recuperar a chave secreta única p sem a chave privada completa de Bob (a, b). Esta abordagem é útil quando Bob não tem largura de banda ou poder de computação (smartphones, carteiras de hardware, etc.). • Caso Alice queira provar que enviou uma transação para o endereço de Bob, ela poderá divulgar r ou usar qualquer tipo de protocolo de conhecimento zero para provar que ela conhece r (por exemplo, assinando a transação com r). • Se Bob quiser ter um endereço compatível com auditoria onde todas as transações recebidas sejam vinculável, ele poderá publicar sua chave de rastreamento ou usar um endereço truncado. Esse endereço representam apenas uma chave ec pública B, e a parte restante exigida pelo protocolo é derivado dele da seguinte forma: a = Hs(B) e A = Hs(B)G. Em ambos os casos, cada pessoa é capaz de “reconhecer” todas as transações recebidas de Bob, mas, é claro, ninguém pode gastar o fundos contidos neles sem a chave secreta b. 4.4 Assinaturas de toque únicas Um protocolo baseado em assinaturas de anel únicas permite que os usuários obtenham desvinculação incondicional. Infelizmente, tipos comuns de assinaturas criptográficas permitem rastrear transações até o seu respectivos remetentes e destinatários. Nossa solução para essa deficiência reside no uso de uma assinatura diferente tipo diferente daqueles atualmente usados em sistemas de dinheiro eletrônico. Primeiro forneceremos um geradordescrição geral do nosso algoritmo sem nenhuma referência explícita a dinheiro eletrônico. Uma assinatura de anel única contém quatro algoritmos: (GEN, SIG, VER, LNK): GEN: pega parâmetros públicos e gera um par ec (P, x) e uma chave pública I. SIG: pega uma mensagem m, um conjunto \(S'\) de chaves públicas {Pi}i̸=s, um par (Ps, xs) e gera uma assinatura \(\sigma\) e um conjunto \(S = \)S'\( \cup \{P_s\}\). 8 16 Sim, agora temos a) um endereço de pagamento eb) um ID de pagamento. Um crítico poderia perguntar "será que realmente precisamos fazer isso? Afinal, se um comerciante receber 112.00678952 CN exatamente, e esse foi o meu pedido, e eu tenho uma captura de tela ou um recibo ou algo assim, não é? grau insano de precisão é suficiente?" A resposta é "talvez, na maioria das vezes, no dia-a-dia, transações presenciais." Contudo, a situação mais comum (especialmente no mundo digital) é esta: um comerciante vende um conjunto de objetos, cada um com um preço fixo. Digamos que o objeto A seja 0,001 CN, o objeto B seja 0,01 CN e o objeto C é 0,1 CN. Agora, se o comerciante receber um pedido de 1.618 CN, há muitos, muitos (muitas!) maneiras de organizar um pedido para um cliente. E assim, sem algum tipo de identificação de pagamento, identificar o chamado pedido “único” de um cliente com o chamado custo “único” de seu a ordem torna-se impossível. Ainda mais engraçado: se tudo na minha loja online custasse exatamente 1,0 CN, e recebo 1.000 clientes por dia? E você quer provar que comprou exatamente 3 objetos há duas semanas? Sem um ID de pagamento? Boa sorte, amigo. Resumindo: quando Bob publica um endereço de pagamento, ele pode acabar publicando também um ID de pagamento também (veja, por exemplo, depósitos Poloniex XMR). Isto é diferente do que está descrito no texto aqui onde Alice é quem gera o ID de pagamento. Deve haver alguma maneira de Bob gerar um ID de pagamento também. (a, B) Lembre-se de que a chave de rastreamento (a,B) pode ser publicada; perder o sigilo do valor de 'a' será não violar sua capacidade de gastar ou permitir que pessoas roubem de você (eu acho... isso teria a ser comprovado), simplesmente permitirá que as pessoas vejam todas as transações recebidas. Um endereço truncado, conforme descrito neste parágrafo, simplesmente ocupa a parte “privada” da chave e o gera a partir da parte "pública". Revelar o valor de 'a' removerá a não vinculabilidade mas preservará o restante das transações. O autor quer dizer “não desvinculável” porque desvinculável refere-se ao receptor e vinculável refere-se ao remetente. Também está claro que o autor não percebeu que havia dois aspectos diferentes na vinculabilidade. Como, afinal, a transação é um objeto direcionado em um gráfico, haverá duas questões: "essas duas transações vão para a mesma pessoa?" e "essas duas transações estão chegando da mesma pessoa?" Esta é uma política de "não retorno" sob a qual a propriedade de desvinculação do CryptoNote é condicional. Ou seja, Bob pode escolher que suas transações recebidas não sejam desvinculáveis usando esta política. Esta é uma afirmação que eles comprovam no Modelo Random Oracle. Chegaremos a isso; o aleatório A Oracle tem prós e contras.

VER: pega uma mensagem m, um conjunto S, uma assinatura \(\sigma\) e gera “verdadeiro” ou “falso”. LNK: pega um conjunto I = {Ii}, uma assinatura \(\sigma\) e gera “vinculado” ou “indep”. A ideia por trás do protocolo é bastante simples: um usuário produz uma assinatura que pode ser verificado por um conjunto de chaves públicas em vez de uma chave pública única. A identidade do signatário é indistinguível dos outros usuários cujas chaves públicas estão no conjunto até que o proprietário produza uma segunda assinatura usando o mesmo par de chaves. Chaves privadas x0 \(\cdots\) xii \(\cdots\) xn Chaves públicas P0 \(\cdots\) Pi \(\cdots\) Pn Anel Assinatura sinal verificar Figura 6. Anonimato da assinatura do anel. GEN: O signatário escolhe uma chave secreta aleatória \(x \in [1, l - 1]\) e calcula a chave correspondente chave pública P = xG. Além disso, ele calcula outra chave pública I = xHp(P) que iremos chamamos de “imagem chave”. SIG: O signatário gera uma assinatura de anel única com conhecimento zero não interativo prova usando as técnicas de [21]. Ele seleciona um subconjunto aleatório \(S'\) de n dos outros usuários chaves públicas Pi, seu próprio par de chaves (x, P) e imagem chave I. Seja \(0 \leq s \leq n\) o índice secreto do signatário em S (de modo que sua chave pública seja Ps). Ele escolhe um {qi | eu = 0. . . n} e {wi | eu = 0. . . n, i ̸= s} de (1 . . . l) e aplica o seguintes transformações: Li = ( qiG, se eu = s qiG + wiPi, se eu ̸= s Ri = ( qiHp(Pi), se eu = s qiHp(Pi) + wiI, se eu ̸= s A próxima etapa é obter o desafio não interativo: c = Hs(m, L1,..., Ln, R1,..., Rn) Finalmente, o signatário calcula a resposta: ci =    eu, se eu ̸= s c- nP eu=0 ci mod eu, se eu = s ri = ( qi, se eu ̸= s qs-csx mod eu, se eu = s A assinatura resultante é \(\sigma\) = (I, c1, . . . , cn, r1, . . . , rn). 9 VER: pega uma mensagem m, um conjunto S, uma assinatura \(\sigma\) e gera “verdadeiro” ou “falso”. LNK: pega um conjunto I = {Ii}, uma assinatura \(\sigma\) e gera “vinculado” ou “indep”. A ideia por trás do protocolo é bastante simples: um usuário produz uma assinatura que pode ser verificado por um conjunto de chaves públicas em vez de uma chave pública única. A identidade do signatário é indistinguível dos outros usuários cujas chaves públicas estão no conjunto até que o proprietário produza uma segunda assinatura usando o mesmo par de chaves. Chaves privadas x0 \(\cdots\) xii \(\cdots\) xn Chaves públicas P0 \(\cdots\) Pi \(\cdots\) Pn Anel Assinatura sinal verificar Figura 6. Anonimato da assinatura do anel. GEN: O signatário escolhe uma chave secreta aleatória \(x \in [1, l - 1]\) e calcula a chave correspondente chave pública P = xG. Além disso, ele calcula outra chave pública I = xHp(P) que iremos chamamos de “imagem chave”. SIG: O signatário gera uma assinatura de anel única com conhecimento zero não interativo prova usando as técnicas de [21]. Ele seleciona um subconjunto aleatório \(S'\) de n dos outros usuários chaves públicas Pi, seu próprio par de chaves (x, P) e imagem chave I. Seja \(0 \leq s \leq n\) o índice secreto do signatário em S (de modo que sua chave pública seja Ps). Ele escolhe um {qi | eu = 0. . . n} e {wi | eu = 0. . . n, i ̸= s} de (1 . . . l) e aplica o seguintes transformações: Li = ( qiG, se eu = s qiG + wiPi, se eu ̸= s Ri = ( qiHp(Pi), se eu = s qiHp(Pi) + wiI, se eu ̸= s A próxima etapa é obter o desafio não interativo: c = Hs(m, L1,..., Ln, R1,..., Rn) Finalmente, o signatário calcula a resposta: ci =    eu, se eu ̸= s c- nP eu=0 ci mod eu, se eu = s ri = ( qi, se eu ̸= s qs-csx mod eu, se eu = s A assinatura resultante é \(\sigma\) = (I, c1, . . . , cn, r1, . . . , rn). 9 17 Talvez isso seja estúpido, mas é preciso ter cuidado ao unir S e P_s. Se você apenas anexar o última chave pública até o fim, a desvinculação é quebrada porque qualquer pessoa que verifica as transações passadas pode apenas verificar a última chave pública listada em cada transação e boom. Essa é a chave pública associado ao remetente. Portanto, após a união, um gerador de números pseudoaleatórios deve ser usado para permutar as chaves públicas escolhidas. "...até que o proprietário produza uma segunda assinatura usando o mesmo par de chaves." Desejo que o(s) autor(es?) iria elaborar sobre isso. Acredito que isso significa "certifique-se de que toda vez que você escolher um conjunto de chaves públicas para ofuscar você mesmo, você escolhe um conjunto completamente novo, sem duas teclas iguais." O que parece um condição bastante forte a ser imposta à desvinculação. Talvez "você escolha um novo conjunto aleatório de todas as chaves possíveis" com a suposição de que, embora as interseções não triviais inevitavelmente acontecer, eles não acontecerão com frequência. De qualquer forma, preciso me aprofundar nessa afirmação. Isso está gerando a assinatura do anel. Provas de conhecimento zero são incríveis: eu desafio você a me provar que conhece um segredo sem revelar o segredo. Por exemplo, digamos que estamos na entrada de uma caverna em forma de donut, e na parte de trás da caverna (além da vista da entrada) há um oporta de mão única para a qual você afirme que você tem a chave. Se você for em uma direção, ela sempre deixará você passar, mas se você for na outra direção, você precisa de uma chave. Mas você nem quer me MOSTRAR a chave, muito menos mostre-me que isso abre a porta. Mas você quer me provar que sabe como abrir o porta. No ambiente interativo, jogo uma moeda. Cara é para a esquerda, coroa para a direita e você desce o caverna em forma de donut para qualquer direção que a moeda o direcione. Na parte de trás, além da minha vista, você abra a porta para voltar pelo outro lado. Repetimos o experimento de lançamento de moeda até que eu tenha certeza de que você tem a chave. Mas essa é claramente a prova INTERATIVA de conhecimento zero. Existem versões não interativas nas quais você e eu nunca precisamos nos comunicar; dessa forma, nenhum bisbilhoteiro poderá interferir. http://en.wikipedia.org/wiki/Zero-knowledge_proof Isto é inverso da definição anterior.

