一文讀懂Schnorr簽名如何提升比特幣_HASH

原文標題：《干貨|Schnorr簽名如何提升比特幣》，作者Stepan

在閱讀Blockstream撰寫的?MuSig?論文時，我一直在想象，這對于我一個比特幣用戶來說，到底意味著什么。我發現Schnorr簽名的一些特性實在是非常棒而且便利，但某一些特性則非常煩人。在這篇文章里，我希望能跟各位分享我的想法。不過，我們先快速回顧一下。

橢圓曲線簽名算法

當前比特幣的所有權體系用的是?ECDSA。在簽名一條消息?m?時，我們先哈希這條消息，得出一個哈希值，即?z=hash(m)?。我們也需要一個隨機數k?。在這里，我們不希望信任隨機數生成器，所以我們通常使用?RFC6979，基于我們所知的一個秘密值和我們要簽名的消息，計算出一個確定性的k。

使用私鑰?pk?，我們可以為消息?m?生成一個簽名，簽名由兩個數組成：r和?s=(zr*pk)/k。

然后，使用我們的公鑰?P=pk*G?，任何人都可以驗證我們的簽名，也就是檢查?(z/s)×G(r/s)×P?的x坐標確為?r。

-ECDSA算法圖解。為便于說明，橢圓曲線作在實數域上-

這種算法是很常見的，也非常好用。但還有提升空間。首先，簽名的驗證包含除法和兩次點乘法，而這些操作的計算量都非常大。在比特幣網絡中，每個節點都要驗證每一筆交易，所以當你在網絡中發出一筆交易時，全網幾千個節點都要驗證你的簽名。因此，即使簽名的過程開銷變得更大，讓驗證簽名變得更簡單也還是非常有好處的。

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其次，節點在驗證簽名時，每個簽名都要單獨驗證。在一個m-n的多簽交易中，節點必須多次驗證同一個簽名。比如一筆7-11的多簽名交易，里面包含了7個簽名，網絡中的每個節點都要分別驗證7個簽名。另外，這種交易的體積也非常大，用戶必須為此付出多得多的手續費。

Schnorr簽名

Schnorr簽名的生成方式有些許不同。它不是兩個標量?(r,s)，而是一個點?R?和一個標量?s?。類似于ECDSA簽名，R是一個橢圓曲線上的隨機點?R=k*G。而簽名的第二部分s的計算過程也有一些不同：?s=khash(P,R,m)?pk?。這里pk就是你的私鑰，而?P=pk*G?是你的公鑰，m就是那條消息。驗證過程是檢查?s*G=Rhash(P,R,m)*P。

-圖解Schnorr簽名和驗證-

這個等式是線性的，所以多個等式可以相加相減而等號仍然成立。這給我們帶來了Schnorr簽名的多種良好特性。

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1.批量驗證

在驗證區塊鏈上的一個區塊時，我們需要驗證區塊中所有交易的簽名都是有效的。如果其中一個是無效的，無論是哪一個——我們都必須拒絕掉整個區塊。

ECDSA的每一個簽名都必須專門驗證，意味著如果一個區塊中包含1000條簽名，那我們就需要計算1000次除法和2000次點乘法，總計約3000次繁重的運算。

但有了Schnorr簽名，我們可以把所有的簽名驗證等式加起來并節省一些計算量。在一個包含1000筆交易的區塊中，我們可以驗證：

(s1s2…s1000)×G=(R1…R1000)(hash(P1,R1,m1)×P1hash(P2,R2,m2)×P2…hash(P1000,R1000,m1000)×P1000)

這里就是一連串的點加法和1001次點乘法。已經是幾乎3倍的性能提升了——驗證時只需為每個簽名付出一次重運算。

Vitalik Buterin：中心化的任何東西都是有風險的:金色財經報道，以太坊創始人Vitalik Buterin在社交媒體上稱，“默認情況下，中心化的任何東西都是有風險的，使用“DeFi和自我托管的精神”在本周表現非常好，但請記住它也有風險，智能合約代碼中的錯誤。”