VER: pega uma mensagem m, um conjunto S, uma assinatura \(\sigma\) e gera “verdadeiro” ou “falso”. LNK: pega um conjunto I = {Ii}, uma assinatura \(\sigma\) e gera “vinculado” ou “indep”. A ideia por trás do protocolo é bastante simples: um usuário produz uma assinatura que pode ser verificado por um conjunto de chaves públicas em vez de uma chave pública única. A identidade do signatário é indistinguível dos outros usuários cujas chaves públicas estão no conjunto até que o proprietário produza uma segunda assinatura usando o mesmo par de chaves. Chaves privadas x0 \(\cdots\) xii \(\cdots\) xn Chaves públicas P0 \(\cdots\) Pi \(\cdots\) Pn Anel Assinatura sinal verificar Figura 6. Anonimato da assinatura do anel. GEN: O signatário escolhe uma chave secreta aleatória \(x \in [1, l - 1]\) e calcula a chave correspondente chave pública P = xG. Além disso, ele calcula outra chave pública I = xHp(P) que iremos chamamos de “imagem chave”. SIG: O signatário gera uma assinatura de anel única com conhecimento zero não interativo prova usando as técnicas de [21]. Ele seleciona um subconjunto aleatório \(S'\) de n dos outros usuários chaves públicas Pi, seu próprio par de chaves (x, P) e imagem chave I. Seja \(0 \leq s \leq n\) o índice secreto do signatário em S (de modo que sua chave pública seja Ps). Ele escolhe um {qi | eu = 0. . . n} e {wi | eu = 0. . . n, i ̸= s} de (1 . . . l) e aplica o seguintes transformações: Li = ( qiG, se eu = s qiG + wiPi, se eu ̸= s Ri = ( qiHp(Pi), se eu = s qiHp(Pi) + wiI, se eu ̸= s A próxima etapa é obter o desafio não interativo: c = Hs(m, L1,..., Ln, R1,..., Rn) Finalmente, o signatário calcula a resposta: ci =    eu, se eu ̸= s c- nP eu=0 ci mod eu, se eu = s ri = ( qi, se eu ̸= s qs-csx mod eu, se eu = s A assinatura resultante é \(\sigma\) = (I, c1, . . . , cn, r1, . . . , rn). 9 VER: pega uma mensagem m, um conjunto S, uma assinatura \(\sigma\) e gera “verdadeiro” ou “falso”. LNK: pega um conjunto I = {Ii}, uma assinatura \(\sigma\) e gera “vinculado” ou “indep”. A ideia por trás do protocolo é bastante simples: um usuário produz uma assinatura que pode ser verificado por um conjunto de chaves públicas em vez de uma chave pública única. A identidade do signatário é indistinguível dos outros usuários cujas chaves públicas estão no conjunto até que o proprietário produza uma segunda assinatura usando o mesmo par de chaves. Chaves privadas x0 \(\cdots\) xii \(\cdots\) xn Chaves públicas P0 \(\cdots\) Pi \(\cdots\) Pn Anel Assinatura sinal verificar Figura 6. Anonimato da assinatura do anel. GEN: O signatário escolhe uma chave secreta aleatória \(x \in [1, l - 1]\) e calcula a chave correspondente chave pública P = xG. Além disso, ele calcula outra chave pública I = xHp(P) que iremos chamamos de “imagem chave”. SIG: O signatário gera uma assinatura de anel única com conhecimento zero não interativo prova usando as técnicas de [21]. Ele seleciona um subconjunto aleatório \(S'\) de n dos outros usuários chaves públicas Pi, seu próprio par de chaves (x, P) e imagem chave I. Seja \(0 \leq s \leq n\) o índice secreto do signatário em S (de modo que sua chave pública seja Ps). Ele escolhe um {qi | eu = 0. . . n} e {wi | eu = 0. . . n, i ̸= s} de (1 . . . l) e aplica o seguintes transformações: Li = ( qiG, se eu = s qiG + wiPi, se eu ̸= s Ri = ( qiHp(Pi), se eu = s qiHp(Pi) + wiI, se eu ̸= s A próxima etapa é obter o desafio não interativo: c = Hs(m, L1,..., Ln, R1,..., Rn) Finalmente, o signatário calcula a resposta: ci =    eu, se eu ̸= s c- nP eu=0 ci mod eu, se eu = s ri = ( qi, se eu ̸= s qs-csx mod eu, se eu = s A assinatura resultante é \(\sigma\) = (I, c1, . . . , cn, r1, . . . , rn). 9 18 Toda esta área é agnóstica em relação às criptomoedas, simplesmente descrevendo o algoritmo de assinatura do anel sem referência a moedas. Suspeito que parte da notação seja consistente com o restante do artigo, embora. Por exemplo, x é a chave secreta “aleatória” escolhida em GEN, que fornece a chave pública P e imagem de chave pública I. Este valor de x é o valor que Bob calcula na parte 6, página 8. Portanto, este é começando a esclarecer parte da confusão da descrição anterior. Isso é legal; o dinheiro não está sendo transferido do "endereço público de Alice para o endereço público de Bob endereço." Ele está sendo transferido de endereço único para endereço único. Então, de certa forma, é assim que as coisas funcionam. Se Alex tiver algumas criptomoedas porque alguém os enviou para ela, isso significa que ela possui as chaves privadas necessárias para enviá-los a Bob. Ela usa uma troca Diffie-Hellman usando informações públicas de Bob para gerar um novo endereço único e as criptomoedas são transferidas para esse endereço. Agora, como uma troca DH (presumivelmente segura) foi usada para gerar o novo endereço único para o qual Alex enviou seu CN, Bob é o único com as chaves privadas necessárias para repetir o acima. Então agora, Bob é Alex. http://en.wikipedia.org/wiki/Piecewise#Notation_and_interpretation A soma deve ser indexada em j e não em i. Cada c_i é lixo aleatório (já que w_i é aleatório) exceto a bunda c_iassociada à chave real envolvida nesta assinatura. O valor de c é a hash das informações anteriores. Acho que isso pode conter um erro de digitação pior do que reutilizar o índice 'i', porque c_s parece ser implicitamente, e não explicitamente, definido. Na verdade, se considerarmos esta equação com fé, então determinaremos que c_s = (1/2)c - (1/2) soma_i neq s c_i. Ou seja, hash menos um monte de números aleatórios. Por outro lado, se este somatório se destina a ser lido "c_s = (c - sum_j neq s c_j) mod l", então pegamos o hash de nossas informações anteriores, geramos um monte de números aleatórios, subtraia todos esses números aleatórios de hash e isso nos dá c_s. Isto parece ser o que "deveria" estar acontecendo, dada minha intuição, e corresponde à etapa de verificação na página 10. Mas a intuição não é matemática. Vou me aprofundar nisso. O mesmo que antes; tudo isso será lixo aleatório, exceto aquele associado ao real chave pública do signatário x. Só que desta vez é mais o que eu esperaria da estrutura: r_i é aleatório para i!=s e r_s é determinado apenas pelo segredo x e pelos valores indexados em s de q_i e c_i.

VER: O verificador verifica a assinatura aplicando as transformações inversas: ( eu' i = riG + ciPi R′ i = riHp(Pi) + ciI Finalmente, o verificador verifica se nP eu=0 ci ?= Hs(m, L′ 0, . . . , eu' n, R′ 0, . . . , R′ n) mod l Se esta igualdade estiver correta, o verificador executa o algoritmo LNK. Caso contrário, o verificador rejeita a assinatura. LNK: O verificador verifica se I foi usado em assinaturas anteriores (esses valores são armazenados no conjunto I). Usos múltiplos implicam que duas assinaturas foram produzidas sob a mesma chave secreta. O significado do protocolo: ao aplicar transformações L, o signatário prova que conhece tal x que pelo menos um Pi = xG. Para tornar esta prova não repetível, introduzimos a imagem chave como I = xHp(P). O signatário usa os mesmos coeficientes (ri, ci) para provar quase a mesma afirmação: ele conhece tal x que pelo menos um \(H_p(P_i) = I \cdot x^{-1}\). Se o mapeamento \(x \to I\) for uma injeção: 1. Ninguém pode recuperar a chave pública da imagem chave e identificar o signatário; 2. O signatário não pode fazer duas assinaturas com I’s diferentes e o mesmo x. Uma análise completa de segurança é fornecida no Apêndice A. 4,5 Transação CryptoNote padrão Ao combinar ambos os métodos (chaves públicas não vinculáveis e assinatura de anel não rastreável), Bob consegue novo nível de privacidade em comparação com o esquema Bitcoin original. Requer que ele armazene apenas uma chave privada (a, b) e publicação (A, B) para começar a receber e enviar transações anônimas. Ao validar cada transação, Bob realiza adicionalmente apenas duas multiplicações de curva elíptica e uma adição por saída para verificar se uma transação pertence a ele. Para todos os seus saída Bob recupera um par de chaves único (pi, Pi) e o armazena em sua carteira. Quaisquer entradas podem ser provaram circunstancialmente ter o mesmo proprietário apenas se aparecerem em uma única transação. Em na verdade, esse relacionamento é muito mais difícil de estabelecer devido à assinatura única do anel. Com uma assinatura de anel, Bob pode efetivamente ocultar todas as entradas entre as de outra pessoa; tudo possível gastadores serão equiprováveis, mesmo a proprietária anterior (Alice) não tem mais informações do que qualquer observador. Ao assinar sua transação, Bob especifica n saídas estrangeiras com o mesmo valor que seu saída, misturando todos eles sem a participação de outros usuários. O próprio Bob (assim como qualquer outra pessoa) não sabe se algum desses pagamentos foi gasto: uma saída pode ser usada em milhares de assinaturas como fator de ambiguidade e nunca como alvo de ocultação. O duplo a verificação de gastos ocorre na fase LNK ao verificar o conjunto de imagens-chave usadas. Bob pode escolher o grau de ambigüidade sozinho: n = 1 significa que a probabilidade que ele tem gasto, a saída tem 50% de probabilidade, n = 99 dá 1%. O tamanho da assinatura resultante aumenta linearmente como O (n + 1), portanto, o anonimato aprimorado custa para Bob taxas de transação extras. Ele também pode defina n = 0 e faça com que sua assinatura de anel consista em apenas um elemento, no entanto, isso irá instantaneamente revelá-lo como um gastador. 10 VER: O verificador verifica a assinatura aplicando as transformações inversas: ( eu' i = riG + ciPi R′ i = riHp(Pi) + ciI Finalmente, o verificador verifica se nP eu=0 ci ?= Hs(m, L′ 0, . . . , eu' n, R' 0, . . . , R' n) mod l Se esta igualdade estiver correta, o verificador executa o algoritmo LNK. Caso contrário, o verificador rejeita a assinatura. LNK: O verificador verifica se I foi usado em assinaturas anteriores (esses valores são armazenados no conjunto I). Usos múltiplos implicam que duas assinaturas foram produzidas sob a mesma chave secreta. O significado do protocolo: ao aplicar transformações L, o signatário prova que conhece tal x que pelo menos um Pi = xG. Para tornar esta prova não repetível, introduzimos a imagem chave como I = xHp(P). O signatário usa os mesmos coeficientes (ri, ci) para provar quase a mesma afirmação: ele conhece tal x que pelo menos um \(H_p(P_i) = I \cdot x^{-1}\). Se o mapeamento \(x \to I\) for uma injeção: 1. Ninguém pode recuperar a chave pública da imagem chave e identificar o signatário; 2. O signatário não pode fazer duas assinaturas com I’s diferentes e o mesmo x. Uma análise completa de segurança é fornecida no Apêndice A. 4,5 Transação CryptoNote padrão Ao combinar ambos os métodos (chaves públicas não vinculáveis e assinatura de anel não rastreável), Bob consegue novo nível de privacidade em comparação com o esquema Bitcoin original. Requer que ele armazene apenas uma chave privada (a, b) e publicação (A, B) para começar a receber e enviar transações anônimas. Ao validar cada transação, Bob realiza adicionalmente apenas duas multiplicações de curva elíptica e uma adição por saída para verificar se uma transação pertence a ele. Para todos os seus saída Bob recupera um par de chaves único (pi, Pi) e sto guarda em sua carteira. Quaisquer entradas podem ser provaram circunstancialmente ter o mesmo proprietário apenas se aparecerem em uma única transação. Em na verdade, esse relacionamento é muito mais difícil de estabelecer devido à assinatura única do anel. Com uma assinatura de anel, Bob pode efetivamente ocultar todas as entradas entre as de outra pessoa; tudo possível gastadores serão equiprováveis, mesmo a proprietária anterior (Alice) não tem mais informações do que qualquer observador. Ao assinar sua transação, Bob especifica n saídas estrangeiras com o mesmo valor que seu saída, misturando todos eles sem a participação de outros usuários. O próprio Bob (assim como qualquer outra pessoa) não sabe se algum desses pagamentos foi gasto: uma saída pode ser usada em milhares de assinaturas como fator de ambiguidade e nunca como alvo de ocultação. O duplo a verificação de gastos ocorre na fase LNK ao verificar o conjunto de imagens-chave usadas. Bob pode escolher o grau de ambigüidade sozinho: n = 1 significa que a probabilidade que ele tem gasto, a saída tem 50% de probabilidade, n = 99 dá 1%. O tamanho da assinatura resultante aumenta linearmente como O (n + 1), portanto, o anonimato aprimorado custa para Bob taxas de transação extras. Ele também pode defina n = 0 e faça com que sua assinatura de anel consista em apenas um elemento, no entanto, isso irá instantaneamente revelá-lo como um gastador. 10 19 Neste ponto, estou terrivelmente confuso. Alex recebe uma mensagem M com assinatura (I,c_1, ..., c_n, r_1, ..., r_n) e lista de públicos teclas S. e ela executa VER. Isso irá calcular L_i’ e R_i’ Isso verifica que c_s = c - sum_i neq s c_i na página anterior. No começo eu estava MUITO (ha) confuso. Qualquer um pode calcular L_i’ e R_i’. Na verdade, cada r_i e c_i foram publicados na assinatura sigma junto com o valor de I. O conjunto S = P_i de todas as chaves públicas também foi publicado. Então, qualquer um que tenha visto o sigma e o conjunto de as chaves S = P_i obterão os mesmos valores para L_i’ e R_i’ e, portanto, verificarão a assinatura. Mas então me lembrei que esta seção descreve simplesmente um algoritmo de assinatura, não uma "verificação se assinado, verifique se ENVIADO PARA MIM e, em caso afirmativo, vá gastar o dinheiro." Este é SIMPLESMENTE o parte de assinatura do jogo. Estou interessado em ler o Apêndice A quando finalmente chegar lá. Eu gostaria de ver uma comparação completa operação por operação do Cryptonote com Bitcoin. Além disso, eletricidade/sustentabilidade. Quais partes dos algoritmos constituem a “entrada” aqui? A entrada da transação, acredito, é um Valor e um conjunto de UTXOs que somam um valor maior que o Quantidade. Isto não está claro. “Alvo de esconderijo?” Pensei nisso por alguns minutos e ainda não consegui idéia mais nebulosa do que isso poderia significar. Um ataque de gasto duplo pode ser executado apenas manipulando a chave usada percebida de um nó conjunto de imagens \(I\). "Grau de ambiguidade" = n mas o número total de chaves públicas incluídas na transação é n+1. Ou seja, o grau de ambiguidade seria “quantas OUTRAS pessoas você quer em a multidão?" A resposta provavelmente será, por padrão, “tantas quanto possível”.

VER: O verificador verifica a assinatura aplicando as transformações inversas: ( eu' i = riG + ciPi R′ i = riHp(Pi) + ciI Finalmente, o verificador verifica se nP eu=0 ci ?= Hs(m, L′ 0, . . . , eu' n, R' 0, . . . , R' n) mod l Se esta igualdade estiver correta, o verificador executa o algoritmo LNK. Caso contrário, o verificador rejeita a assinatura. LNK: O verificador verifica se I foi usado em assinaturas anteriores (esses valores são armazenados no conjunto I). Usos múltiplos implicam que duas assinaturas foram produzidas sob a mesma chave secreta. O significado do protocolo: ao aplicar transformações L, o signatário prova que conhece tal x que pelo menos um Pi = xG. Para tornar esta prova não repetível, introduzimos a imagem chave como I = xHp(P). O signatário usa os mesmos coeficientes (ri, ci) para provar quase a mesma afirmação: ele conhece tal x que pelo menos um \(H_p(P_i) = I \cdot x^{-1}\). Se o mapeamento \(x \to I\) for uma injeção: 1. Ninguém pode recuperar a chave pública da imagem chave e identificar o signatário; 2. O signatário não pode fazer duas assinaturas com I’s diferentes e o mesmo x. Uma análise completa de segurança é fornecida no Apêndice A. 4,5 Transação CryptoNote padrão Ao combinar ambos os métodos (chaves públicas não vinculáveis e assinatura de anel não rastreável), Bob consegue novo nível de privacidade em comparação com o esquema Bitcoin original. Requer que ele armazene apenas uma chave privada (a, b) e publicação (A, B) para começar a receber e enviar transações anônimas. Ao validar cada transação, Bob realiza adicionalmente apenas duas multiplicações de curva elíptica e uma adição por saída para verificar se uma transação pertence a ele. Para todos os seus saída Bob recupera um par de chaves único (pi, Pi) e o armazena em sua carteira. Quaisquer entradas podem ser provaram circunstancialmente ter o mesmo proprietário apenas se aparecerem em uma única transação. Em na verdade, esse relacionamento é muito mais difícil de estabelecer devido à assinatura única do anel. Com uma assinatura de anel, Bob pode efetivamente ocultar todas as entradas entre as de outra pessoa; tudo possível gastadores serão equiprováveis, mesmo a proprietária anterior (Alice) não tem mais informações do que qualquer observador. Ao assinar sua transação, Bob especifica n saídas estrangeiras com o mesmo valor que seu saída, misturando todos eles sem a participação de outros usuários. O próprio Bob (assim como qualquer outra pessoa) não sabe se algum desses pagamentos foi gasto: uma saída pode ser usada em milhares de assinaturas como fator de ambiguidade e nunca como alvo de ocultação. O duplo a verificação de gastos ocorre na fase LNK ao verificar o conjunto de imagens-chave usadas. Bob pode escolher o grau de ambigüidade sozinho: n = 1 significa que a probabilidade que ele tem gasto, a saída tem 50% de probabilidade, n = 99 dá 1%. O tamanho da assinatura resultante aumenta linearmente como O (n + 1), portanto, o anonimato aprimorado custa para Bob taxas de transação extras. Ele também pode defina n = 0 e faça com que sua assinatura de anel consista em apenas um elemento, no entanto, isso irá instantaneamente revelá-lo como um gastador. 10 VER: O verificador verifica a assinatura aplicando as transformações inversas: ( eu' i = riG + ciPi R′ i = riHp(Pi) + ciI Finalmente, o verificador verifica se nP eu=0 ci ?= Hs(m, L′ 0, . . . , eu' n, R' 0, . . . , R' n) mod l Se esta igualdade estiver correta, o verificador executa o algoritmo LNK. Caso contrário, o verificador rejeita a assinatura. LNK: O verificador verifica se I foi usado em assinaturas anteriores (esses valores são armazenados no conjunto I). Usos múltiplos implicam que duas assinaturas foram produzidas sob a mesma chave secreta. O significado do protocolo: ao aplicar transformações L, o signatário prova que conhece tal x que pelo menos um Pi = xG. Para tornar esta prova não repetível, introduzimos a imagem chave como I = xHp(P). O signatário usa os mesmos coeficientes (ri, ci) para provar quase a mesma afirmação: ele conhece tal x que pelo menos um \(H_p(P_i) = I \cdot x^{-1}\). Se o mapeamento \(x \to I\) for uma injeção: 1. Ninguém pode recuperar a chave pública da imagem chave e identificar o signatário; 2. O signatário não pode fazer duas assinaturas com I’s diferentes e o mesmo x. Uma análise completa de segurança é fornecida no Apêndice A. 4,5 Transação CryptoNote padrão Ao combinar ambos os métodos (chaves públicas não vinculáveis e assinatura de anel não rastreável), Bob consegue novo nível de privacidade em comparação com o esquema Bitcoin original. Requer que ele armazene apenas uma chave privada (a, b) e publicação (A, B) para começar a receber e enviar transações anônimas. Ao validar cada transação, Bob realiza adicionalmente apenas duas multiplicações de curva elíptica e uma adição por saída para verificar se uma transação pertence a ele. Para todos os seus saída Bob recupera um par de chaves único (pi, Pi) e sto guarda em sua carteira. Quaisquer entradas podem ser provaram circunstancialmente ter o mesmo proprietário apenas se aparecerem em uma única transação. Em na verdade, esse relacionamento é muito mais difícil de estabelecer devido à assinatura única do anel. Com uma assinatura de anel, Bob pode efetivamente ocultar todas as entradas entre as de outra pessoa; tudo possível gastadores serão equiprováveis, mesmo a proprietária anterior (Alice) não tem mais informações do que qualquer observador. Ao assinar sua transação, Bob especifica n saídas estrangeiras com o mesmo valor que seu saída, misturando todos eles sem a participação de outros usuários. O próprio Bob (assim como qualquer outra pessoa) não sabe se algum desses pagamentos foi gasto: uma saída pode ser usada em milhares de assinaturas como fator de ambiguidade e nunca como alvo de ocultação. O duplo a verificação de gastos ocorre na fase LNK ao verificar o conjunto de imagens-chave usadas. Bob pode escolher o grau de ambigüidade sozinho: n = 1 significa que a probabilidade que ele tem gasto, a saída tem 50% de probabilidade, n = 99 dá 1%. O tamanho da assinatura resultante aumenta linearmente como O (n + 1), portanto, o anonimato aprimorado custa para Bob taxas de transação extras. Ele também pode defina n = 0 e faça com que sua assinatura de anel consista em apenas um elemento, no entanto, isso irá instantaneamente revelá-lo como um gastador. 10 20 Isso é interessante; anteriormente, fornecemos uma maneira para um receptor, Bob, fazer todas as entradas transações não desvinculáveis, seja escolhendo metade de suas chaves privadas de forma determinística ou publicando metade de suas chaves privadas como públicas. Este é um tipo de política sem retorno. Aqui, vemos uma maneira de um remetente, Alex, escolher uma única transação de saída como vinculável, mas na verdade isso revela Alex como o remetente de toda a rede. Este NÃO é um tipo de política sem retorno. Isso é transação por transação. Existe uma terceira política? Um destinatário, Bob, pode gerar um ID de pagamento exclusivo para Alex que nunca muda, talvez usando uma troca Diffe-Hellman? Se alguém incluir esse pagamento ID empacotado em algum lugar de sua transação para o endereço de Bob, deve ter vindo de Alex. Dessa forma, Alex não precisa se revelar para toda a rede ao optar por vincular um determinado transação, mas ela ainda pode se identificar perante a pessoa para quem envia seu dinheiro. Não é isso que a Poloniex faz?