Vitalik表示“重要的是要防范它，保持代碼簡單、審計、形式驗證等、深度防御。我最擔心的是，如果我們在兩年后的ZK-rollup中擁有100億美元，并且由于電路約束代碼或其周圍的EVM封裝器中的錯誤而被黑掉。對于后者，保持簡單并進行形式驗證。”[2022/11/16 13:13:32]

-兩個簽名的批量驗證。因為驗證等式是線性可加的，所以只要所有的簽名都是有效的，這幾個等式的和等式也必成立。我們節約了一些運算量，因為標量和點加法比點乘法容易計算得多。-

2.密鑰生成

我們想要安全地保管自己的比特幣，所以我們可能會希望使用至少兩把不同的私鑰來控制比特幣。一個在筆記本電腦或者手機上使用，而另一個放在硬件錢包/冷錢包里面。即使其中一個泄露了，我們還是掌控著自己的比特幣。

當前，實現這種錢包的做法是通過2-2的多簽名腳本。也就是一筆交易需要包含兩個獨立的簽名。

有了Schnorr簽名，我們可以使用一對密鑰(pk1,pk2)，并使用一個共享公鑰?P=P1P2=pk1*Gpk2*G?生成一個共同簽名。在生成簽名時，我們需要在兩個設備上分別生成一個隨機數，并以此生成兩個隨機點?Ri=ki*G，再分別加上?hash(P,R1R2,m)，就可以獲得s1和s2了。最后，把它們都加起來即可獲得簽名?(R,s)=(R1R2,s1s2)，這就是我們的共享簽名，可用共享公鑰來驗證。其他人根本無法看出這是不是一個聚合簽名，它跟一個普通的Schnorr簽名看起來沒有兩樣。

Dfinity基金會創始人：即將推出DEX AstroX，目前處于早期測試階段:11月11日消息，Dfinity基金會創始人Dominic Williams表示，即將推出100%在區塊鏈上的DEX AstroX，目前處于早期測試階段。ICP Chain Key TX將使用純加密技術將其與每條鏈/資產連接起來。[2022/11/11 12:46:42]

不過，這種做法有三個問題。

第一個問題是UI上的。要發起一筆交易，我們需要在兩個設備上發起多輪交互——為了計算共同的R，為了簽名。在兩把私鑰的情況下，只需訪問一次冷錢包：我們可以在熱錢包里準備好待簽名的交易，選好k1并生成?R1=k1*G，然后把待簽名的交易和這些數據一同傳入冷錢包并簽名。因為已經有了R1，簽名交易在冷錢包中只需一輪就可以完成。從冷錢包中我們得到R2和s2，傳回給熱錢包。熱錢包使用前述的簽名交易，把兩個簽名加總起來即可向外廣播交易了。

這在體驗上跟我們現在能做到的沒有什么區別，而且每當你加多一把私鑰，問題就會變得更加復雜。假設你有一筆財富是用10把私鑰共同控制的，而10把私鑰分別存放在世界各地，這時候你要發送交易，該有多麻煩！在當前的ECDSA算法中，每個設備你都只需要訪問一次，但如果你用上Schnorr的密鑰聚合，則需要兩次，以獲得所有的Ri并簽名。在這種情況下，可能不使用聚合，而使用各私鑰單獨簽名的方式會好一些——這樣就只需要一輪交互。

基于Arbitrum AnyTrust技術的主網Nova對開發人員開放:7月12日消息，Arbitrum官方博客今日宣布，第一條基于Arbitrum AnyTrust技術構建的新鏈Arbitrum Nova已在主網上運行，并開放供開發人員部署應用程序。今年早些時候，Arbitrum發布了AnyTrust，這是針對超低成本交易優化、更安全的新技術。隨著Nova的運行，Arbitrum有兩條獨立的鏈在主網上實時運行，可支持幾乎所有區塊鏈用例。Nova將成為游戲和社交應用程序的首選解決方案，而Arbitrum One將繼續覆蓋DeFi和NFT項目。（Medium）[2022/7/12 2:06:47]

文章完成后，我得到了ManuDrijvers的反饋：在一個可證明安全性的多簽名方案中，你需要3輪交互：

選擇一個隨機數ki以及相應的隨機點Ri=ki?G，然后告訴每一個設備Ri的哈希值ti=hash(Ri)，然后每個設備都能確保你沒有在知道其他人的隨機數之后改變主意*