Transação Entrada de transmissão Saída0 . . . Saída . . . Saída Imagem principal Assinaturas Assinatura do anel Chave de destino Saída1 Chave de destino Saída Transações estrangeiras Saída do remetente Chave de destino Par de chaves único Único chave privada Eu = xHp(P) P,x Figura 7. Geração de assinatura de anel em uma transação padrão. 5 Prova de trabalho igualitária Nesta seção propomos e fundamentamos o novo algoritmo proof-of-work. Nosso objetivo principal é fechar a lacuna entre os mineradores de CPU (maioria) e GPU/FPGA/ASIC (minoria). É apropriado que alguns usuários possam ter uma certa vantagem sobre outros, mas seus investimentos deve crescer pelo menos linearmente com a potência. De forma mais geral, a produção de dispositivos para fins especiais tem que ser o menos lucrativo possível. 5.1 Trabalhos relacionados O protocolo Bitcoin proof-of-work original usa a função de precificação com uso intensivo de CPU SHA-256. Consiste principalmente em operadores lógicos básicos e depende exclusivamente da velocidade computacional de processador, portanto, é perfeitamente adequado para implementação multicore/conveyer. No entanto, os computadores modernos não estão limitados apenas pelo número de operações por segundo, mas também pelo tamanho da memória. Embora alguns processadores possam ser substancialmente mais rápidos que outros [8], os tamanhos de memória são menos propensos a variar entre as máquinas. As funções de preço ligadas à memória foram introduzidas pela primeira vez por Abadi et al e foram definidas como “funções cujo tempo de computação é dominado pelo tempo gasto no acesso à memória” [15]. A ideia principal é construir um algoritmo alocando um grande bloco de dados (“scratchpad”) dentro da memória que pode ser acessada de forma relativamente lenta (por exemplo, RAM) e “acessando um sequência imprevisível de locais” dentro dele. Um bloco deve ser grande o suficiente para fazer a preservação os dados mais vantajosos do que recalculá-los para cada acesso. O algoritmo também deve evita o paralelismo interno, portanto, N threads simultâneos devem exigir N vezes mais memória de uma vez. Dwork et al [22] investigaram e formalizaram esta abordagem levando-os a sugerir outra variante da função de precificação: “Mbound”. Mais uma obra pertence a F. Coelho [20], que 11 Transação Entrada de transmissão Saída0 . . . Saída . . . Saída Imagem principal Assinaturas Assinatura do anel Chave de destino Saída1 Chave de destino Saída Transações estrangeiras Saída do remetente Chave de destino Par de chaves único Único chave privada Eu = xHp(P) P,x Figura 7. Geração de assinatura de anel em uma transação padrão. 5 Prova de trabalho igualitária Nesta seção propomos e fundamentamos o novo algoritmo proof-of-work. Nosso objetivo principal é fechar a lacuna entre os mineradores de CPU (maioria) e GPU/FPGA/ASIC (minoria). É apropriado que alguns usuários possam ter uma certa vantagem sobre outros, mas seus investimentos deve crescer pelo menos linearmente com a potência. De forma mais geral, a produção de dispositivos para fins especiais tem que ser o menos lucrativo possível. 5.1 Trabalhos relacionados O protocolo Bitcoin proof-of-work original usa a função de precificação com uso intensivo de CPU SHA-256. Consiste principalmente em operadores lógicos básicos e depende exclusivamente da velocidade computacional de processador, portanto, é perfeitamente adequado para implementação multicore/conveyer. No entanto, os computadores modernos não estão limitados apenas pelo número de operações por segundo, mas também pelo tamanho da memória. Embora alguns processadores possam ser substancialmente mais rápidos que outros [8], os tamanhos de memória são menos propensos a variar entre as máquinas. As funções de preço ligadas à memória foram introduzidas pela primeira vez por Abadi et al e foram definidas como “funções cujo tempo de computação é dominado pelo tempo gasto no acesso à memória” [15]. A ideia principal é construir um algoritmo alocando um grande bloco de dados (“scratchpad”) dentro da memória que pode ser acessada de forma relativamente lenta (por exemplo, RAM) e “acessando um sequência imprevisível de locais” dentro dele. Um bloco deve ser grande o suficiente para fazer a preservação os dados mais vantajosos do que recalculá-los para cada acesso. O algoritmo também deve evita o paralelismo interno, portanto, N threads simultâneos devem exigir N vezes mais memória de uma vez. Dwork et al [22] investigaram e formalizaram esta abordagem levando-os a sugerir outra variante da função de precificação: “Mbound”. Mais uma obra pertence a F. Coelho [20], que 11 21 Estes são, aparentemente, nossos UTXO: valores e chaves de destino. Se Alex é quem está construindo esta transação padrão e está enviando para Bob, então Alex também possui as chaves privadas para cada um deles. Gosto muito deste diagrama, porque ele responde a algumas perguntas anteriores. Uma entrada Txn consiste de um conjunto de saídas Txn e um keminha imagem. Em seguida, é assinado com uma assinatura circular, incluindo todos das chaves privadas que Alex possui para todas as transações estrangeiras envolvidas no negócio. O A saída Txn consiste em um valor e uma chave de destino. O destinatário da transação pode, à vontade, gere sua chave privada única, conforme descrito anteriormente no artigo, para gastar o dinheiro. Será um prazer descobrir o quanto isso corresponde ao código real... Não, Nic van Saberhagen descreve vagamente algumas propriedades de um algoritmo de prova de trabalho, sem realmente descrever esse algoritmo. O próprio algoritmo CryptoNight EXIGIRÁ uma análise profunda. Quando li isso, gaguejei. Deveria o investimento crescer pelo menos linearmente com o poder, ou deveria o investimento cresce no máximo linearmente com a potência? E então eu percebi; Eu, como minerador ou investidor, geralmente penso em "quanto poder posso obter para um investimento?" e não "quanto investimento é necessário para uma quantidade fixa de energia?" Claro, denote investimento por I e poder por P. Se I(P) é investimento em função do poder e P(I) é o poder em função do investimento, eles serão inversos um do outro (onde quer que podem existir inversos). E se I(P) for mais rápido que linear, então P(I) será mais lento que linear. Portanto, haverá uma taxa de retorno reduzida para os investidores. Ou seja, o que o autor está dizendo aqui é: "com certeza, à medida que você investe mais, você vai conseguir mais poder. Mas deveríamos tentar fazer disso uma taxa de retorno reduzida." Os investimentos em CPU acabarão sendo sublineares, eventualmente; a questão é se os autores projetaram um algoritmo POW que forçará os ASICs a fazer isso também. Uma hipotética “moeda futura” deveria sempre minerar com os recursos mais lentos/mais limitados? O artigo de Abadi et al (que tem como autores alguns engenheiros do Google e da Microsoft) é, essencialmente, usando o fato de que nos últimos anos o tamanho da memória teve um tamanho muito menor variação entre máquinas do que a velocidade do processador e com uma relação investimento-potência mais do que linear. Em alguns anos, isso poderá ter que ser reavaliado! Tudo é uma corrida armamentista... Construir uma função hash é difícil; construir uma função hash que satisfaça essas restrições parece ser mais difícil. Este artigo parece não ter nenhuma explicação sobre o real hashalgoritmo CryptoNight. Eu acho que é uma implementação do SHA-3 com muita memória, baseada nas postagens do fórum, mas não tenho ideia... e esse é o ponto. Deve ser explicado.

propôs a solução mais eficaz: “Hokkaido”. Até onde sabemos, o último trabalho baseado na ideia de pesquisas pseudo-aleatórias em um grande array é o algoritmo conhecido como “scrypt” por C. Percival [32]. Ao contrário das funções anteriores, ele se concentra em derivação de chave, e não sistemas proof-of-work. Apesar deste fato, o scrypt pode servir ao nosso propósito: funciona bem como uma função de precificação no problema de conversão parcial hash, como SHA-256 em Bitcoin. Até agora, o scrypt já foi aplicado em Litecoin [14] e em alguns outros forks Bitcoin. No entanto, a sua implementação não está realmente limitada à memória: a relação “tempo de acesso à memória / time” não é grande o suficiente porque cada instância usa apenas 128 KB. Isso permite que mineradores de GPU ser cerca de 10 vezes mais eficaz e continua a deixar a possibilidade de criar relativamente dispositivos de mineração baratos, mas altamente eficientes. Além disso, a própria construção do scrypt permite uma troca linear entre tamanho de memória e Velocidade da CPU devido ao fato de que cada bloco do scratchpad é derivado apenas do anterior. Por exemplo, você pode armazenar cada segundo bloco e recalcular os outros de forma preguiçosa, ou seja, apenas quando for necessário. Os índices pseudo-aleatórios são considerados uniformemente distribuídos, portanto, o valor esperado dos recálculos dos blocos adicionais é 1 \(2 \cdot N\), onde N é o número de iterações. O tempo total de cálculo aumenta menos da metade porque também há operações independentes de tempo (tempo constante), como preparar o scratchpad e hashing em cada iteração. Economizar 2/3 da memória custa 1 \(3 \cdot N\) + 1 3 \(\cdot\) \(2 \cdot N\) = N recálculos adicionais; 9/10 resulta em 1 \(10 \cdot N\) + . . . + 1 \(10 \cdot 9 \cdot N\) = 4,5N. É fácil mostrar que armazenar apenas 1 s de todos os blocos aumenta o tempo menos que por um fator de s−1 2. Isto, por sua vez, implica que uma máquina com uma CPU 200 vezes mais rápido que os chips modernos podem armazenar apenas 320 bytes do scratchpad. 5.2 O algoritmo proposto Propomos um novo algoritmo limitado à memória para a função de precificação proof-of-work. Depende de acesso aleatório a uma memória lenta e enfatiza a dependência da latência. Ao contrário de criptografar cada novo bloco (64 bytes de comprimento) depende de todos os blocos anteriores. Como resultado, uma hipótese “economizador de memória” deve aumentar exponencialmente sua velocidade de cálculo. Nosso algoritmo requer cerca de 2 Mb por instância pelos seguintes motivos: 1. Cabe no cache L3 (por núcleo) dos processadores modernos, que deve se tornar mainstream em alguns anos; 2. Um megabyte de memória interna é um tamanho quase inaceitável para um pipeline ASIC moderno; 3. As GPUs podem executar centenas de instâncias simultâneas, mas são limitadas de outras maneiras: A memória GDDR5 é mais lenta que o cache L3 da CPU e notável por sua largura de banda, não velocidade de acesso aleatório. 4. Uma expansão significativa do scratchpad exigiria um aumento nas iterações, o que em turno implica um aumento geral do tempo. Chamadas “pesadas” em uma rede p2p sem confiança podem levar a vulnerabilidades graves, porque os nós são obrigados a verificar o proof-of-work de cada novo bloco. Se um nó gastar uma quantidade considerável de tempo em cada avaliação hash, ele poderá ser facilmente DDoS causado por uma enxurrada de objetos falsos com dados de trabalho arbitrários (valores nonce). 12 propôs a solução mais eficaz: “Hokkaido”. Até onde sabemos, o último trabalho baseado na ideia de pesquisas pseudo-aleatórias em um grande array é o algoritmo conhecido como “scrypt” por C. Percival [32]. Ao contrário das funções anteriores, ele se concentra em derivação de chave, e não sistemas proof-of-work. Apesar deste fato, o scrypt pode servir ao nosso propósito: funciona bem como uma função de precificação no problema de conversão parcial hash, como SHA-256 em Bitcoin. Até agora, o scrypt já foi aplicado em Litecoin [14] e em alguns outros forks Bitcoin. No entanto, a sua implementação não está realmente limitada à memória: a relação “tempo de acesso à memória / time” não é grande o suficiente porque cada instância usa apenas 128 KB. Isso permite que mineradores de GPU ser cerca de 10 vezes mais eficaz e continua a deixar a possibilidade de criar relativamente dispositivos de mineração baratos, mas altamente eficientes. Além disso, a própria construção do scrypt permite uma troca linear entre tamanho de memória e Velocidade da CPU devido ao fato de que cada bloco do scratchpad é derivado apenas do anterior. Por exemplo, você pode armazenar cada segundo bloco e recalcular os outros de forma preguiçosa, ou seja, apenas quando for necessário. Os índices pseudo-aleatórios são considerados uniformemente distribuídos, portanto, o valor esperado dos recálculos dos blocos adicionais é 1 \(2 \cdot N\), ondeN é o número de iterações. O tempo total de cálculo aumenta menos da metade porque também há operações independentes de tempo (tempo constante), como preparar o scratchpad e hashing em cada iteração. Economizar 2/3 da memória custa 1 \(3 \cdot N\) + 1 3 \(\cdot\) \(2 \cdot N\) = N recálculos adicionais; 9/10 resulta em 1 \(10 \cdot N\) + . . . + 1 \(10 \cdot 9 \cdot N\) = 4,5N. É fácil mostrar que armazenar apenas 1 s de todos os blocos aumenta o tempo menos que por um fator de s−1 2. Isto, por sua vez, implica que uma máquina com uma CPU 200 vezes mais rápido que os chips modernos podem armazenar apenas 320 bytes do scratchpad. 5.2 O algoritmo proposto Propomos um novo algoritmo limitado à memória para a função de precificação proof-of-work. Depende de acesso aleatório a uma memória lenta e enfatiza a dependência da latência. Ao contrário de criptografar cada novo bloco (64 bytes de comprimento) depende de todos os blocos anteriores. Como resultado, uma hipótese “economizador de memória” deve aumentar exponencialmente sua velocidade de cálculo. Nosso algoritmo requer cerca de 2 Mb por instância pelos seguintes motivos: 1. Cabe no cache L3 (por núcleo) dos processadores modernos, que deve se tornar mainstream em alguns anos; 2. Um megabyte de memória interna é um tamanho quase inaceitável para um pipeline ASIC moderno; 3. As GPUs podem executar centenas de instâncias simultâneas, mas são limitadas de outras maneiras: A memória GDDR5 é mais lenta que o cache L3 da CPU e notável por sua largura de banda, não velocidade de acesso aleatório. 4. Uma expansão significativa do scratchpad exigiria um aumento nas iterações, o que em turno implica um aumento geral do tempo. Chamadas “pesadas” em uma rede p2p sem confiança podem levar a vulnerabilidades graves, porque os nós são obrigados a verificar o proof-of-work de cada novo bloco. Se um nó gastar uma quantidade considerável de tempo em cada avaliação hash, ele poderá ser facilmente DDoS causado por uma enxurrada de objetos falsos com dados de trabalho arbitrários (valores nonce). 12 22 Deixa pra lá, é uma moeda criptografada? Onde está o algoritmo? Tudo o que vejo é um anúncio. É aqui que o Cryptonote, se seu algoritmo PoW valer a pena, realmente brilhará. Não é realmente SHA-256, não é realmente criptografado. É novo, vinculado à memória e não recursivo.

6 Outras vantagens 6.1 Emissão suave O limite superior para a quantidade total de moedas digitais CryptoNote é: MSupply = 264 −1 unidades atômicas. Esta é uma restrição natural baseada apenas nos limites de implementação, não na intuição como “N moedas deveriam ser suficientes para qualquer pessoa”. Para garantir a suavidade do processo de emissão, usamos a seguinte fórmula para bloco recompensas: BaseReward = (MSupply −A) ≫18, onde A é a quantidade de moedas geradas anteriormente. 6.2 Parâmetros ajustáveis 6.2.1 Dificuldade CryptoNote contém um algoritmo de segmentação que altera a dificuldade de cada bloco. Isto diminui o tempo de reação do sistema quando a taxa de rede hash está crescendo ou diminuindo intensamente, preservando uma taxa de bloqueio constante. O método Bitcoin original calcula a relação do valor real e intervalo de tempo alvo entre os últimos blocos de 2016 e usa-o como multiplicador para o atual dificuldade. Obviamente isto é inadequado para recálculos rápidos (devido à grande inércia) e resulta em oscilações. A ideia geral por trás do nosso algoritmo é somar todo o trabalho concluído pelos nós e divida pelo tempo que gastaram. A medida do trabalho são os valores de dificuldade correspondentes em cada bloco. Mas devido a carimbos de data/hora imprecisos e não confiáveis, não podemos determinar a data exata intervalo de tempo entre blocos. Um usuário pode mudar seu carimbo de data/hora para o futuro e para a próxima vez intervalos podem ser improvavelmente pequenos ou até negativos. Presumivelmente, haverá poucos incidentes de desse tipo, para que possamos apenas classificar os carimbos de data e hora e eliminar os valores discrepantes (ou seja, 20%). A gama de os valores restantes são o tempo gasto em 80% dos blocos correspondentes. 6.2.2 Limites de tamanho Os usuários pagam pelo armazenamento do blockchain e terão direito a votar no seu tamanho. Cada mineiro lida com a compensação entre equilibrar os custos e o lucro das taxas e define seu próprio “soft-limit” para criação de blocos. Além disso, a regra básica para o tamanho máximo do bloco é necessária para evitando que blockchain seja inundado com transações falsas, no entanto, este valor deve não ser codificado. Seja MN o valor mediano dos últimos N tamanhos de blocos. Então o “limite rígido” para o tamanho de aceitar blocos é \(2 \cdot M_N\). Ele evita o inchaço do blockchain, mas ainda permite que o limite crescer lentamente com o tempo, se necessário. O tamanho da transação não precisa ser limitado explicitamente. É limitado pelo tamanho de um bloco; e se alguém quiser criar uma transação enorme com centenas de entradas/saídas (ou com (o elevado grau de ambiguidade nas assinaturas de anéis), ele pode fazê-lo pagando uma taxa suficiente. 6.2.3 Penalidade por excesso de tamanho Um minerador ainda tem a capacidade de encher um bloco com suas próprias transações sem taxa até o limite máximo. tamanho 2 \(\cdot\) MB. Embora apenas a maioria dos mineradores possa alterar o valor mediano, ainda há uma 13 6 Outras vantagens 6.1 Emissão suave O limite superior para a quantidade total de moedas digitais CryptoNote é: MSupply = 264 −1 unidades atômicas. Esta é uma restrição natural baseada apenas nos limites de implementação, não na intuição como “N moedas deveriam ser suficientes para qualquer pessoa”. Para garantir a suavidade do processo de emissão, usamos a seguinte fórmula para bloco recompensas: BaseReward = (MSupply −A) ≫18, onde A é a quantidade de moedas geradas anteriormente. 6.2 Parâmetros ajustáveis 6.2.1 Dificuldade CryptoNote contém um algoritmo de segmentação que altera a dificuldade de cada bloco. Isto diminui o tempo de reação do sistema quando a taxa de rede hash está crescendo ou diminuindo intensamente, preservando uma taxa de bloqueio constante. O método Bitcoin original calcula a relação do valor real e intervalo de tempo alvo entre os últimos blocos de 2016 e usa-o como multiplicador para o atual dificuldade. Obviamente isto é inadequado para recálculos rápidos (devido à grande inércia) e resulta em oscilações. A ideia geral por trás do nosso algoritmo é somar todo o trabalho concluído pelos nós e divida pelo tempo que gastaram. A medida do trabalho são os valores de dificuldade correspondentes em cada bloco. Mas devido a carimbos de data/hora imprecisos e não confiáveis, não podemos determinar a data exata intervalo de tempo entre blocos. Um usuário pode mudar seu carimbo de data/hora para o futuro e para a próxima vez intervalos podem ser improvavelmente pequenos ou até negativos. Presumivelmente, haverá poucos incidentes de desse tipo, para que possamos apenas classificar os carimbos de data e hora e eliminar os valores discrepantes (ou seja, 20%). A gama de os valores restantes são o tempo gasto em 80% dos blocos correspondentes. 6.2.2 Limites de tamanho Os usuários pagam pelo armazenamento do blockchain e terão direito a votar no seu tamanho. Cada mineiro lida com o trade-off entre o equilíbrioe custa e lucra com as taxas e define seu próprio “soft-limit” para criação de blocos. Além disso, a regra básica para o tamanho máximo do bloco é necessária para evitando que blockchain seja inundado com transações falsas, no entanto, este valor deve não ser codificado. Seja MN o valor mediano dos últimos N tamanhos de blocos. Então o “limite rígido” para o tamanho de aceitar blocos é \(2 \cdot M_N\). Ele evita o inchaço do blockchain, mas ainda permite que o limite crescer lentamente com o tempo, se necessário. O tamanho da transação não precisa ser limitado explicitamente. É limitado pelo tamanho de um bloco; e se alguém quiser criar uma transação enorme com centenas de entradas/saídas (ou com (o elevado grau de ambiguidade nas assinaturas de anéis), ele pode fazê-lo pagando uma taxa suficiente. 6.2.3 Penalidade por excesso de tamanho Um minerador ainda tem a capacidade de encher um bloco com suas próprias transações sem taxa até o limite máximo. tamanho 2 \(\cdot\) MB. Embora apenas a maioria dos mineradores possa alterar o valor mediano, ainda há uma 13 23 Unidades atômicas. Eu gosto disso. Isso é equivalente a Satoshis? Se sim, então isso significa que haverá 185 bilhões de criptomoedas. Eu sei que isso deve ser, eventualmente, ajustado em algumas páginas, ou talvez haja um erro de digitação? Se a recompensa base for “todas as moedas restantes”, então apenas um bloco será suficiente para obter todas as moedas. Instamine. Por outro lado, se isto for supostamente proporcional de alguma forma ao diferença de tempo entre agora e alguma data de término da produção de moedas? Isso seria faz sentido. Além disso, no meu mundo, dois sinais de maior que este significam "muito maior que". Será que o autor possivelmente significa outra coisa? Se o ajuste à dificuldade ocorrer a cada bloco, um invasor poderá ter um conjunto muito grande de as máquinas mineram e desligam em intervalos de tempo cuidadosamente escolhidos. Isso pode causar uma explosão caótica (ou cair para zero) na dificuldade, se as fórmulas de ajuste de dificuldade não forem amortecidas adequadamente. Não há dúvida de que o método de Bitcoin é inadequado para recálculos rápidos, mas a ideia de inércia nestes sistemas precisaria ser provada, e não tomada como certa. Além disso, oscilações na dificuldade da rede não é necessariamente um problema, a menos que resulte em oscilações de fornecimento de moedas - e ter uma dificuldade que muda muito rapidamente pode causar "correção excessiva". O tempo gasto, especialmente em um curto espaço de tempo como alguns minutos, será proporcional ao "total número de blocos criados na rede." A constante de proporcionalidade irá, por si só, crescer ao longo do tempo, presumivelmente exponencialmente se o CN decolar. Pode ser uma ideia melhor simplesmente ajustar a dificuldade para manter o "total de blocos criados no rede desde que o último bloco foi adicionado à cadeia principal" dentro de algum valor constante, ou com variação limitada ou algo parecido. Se um algoritmo adaptativo que seja computacionalmente fácil de implementar, isso pareceria resolver o problema. Mas então, se usássemos esse método, alguém com uma grande exploração mineira poderia encerrar a sua exploração. por algumas horas e ligue-o novamente. Nos primeiros quarteirões, aquela fazenda fará banco. Então, na verdade, esse método traria um ponto interessante: a mineração se torna (em média) um perder jogo sem ROI, especialmente à medida que mais pessoas acessam a rede. Se a dificuldade de mineração rede monitorada de perto hashrate, de alguma forma duvido que as pessoas mineriam tanto quanto atualmente faço. Ou, por outro lado, em vez de manterem as suas explorações mineiras a funcionar 24 horas por dia, 7 dias por semana, podem transformá-las ligado por 6 horas, desligado por 2, ligado por 6, desligado por 2 ou algo parecido. Basta mudar para outra moeda por algumas horas, espere a dificuldade diminuir e depois volte para ganhar alguns extras blocos de lucratividade à medida que a rede se adapta. E você sabe o que? Na verdade, isso é provavelmente um dos melhores cenários de mineração em que pensei... Isso poderia ser circular, mas se o tempo de criação do bloco média for cerca de um minuto, podemos simplesmente usar o número de blocos como proxy para "tempo gasto?"

6 Outras vantagens 6.1 Emissão suave O limite superior para a quantidade total de moedas digitais CryptoNote é: MSupply = 264 −1 unidades atômicas. Esta é uma restrição natural baseada apenas nos limites de implementação, não na intuição como “N moedas deveriam ser suficientes para qualquer pessoa”. Para garantir a suavidade do processo de emissão, usamos a seguinte fórmula para bloco recompensas: BaseReward = (MSupply −A) ≫18, onde A é a quantidade de moedas geradas anteriormente. 6.2 Parâmetros ajustáveis 6.2.1 Dificuldade CryptoNote contém um algoritmo de segmentação que altera a dificuldade de cada bloco. Isto diminui o tempo de reação do sistema quando a taxa de rede hash está crescendo ou diminuindo intensamente, preservando uma taxa de bloqueio constante. O método Bitcoin original calcula a relação do valor real e intervalo de tempo alvo entre os últimos blocos de 2016 e usa-o como multiplicador para o atual dificuldade. Obviamente isto é inadequado para recálculos rápidos (devido à grande inércia) e resulta em oscilações. A ideia geral por trás do nosso algoritmo é somar todo o trabalho concluído pelos nós e divida pelo tempo que gastaram. A medida do trabalho são os valores de dificuldade correspondentes em cada bloco. Mas devido a carimbos de data/hora imprecisos e não confiáveis, não podemos determinar a data exata intervalo de tempo entre blocos. Um usuário pode mudar seu carimbo de data/hora para o futuro e para a próxima vez intervalos podem ser improvavelmente pequenos ou até negativos. Presumivelmente, haverá poucos incidentes de desse tipo, para que possamos apenas classificar os carimbos de data e hora e eliminar os valores discrepantes (ou seja, 20%). A gama de os valores restantes são o tempo gasto em 80% dos blocos correspondentes. 6.2.2 Limites de tamanho Os usuários pagam pelo armazenamento do blockchain e terão direito a votar no seu tamanho. Cada mineiro lida com a compensação entre equilibrar os custos e o lucro das taxas e define seu próprio “soft-limit” para criação de blocos. Além disso, a regra básica para o tamanho máximo do bloco é necessária para evitando que blockchain seja inundado com transações falsas, no entanto, este valor deve não ser codificado. Seja MN o valor mediano dos últimos N tamanhos de blocos. Então o “limite rígido” para o tamanho de aceitar blocos é \(2 \cdot M_N\). Ele evita o inchaço do blockchain, mas ainda permite que o limite crescer lentamente com o tempo, se necessário. O tamanho da transação não precisa ser limitado explicitamente. É limitado pelo tamanho de um bloco; e se alguém quiser criar uma transação enorme com centenas de entradas/saídas (ou com (o elevado grau de ambiguidade nas assinaturas de anéis), ele pode fazê-lo pagando uma taxa suficiente. 6.2.3 Penalidade por excesso de tamanho Um minerador ainda tem a capacidade de encher um bloco com suas próprias transações sem taxa até o limite máximo. tamanho 2 \(\cdot\) MB. Embora apenas a maioria dos mineradores possa alterar o valor mediano, ainda há uma 13 6 Outras vantagens 6.1 Emissão suave O limite superior para a quantidade total de moedas digitais CryptoNote é: MSupply = 264 −1 unidades atômicas. Esta é uma restrição natural baseada apenas nos limites de implementação, não na intuição como “N moedas deveriam ser suficientes para qualquer pessoa”. Para garantir a suavidade do processo de emissão, usamos a seguinte fórmula para bloco recompensas: BaseReward = (MSupply −A) ≫18, onde A é a quantidade de moedas geradas anteriormente. 6.2 Parâmetros ajustáveis 6.2.1 Dificuldade CryptoNote contém um algoritmo de segmentação que altera a dificuldade de cada bloco. Isto diminui o tempo de reação do sistema quando a taxa de rede hash está crescendo ou diminuindo intensamente, preservando uma taxa de bloqueio constante. O método Bitcoin original calcula a relação do valor real e intervalo de tempo alvo entre os últimos blocos de 2016 e usa-o como multiplicador para o atual dificuldade. Obviamente isto é inadequado para recálculos rápidos (devido à grande inércia) e resulta em oscilações. A ideia geral por trás do nosso algoritmo é somar todo o trabalho concluído pelos nós e divida pelo tempo que gastaram. A medida do trabalho são os valores de dificuldade correspondentes em cada bloco. Mas devido a carimbos de data/hora imprecisos e não confiáveis, não podemos determinar a data exata intervalo de tempo entre blocos. Um usuário pode mudar seu carimbo de data/hora para o futuro e para a próxima vez intervalos podem ser improvavelmente pequenos ou até negativos. Presumivelmente, haverá poucos incidentes de desse tipo, para que possamos apenas classificar os carimbos de data e hora e eliminar os valores discrepantes (ou seja, 20%). A gama de os valores restantes são o tempo gasto em 80% dos blocos correspondentes. 6.2.2 Limites de tamanho Os usuários pagam pelo armazenamento do blockchain e terão direito a votar no seu tamanho. Cada mineiro lida com o trade-off entre o equilíbrioe custa e lucra com as taxas e define seu próprio “soft-limit” para criação de blocos. Além disso, a regra básica para o tamanho máximo do bloco é necessária para evitando que blockchain seja inundado com transações falsas, no entanto, este valor deve não ser codificado. Seja MN o valor mediano dos últimos N tamanhos de blocos. Então o “limite rígido” para o tamanho de aceitar blocos é \(2 \cdot M_N\). Ele evita o inchaço do blockchain, mas ainda permite que o limite crescer lentamente com o tempo, se necessário. O tamanho da transação não precisa ser limitado explicitamente. É limitado pelo tamanho de um bloco; e se alguém quiser criar uma transação enorme com centenas de entradas/saídas (ou com (o elevado grau de ambiguidade nas assinaturas de anéis), ele pode fazê-lo pagando uma taxa suficiente. 6.2.3 Penalidade por excesso de tamanho Um minerador ainda tem a capacidade de encher um bloco com suas próprias transações sem taxa até o limite máximo. tamanho 2 \(\cdot\) MB. Embora apenas a maioria dos mineradores possa alterar o valor mediano, ainda há uma 13 24 Ok, então temos um blockchain, e cada bloco tem carimbos de data e hora ALÉM de simplesmente ser ordenado. Isto foi claramente inserido simplesmente para ajuste de dificuldade, porque os carimbos de data e hora são muito pouco confiável, como mencionado. Podemos ter carimbos de data/hora contraditórios na cadeia? Se o Bloco A vier antes do Bloco B na cadeia e tudo for consistente em termos financeiros, mas o Bloco A parece ter sido criado depois do Bloco B? Porque, talvez, alguém possuísse uma grande parte da rede? Tudo bem? Provavelmente porque as finanças não estão bagunçadas. Ok, então eu odeio esse arbitrário "apenas 80% dos blocos são legítimos para o blockchain principal" abordagem. A intenção era evitar que mentirosos ajustassem seus carimbos de data e hora? Mas agora, acrescenta incentivo para que todos mintam sobre seus carimbos de data e hora e apenas escolham a mediana. Por favor, defina. Significando "para este bloco, inclua apenas transações que incluam taxas maiores que p%, preferencialmente com taxas maiores que 2p%" ou algo parecido? O que eles querem dizer com falso? Se a transação for consistente com o histórico passado do blockchain, e a transação inclui taxas que satisfazem os mineiros, isso não é suficiente? Bem, não, não necessariamente. Se não existir tamanho máximo de bloco, não há nada que possa manter um usuário mal-intencionado desde simplesmente enviar um enorme bloco de transações para si mesmo de uma só vez apenas para desacelerar a rede. Uma regra básica para o tamanho máximo do bloco evita que as pessoas coloquem enormes quantidades de lixo dados no blockchain de uma só vez, apenas para desacelerar as coisas. Mas tal regra certamente tem que ser adaptativo - durante a época de Natal, por exemplo, podemos esperar que o tráfego aumente, e o tamanho do bloco fique muito grande e, imediatamente depois, o tamanho do bloco diminua posteriormente novamente. Portanto, precisamos de a) algum tipo de limite adaptativo ou b) um limite grande o suficiente para que 99% dos picos de Natal razoáveis não quebram o limite. Claro, esse segundo é impossível de estimativa - quem sabe se uma moeda vai pegar? Melhor torná-lo adaptativo e não se preocupar sobre isso. Mas então temos um problema de teoria de controle: como tornar isso adaptativo sem vulnerabilidade a ataques ou oscilações selvagens e malucas? Observe que um método adaptativo não impede que usuários mal-intencionados acumulem pequenas quantias de dados inúteis ao longo do tempo no blockchain para causar inchaço a longo prazo. Esta é uma questão diferente no geral e com o qual as moedas criptográficas têm sérios problemas.

6 Outras vantagens 6.1 Emissão suave O limite superior para a quantidade total de moedas digitais CryptoNote é: MSupply = 264 −1 unidades atômicas. Esta é uma restrição natural baseada apenas nos limites de implementação, não na intuição como “N moedas deveriam ser suficientes para qualquer pessoa”. Para garantir a suavidade do processo de emissão, usamos a seguinte fórmula para bloco recompensas: BaseReward = (MSupply −A) ≫18, onde A é a quantidade de moedas geradas anteriormente. 6.2 Parâmetros ajustáveis 6.2.1 Dificuldade CryptoNote contém um algoritmo de segmentação que altera a dificuldade de cada bloco. Isto diminui o tempo de reação do sistema quando a taxa de rede hash está crescendo ou diminuindo intensamente, preservando uma taxa de bloqueio constante. O método Bitcoin original calcula a relação do valor real e intervalo de tempo alvo entre os últimos blocos de 2016 e usa-o como multiplicador para o atual dificuldade. Obviamente isto é inadequado para recálculos rápidos (devido à grande inércia) e resulta em oscilações. A ideia geral por trás do nosso algoritmo é somar todo o trabalho concluído pelos nós e divida pelo tempo que gastaram. A medida do trabalho são os valores de dificuldade correspondentes em cada bloco. Mas devido a carimbos de data/hora imprecisos e não confiáveis, não podemos determinar a data exata intervalo de tempo entre blocos. Um usuário pode mudar seu carimbo de data/hora para o futuro e para a próxima vez intervalos podem ser improvavelmente pequenos ou até negativos. Presumivelmente, haverá poucos incidentes de desse tipo, para que possamos apenas classificar os carimbos de data e hora e eliminar os valores discrepantes (ou seja, 20%). A gama de os valores restantes são o tempo gasto em 80% dos blocos correspondentes. 6.2.2 Limites de tamanho Os usuários pagam pelo armazenamento do blockchain e terão direito a votar no seu tamanho. Cada mineiro lida com a compensação entre equilibrar os custos e o lucro das taxas e define seu próprio “soft-limit” para criação de blocos. Além disso, a regra básica para o tamanho máximo do bloco é necessária para evitando que blockchain seja inundado com transações falsas, no entanto, este valor deve não ser codificado. Seja MN o valor mediano dos últimos N tamanhos de blocos. Então o “limite rígido” para o tamanho de aceitar blocos é \(2 \cdot M_N\). Ele evita o inchaço do blockchain, mas ainda permite que o limite crescer lentamente com o tempo, se necessário. O tamanho da transação não precisa ser limitado explicitamente. É limitado pelo tamanho de um bloco; e se alguém quiser criar uma transação enorme com centenas de entradas/saídas (ou com (o elevado grau de ambiguidade nas assinaturas de anéis), ele pode fazê-lo pagando uma taxa suficiente. 6.2.3 Penalidade por excesso de tamanho Um minerador ainda tem a capacidade de encher um bloco com suas próprias transações sem taxa até o limite máximo. tamanho 2 \(\cdot\) MB. Embora apenas a maioria dos mineradores possa alterar o valor mediano, ainda há uma 13 6 Outras vantagens 6.1 Emissão suave O limite superior para a quantidade total de moedas digitais CryptoNote é: MSupply = 264 −1 unidades atômicas. Esta é uma restrição natural baseada apenas nos limites de implementação, não na intuição como “N moedas deveriam ser suficientes para qualquer pessoa”. Para garantir a suavidade do processo de emissão, usamos a seguinte fórmula para bloco recompensas: BaseReward = (MSupply −A) ≫18, onde A é a quantidade de moedas geradas anteriormente. 6.2 Parâmetros ajustáveis 6.2.1 Dificuldade CryptoNote contém um algoritmo de segmentação que altera a dificuldade de cada bloco. Isto diminui o tempo de reação do sistema quando a taxa de rede hash está crescendo ou diminuindo intensamente, preservando uma taxa de bloqueio constante. O método Bitcoin original calcula a relação do valor real e intervalo de tempo alvo entre os últimos blocos de 2016 e usa-o como multiplicador para o atual dificuldade. Obviamente isto é inadequado para recálculos rápidos (devido à grande inércia) e resulta em oscilações. A ideia geral por trás do nosso algoritmo é somar todo o trabalho concluído pelos nós e divida pelo tempo que gastaram. A medida do trabalho são os valores de dificuldade correspondentes em cada bloco. Mas devido a carimbos de data/hora imprecisos e não confiáveis, não podemos determinar a data exata intervalo de tempo entre blocos. Um usuário pode mudar seu carimbo de data/hora para o futuro e para a próxima vez intervalos podem ser improvavelmente pequenos ou até negativos. Presumivelmente, haverá poucos incidentes de desse tipo, para que possamos apenas classificar os carimbos de data e hora e eliminar os valores discrepantes (ou seja, 20%). A gama de os valores restantes são o tempo gasto em 80% dos blocos correspondentes. 6.2.2 Limites de tamanho Os usuários pagam pelo armazenamento do blockchain e terão direito a votar no seu tamanho. Cada mineiro lida com o trade-off entre o equilíbrioe custa e lucra com as taxas e define seu próprio “soft-limit” para criação de blocos. Além disso, a regra básica para o tamanho máximo do bloco é necessária para evitando que blockchain seja inundado com transações falsas, no entanto, este valor deve não ser codificado. Seja MN o valor mediano dos últimos N tamanhos de blocos. Então o “limite rígido” para o tamanho de aceitar blocos é \(2 \cdot M_N\). Ele evita o inchaço do blockchain, mas ainda permite que o limite crescer lentamente com o tempo, se necessário. O tamanho da transação não precisa ser limitado explicitamente. É limitado pelo tamanho de um bloco; e se alguém quiser criar uma transação enorme com centenas de entradas/saídas (ou com (o elevado grau de ambiguidade nas assinaturas de anéis), ele pode fazê-lo pagando uma taxa suficiente. 6.2.3 Penalidade por excesso de tamanho Um minerador ainda tem a capacidade de encher um bloco com suas próprias transações sem taxa até o limite máximo. tamanho 2 \(\cdot\) MB. Embora apenas a maioria dos mineradores possa alterar o valor mediano, ainda há uma 13 25 Redimensionando o tempo para que uma unidade de tempo seja N blocos, o tamanho médio do bloco ainda poderia, teoricamente, crescer exponencialmente proporcionalmente a 2ˆt. Por outro lado, um limite mais geral no próximo bloco seria M_nf(M_n) para alguma função f. Quais propriedades de f seriam escolhemos para garantir algum “crescimento razoável” do tamanho do bloco? A progressão de os tamanhos dos blocos (após o tempo de redimensionamento) seriam assim: 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( ... E o objetivo aqui é escolher f tal que esta sequência não cresça mais rápido do que, digamos, linearmente, ou talvez até como Log(t). Claro, se f(M_n) = a para alguma constante a, esta sequência é na verdade M_n aM_n aˆ2M_n aˆ3M_n ... E, claro, a única maneira de limitar isso ao crescimento no máximo linear é escolhendo a=1. Isto é, obviamente, inviável. Não permite o crescimento de forma alguma. Se, por outro lado, f(M_n) for uma função não constante, então a situação é muito mais complicado e pode permitir uma solução elegante. Vou pensar nisso por um tempo. Esta taxa deverá ser grande o suficiente para descontar a penalidade de excesso de tamanho da próxima seção. Por que um usuário geral é considerado homem, hein? Hein?

possibilidade de inchar o blockchain e produzir uma carga adicional nos nós. Para desencorajar participantes malévolos criem grandes blocos, introduzimos uma função de penalidade: NovaRecompensa = BaseRecompensa \(\cdot\) TamanhoPreto Minnesota −1 2 Esta regra é aplicada somente quando BlkSize é maior que o tamanho mínimo do bloco livre, que deve estar próximo do máximo (10kb, \(M_N \cdot 110\%\)). Os mineiros estão autorizados a criar blocos de “tamanho normal” e até mesmo excedê-lo com lucro quando as taxas gerais ultrapassarem a penalidade. Mas é improvável que as taxas aumentem quadraticamente diferente do valor da penalidade, então haverá um equilíbrio. 6.3 Scripts de transação CryptoNote possui um subsistema de script muito minimalista. Um remetente especifica uma expressão Φ = f (x1, x2, . . . , xn), onde n é o número de chaves públicas de destino {Pi}n eu=1. Apenas cinco binários operadores são suportados: min, max, sum, mul e cmp. Quando o destinatário gasta esse pagamento, ele produz \(0 \leq k \leq n\) assinaturas e as passa para a entrada da transação. O processo de verificação simplesmente avalia Φ com xi = 1 para verificar uma assinatura válida para a chave pública Pi e xi = 0. Um verificador aceita a prova se Φ > 0. Apesar da sua simplicidade, esta abordagem cobre todos os casos possíveis: • Assinatura Multi/Limiar. Para a assinatura múltipla “M-out-of-N” estilo Bitcoin (ou seja, o receptor deve fornecer pelo menos \(0 \leq M \leq N\) assinaturas válidas) Φ = x1+x2+. . .+xN \(\geq M\) (para maior clareza, estamos usando notação algébrica comum). A assinatura de limite ponderado (algumas chaves podem ser mais importantes que outras) poderia ser expressa como Φ = \(w_1 \cdot x_1\) + \(w_2 \cdot x_2\) + . . . + \(w_N \cdot x_N\) \(\geq wM\). E cenário onde a chave mestra corresponde a Φ = máx(\(M \cdot x\), x1 + x2 +. . . + xN) \(\geq M\). É fácil mostrar que qualquer caso sofisticado pode ser expresso com esses operadores, ou seja, eles formam a base. • Proteção por senha. A posse de uma senha secreta equivale ao conhecimento de uma chave privada, derivada deterministicamente da senha: k = KDF(s). Portanto, um receptor pode provar que conhece a senha fornecendo outra assinatura sob a chave k. O remetente simplesmente adiciona a chave pública correspondente à sua própria saída. Observe que isso método é muito mais seguro do que o “quebra-cabeça de transação” usado em Bitcoin [13], onde o a senha é passada explicitamente nas entradas. • Casos degenerados. Φ = 1 significa que qualquer pessoa pode gastar o dinheiro; Φ = 0 marca o produção como não gastável para sempre. No caso em que o script de saída combinado com as chaves públicas for muito grande para um remetente, ele pode usar um tipo de saída especial, que indica que o destinatário colocará esses dados em sua entrada enquanto o remetente fornece apenas hash dele. Esta abordagem é semelhante ao “pagar para-hash” de Bitcoin recurso, mas em vez de adicionar novos comandos de script, tratamos desse caso na estrutura de dados nível. 7 Conclusão Investigamos as principais falhas em Bitcoin e propusemos algumas soluções possíveis. Esses recursos vantajosos e nosso desenvolvimento contínuo tornam o novo sistema de dinheiro eletrônico CryptoNote um sério rival do Bitcoin, superando todos os seus garfos. 14 possibilidade de inchar o blockchain e produzir uma carga adicional nos nós. Para desencorajar participantes malévolos criem grandes blocos, introduzimos uma função de penalidade: NovaRecompensa = BaseRecompensa \(\cdot\) TamanhoPreto Minnesota −1 2 Esta regra é aplicada somente quando BlkSize é maior que o tamanho mínimo do bloco livre, que deve estar próximo do máximo (10kb, \(M_N \cdot 110\%\)). Os mineiros estão autorizados a criar blocos de “tamanho normal” e até mesmo excedê-lo com lucro quando as taxas gerais ultrapassarem a penalidade. Mas é improvável que as taxas aumentem quadraticamente diferente do valor da penalidade, então haverá um equilíbrio. 6.3 Scripts de transação CryptoNote possui um subsistema de script muito minimalista. Um remetente especifica uma expressão Φ = f (x1, x2, . . . , xn), onde n é o número de chaves públicas de destino {Pi}n eu=1. Apenas cinco binários operadores são suportados: min, max, sum, mul e cmp. Quando o destinatário gasta esse pagamento, ele produz \(0 \leq k \leq n\) assinaturas e as passa para a entrada da transação. O processo de verificação simplesmente avalia Φ com xi = 1 para verificar uma assinatura válida para a chave pública Pi e xi = 0. Um verificador aceita a prova se Φ > 0. Apesar da sua simplicidade, esta abordagem cobre todos os casos possíveis: • Assinatura Multi/Limiar. Para a assinatura múltipla “M-out-of-N” estilo Bitcoin (ou seja, o receptor deve fornecer pelo menos \(0 \leq M \leq N\) assinaturas válidas) Φ = x1+x2+. . .+xN \(\geq M\) (para maior clareza, estamos usando notação algébrica comum). A assinatura de limite ponderado (algumas chaves podem ser mais importantes que outras) poderia ser expressa como Φ = \(w_1 \cdot x_1\) + \(w_2 \cdot x_2\) + . . . + \(w_N \cdot x_N\) \(\geq wM\). E cenárioio onde a chave mestra corresponde a Φ = máx(\(M \cdot x\), x1 + x2 +. . . + xN) \(\geq M\). É fácil mostrar que qualquer caso sofisticado pode ser expresso com esses operadores, ou seja, eles formam a base. • Proteção por senha. A posse de uma senha secreta equivale ao conhecimento de uma chave privada, derivada deterministicamente da senha: k = KDF(s). Portanto, um receptor pode provar que conhece a senha fornecendo outra assinatura sob a chave k. O remetente simplesmente adiciona a chave pública correspondente à sua própria saída. Observe que isso método é muito mais seguro do que o “quebra-cabeça de transação” usado em Bitcoin [13], onde o a senha é passada explicitamente nas entradas. • Casos degenerados. Φ = 1 significa que qualquer pessoa pode gastar o dinheiro; Φ = 0 marca o produção como não gastável para sempre. No caso em que o script de saída combinado com as chaves públicas for muito grande para um remetente, ele pode usar um tipo de saída especial, que indica que o destinatário colocará esses dados em sua entrada enquanto o remetente fornece apenas hash dele. Esta abordagem é semelhante ao “pagar para-hash” de Bitcoin recurso, mas em vez de adicionar novos comandos de script, tratamos desse caso na estrutura de dados nível. 7 Conclusão Investigamos as principais falhas em Bitcoin e propusemos algumas soluções possíveis. Esses recursos vantajosos e nosso desenvolvimento contínuo tornam o novo sistema de dinheiro eletrônico CryptoNote um sério rival de Bitcoin, superando todos os seus garfos. 14 26 Isso pode ser desnecessário se pudermos descobrir uma maneira de limitar o tamanho do bloco ao longo do tempo... Isso também não pode estar correto. Eles apenas definiram "NewReward" como uma parábola voltada para cima onde o tamanho do bloco é a variável independente. Assim, a nova recompensa explode até o infinito. Se, por outro Por outro lado, a nova recompensa é Max(0,Base Reward(1-(BlkSize/Mn - 1)ˆ2)), então a nova recompensa seria uma parábola voltada para baixo com pico no tamanho do bloco = Mn, e com interceptações em Tamanho do bloco = 0 e Tamanho do bloco = 2Mn. E parece ser isso que eles estão tentando descrever. No entanto, isso não

Análise

5 Não que isso importe muito quando um bilhão de pessoas no mundo vivem com menos de um dólar por dia e não tenho esperança de participar de qualquer tipo de rede de mineração... mas uma economia mundo impulsionado por um sistema monetário p2p com uma CPU-um-voto seria, presumivelmente, mais justo do que um sistema impulsionado por reservas bancárias fracionárias. Mas o protocolo do Cryptonote ainda exige 51% de usuários honestos... veja, por exemplo, o Cryptonote fóruns onde um dos desenvolvedores, Pliskov, diz que um ataque tradicional de substituição de dados noblockchain 51% ainda pode funcionar. https://forum.cryptonote.org/viewtopic.php?f=2&t=198 Observe que você realmente não precisa de 51% de usuários honestos. Você realmente precisa de "nenhum desonesto facção com mais de 51% do poder hashing da rede." Vamos chamar esse chamado problema do bitcoin de “rigidez adaptativa”. A solução da Cryptonote para adaptação rigidez é flexibilidade adaptativa nos valores dos parâmetros do protocolo. Se você precisar de tamanhos de bloco maiores, não tem problema, a rede terá se ajustado suavemente o tempo todo. Quer dizer, a maneira como Bitcoin ajusta a dificuldade ao longo do tempo pode ser replicada em todo o nosso protocolo parâmetros para que o consenso da rede não precise ser obtido para atualizar o protocolo. Superficialmente, isso parece uma boa ideia, mas sem uma reflexão cuidadosa, um sistema auto-ajustável sistema pode se tornar bastante imprevisível e caótico. Veremos isso mais adiante, pois o surgem oportunidades. Os “bons” sistemas estão em algum lugar entre adaptativamente rígidos e adaptativamente flexíveis e talvez até a própria rigidez sejam adaptativas. Se realmente tivéssemos “uma CPU-um-voto”, então colaborando e desenvolvendo pools para chegar a 51% seria mais difícil. Esperaríamos que todas as CPUs do mundo minerassem, a partir de telefones à CPU integrada do seu Tesla enquanto ele está carregando. http://en.wikipedia.org/wiki/Pareto_principle Afirmo que o equilíbrio de Pareto é um tanto inevitável. Ou 20% do sistema possuirá 80% das CPUs, ou 20% do sistema possuirá 80% dos ASICs. Coloco a hipótese disto porque a distribuição subjacente da riqueza na sociedade já apresenta a distribuição de Pareto, e à medida que novos mineradores se juntam, eles são retirados dessa distribuição subjacente. No entanto, argumento que os protocolos com uma CPU e um voto terão ROI no hardware. Bloquear a recompensa por nó será mais proporcional ao número de nós na rede porque a distribuição do desempenho entre os nós será muito mais restrita. Bitcoin, por outro Por outro lado, vê uma recompensa de bloco (por nó) mais proporcional à capacidade computacional daquele nó. Ou seja, apenas os “grandes” ainda estão no jogo da mineração. Por outro lado, mesmo que o princípio de Pareto ainda esteja em jogo, em um mundo de uma CPU, um voto, todos participa da segurança da rede e ganha um pouco da receita da mineração. Em um mundo ASIC, não é sensato equipar todos os XBox e celulares aos meus. Em um mundo de uma CPU, um voto, é muito sensato em termos de recompensa de mineração. Como uma deliciosa consequência, ganhar 51% dos votos é mais difícil quando há cada vez mais votos, rendendo um resultado adorável benefício para a segurança da rede.hardware descrito anteriormente. Suponha que a taxa global hash diminua significativamente, mesmo para por um momento, ele agora pode usar seu poder de mineração para bifurcar a corrente e gastar o dobro. Como veremos mais adiante neste artigo, não é improvável que o evento descrito anteriormente ocorra. 2.3 Emissão irregular Bitcoin possui uma taxa de emissão pré-determinada: cada bloco resolvido produz uma quantidade fixa de moedas. Aproximadamente a cada quatro anos esta recompensa é reduzida pela metade. A intenção original era criar um emissão suave limitada com decaimento exponencial, mas na verdade temos uma emissão linear por partes função cujos pontos de interrupção podem causar problemas à infraestrutura Bitcoin. Quando ocorre o breakpoint, os mineradores passam a receber apenas metade do valor do seu valor anterior. recompensa. A diferença absoluta entre 12,5 e 6,25 BTC (projetada para o ano de 2020) pode parecem toleráveis. No entanto, ao examinar a queda de 50 para 25 BTC que ocorreu em novembro 28 de 2012, pareceu inapropriado para um número significativo de membros da comunidade mineira. Figura 1 mostra uma diminuição dramática na taxa hashda rede no final de novembro, exatamente quando o ocorreu a redução pela metade. Este evento poderia ter sido o momento perfeito para o indivíduo malévolo descrito na seção de função proof-of-work para realizar um ataque de gastos duplos [36]. Figura 1. Bitcoin hashgráfico de taxas (fonte: http://bitcoin.sipa.be) 2.4 Constantes codificadas Bitcoin tem muitos limites codificados, onde alguns são elementos naturais do design original (por exemplo, frequência de bloqueio, quantidade máxima de oferta monetária, número de confirmações), enquanto outros parecem ser restrições artificiais. Não são tanto os limites, mas a incapacidade de mudar rapidamente 3 hardware descrito anteriormente. Suponha que a taxa global hash diminua significativamente, mesmo para por um momento, ele agora pode usar seu poder de mineração para bifurcar a corrente e gastar o dobro. Como veremos mais adiante neste artigo, não é improvável que o evento descrito anteriormente ocorra. 2.3 Emissão irregular Bitcoin possui uma taxa de emissão pré-determinada: cada bloco resolvido produz uma quantidade fixa de moedas. Aproximadamente a cada quatro anos esta recompensa é reduzida pela metade. A intenção original era criar um emissão suave limitada com decaimento exponencial, mas na verdade temos uma emissão linear por partes função cujos pontos de interrupção podem causar problemas à infraestrutura Bitcoin. Quando ocorre o breakpoint, os mineradores passam a receber apenas metade do valor do seu valor anterior. recompensa. A diferença absoluta entre 12,5 e 6,25 BTC (projetada para o ano de 2020) pode parecem toleráveis. No entanto, ao examinar a queda de 50 para 25 BTC que ocorreu em novembro 28 de 2012, pareceu inapropriado para um número significativo de membros da comunidade mineira. Figura 1 mostra uma diminuição dramática na taxa hashda rede no final de novembro, exatamente quando o ocorreu a redução pela metade. Este evento poderia ter sido o momento perfeito para o indivíduo malévolo descrito na seção de função proof-of-work para realizar um ataque de gastos duplos [36]. Figura 1. Bitcoin hashgráfico de taxas (fonte: http://bitcoin.sipa.be) 2.4 Constantes codificadas Bitcoin tem muitos limites codificados, onde alguns são elementos naturais do design original (por exemplo, frequência de bloqueio, quantidade máxima de oferta monetária, número de confirmações), enquanto outros parecem ser restrições artificiais. Não são tanto os limites, mas a incapacidade de mudar rapidamente 3 6 Vamos chamar isso do que realmente é, um ataque de zumbis. Vamos discutir como a emissão contínua pode ser relacionado a um-cpu-um-voto em um cenário de ataque zumbi. Em um mundo de uma CPU, um voto, todos os celulares e carros, sempre que ociosos, estariam minerando. Coletar montes de hardware barato para criar uma fazenda de mineração seria muito fácil, porque bastaria quase tudo tem uma CPU. Por outro lado, nesse ponto, o número de CPUs necessário para lançar um ataque de 51% seria bastante surpreendente, eu acho. Além disso, precisamente porque seria fácil coletar hardware barato, podemos razoavelmente esperar um muita gente começa a acumular qualquer coisa com uma CPU. A corrida armamentista em um mundo de uma CPU, um voto é necessariamente mais igualitário do que em um mundo ASIC. Portanto, uma descontinuidade na rede a segurança devido às taxas de emissão deveria ser um problema MENOS em um mundo de uma CPU, um voto. Contudo, dois fatos permanecem: 1) a descontinuidade na taxa de emissão pode levar a um efeito de gagueira em na economia e na segurança da rede, o que é ruim, e 2) mesmo que um ataque de 51% executado por alguém coletando hardware barato ainda pode ocorrer em uma CPU-uma-votar mundo, parece que deveria ser mais difícil. Presumivelmente, a salvaguarda contra isso é que todos os atores desonestos tentarão fazer isso simultaneamente, e voltamos à noção de segurança anterior de Bitcoin: "não exigimos nenhum comportamento desonesto facção para controlar mais de 51% da rede." O autor está afirmando aqui que um problema com o bitcoin é a descontinuidade na emissão de moedas taxa poderia levar a quedas repentinas na participação na rede e, portanto, na segurança da rede. Assim, é preferível uma taxa de emissão de moedas contínua, diferenciável e suave. O autor não está errado, necessariamente. Qualquer tipo de diminuição repentina na participação na rede pode levar a esse problema, e se pudermos remover uma fonte dele, deveríamos fazê-lo. Dito isto, é possível que longos períodos de emissão de moedas "relativamente constantes" pontuados por mudanças repentinas é o caminho ideal a seguir do ponto de vista económico. Eu não sou economista. Então, talvez nós devemos decidir se vamos trocar a segurança da rede por algo econômico – o que há aqui? http://arxiv.org/abs/1402.2009se necessário, o que causa as principais desvantagens. Infelizmente, é difícil prever quando constantes podem precisar ser alteradas e substituí-las pode levar a consequências terríveis. Um bom exemplo de alteração de limite codificada que leva a consequências desastrosas é o bloqueio limite de tamanho definido para 250kb1. Este limite foi suficiente para realizar cerca de 10.000 transações padrão. Em No início de 2013, esse limite estava quase alcançado e foi alcançado um acordo para aumentar o limite. A mudança foi implementada na versão 0.8 da carteira e terminou com uma divisão da cadeia de 24 blocos e um ataque de gasto duplo bem-sucedido [9]. Embora o bug não estivesse no protocolo Bitcoin, mas em vez disso, no mecanismo de banco de dados, ele poderia ter sido facilmente detectado por um simples teste de estresse, se houvesse nenhum limite de tamanho de bloco introduzido artificialmente. As constantes também atuam como uma forma de ponto de centralização. Apesar da natureza peer-to-peer Bitcoin, a esmagadora maioria dos nós usa o cliente de referência oficial [10] desenvolvido por um pequeno grupo de pessoas. Este grupo toma a decisão de implementar mudanças no protocolo e a maioria das pessoas aceita estas mudanças independentemente da sua “correcção”. Algumas decisões causaram discussões acaloradas e até apelos ao boicote [11], o que indica que a comunidade e o os desenvolvedores podem discordar em alguns pontos importantes. Parece, portanto, lógico ter um protocolo com variáveis configuráveis pelo usuário e autoajustáveis como uma possível forma de evitar esses problemas. 2,5 Scripts volumosos O sistema de script em Bitcoin é um recurso pesado e complexo. Ele potencialmente permite criar transações sofisticadas [12], mas alguns de seus recursos estão desativados devido a questões de segurança e alguns nunca foram usados [13]. O script (incluindo as partes do remetente e do destinatário) para a transação mais popular em Bitcoin é assim: OP DUP OP HASH160 OP EQUALVERIFY OP CHECKSIG. O script tem 164 bytes e seu único propósito é verificar se o receptor possui o chave secreta necessária para verificar sua assinatura.