收集所有的數字Ri并計算公共的R

簽名

第二個問題是已知的Rogue密鑰攻擊。這篇論文講解得非常好，所以我就不贅述了。大概意思是如果你的其中一個設備被黑，并假裝自己的公鑰是?，那就可以僅憑私鑰pk1便控制兩個私鑰共享的資金。一個簡單的解決方案是，在設置設備時，要求使用私鑰對相應的公鑰簽名。

還有第三個重大問題。你沒法使用確定性的k來簽名。如果你使用了確定性的k，則只需一種簡單的攻擊，黑客即可獲得你的私鑰。攻擊如下：某個黑客黑入你的筆記本電腦，完全控制了其中一把私鑰。我們感覺資金仍是安全的，因為使用我們的比特幣需要pk1和pk2的聚合簽名。所以我們像往常一樣發起交易，準備好一筆待簽名的交易和R1，發送給我們的硬件錢包，硬件錢包簽名后將發回給熱錢包……然后，熱錢包出錯了，沒法完成簽名和廣播。于是我們再試一次，但這一次被黑的電腦用了另一個隨機數——R1'。我們在硬件錢包里簽名了同一筆交易，又將發回給了被黑的電腦。這一次，沒有下文了——我們所有的比特幣都不翼而飛了。

在這次攻擊中，黑客獲得了同一筆交易的兩個有效的簽名：和。這個R2是一樣的，但是?R=R1R2?和?R'=R1'R2?是不同的。這就意味著黑客可以計算出我們的第二個私鑰：s2-s2'=(hash(P,R1R2,m)-hash(P,R1'R2,m))?pk2?或者說?pk2=(s2-s2')/(hash(P,R1R2,m)-hash(P,R1'R2,m))。我發現這就是密鑰聚合最不方便的地方——我們每次都要使用一個好的隨機數生成器，這樣才能安全地聚合。

3.Musig

MuSig?解決了其中一個問題——roguekey攻擊將不能再奏效。這里的目標是把多方/多個設置的簽名和公鑰聚合在一起，但又無需你證明自己具有與這些公鑰相對應的私鑰。

聚合簽名對應著聚合公鑰。但在MuSig中，我們不是把所有聯合簽名者的公鑰直接相加，而是都乘以一些參數，使得聚合公鑰?P=hash(L,P1)×P1…hash(L,Pn)×Pn?。在這里，L=hash(P1,…,Pn)?——這個公共數基于所有的公鑰。L的非線性特性阻止了攻擊者構造特殊的公鑰來發動攻擊。即使攻擊者知道他的?hash(L,Patk)×Patk?應該是什么，他也無法從中推導出Patk來——這就跟你想從公鑰中推導出私鑰是一樣的。

簽名構造的其它過程跟上面介紹的很像。在生成簽名時，每個聯合簽名者都選擇一個隨機數ki并與他人分享?Ri=ki*G。然后他們把所有的隨機點加起來獲得?R=R1…Rn?，然后生成簽名?si=kihash(P,R,m)?hash(L,Pi)?pki?。因此，聚合簽名是?(R,s)=(R1…Rn,s1…sn)?，而驗證簽名的方法與以前一樣：s×G=Rhash(P,R,m)×P?。

4.默克爾樹多簽名

你可能也注意到了，MuSig和密鑰聚合需要*所有簽名者簽名一個交易*。但如果你想做的是2-3的多簽名腳本呢？這時候我們能夠使用簽名聚合嗎，還是不得不使用通常的OP_CHECKMULTISIG和分別簽名？

先說答案，是可以的，但是協議上將有些許的不同。我們可以開發一個類似于OP_CHECKMULTISIG的操作碼，只不過是檢查聚合簽名是否對應于公鑰默克爾樹上的一個元素。

舉個例子，如果我們想用公鑰P1、P2和P3組成一個2-3的多簽名腳本，我們需要用這幾把公鑰的所有兩兩組合、、來構建一棵默克爾樹，并把默克爾樹根公布在鎖定腳本中。

在花費比特幣時，我們需要提交一個簽名和一個證據，證明這個簽名所對應的公鑰位于由這個樹根標記的默克爾樹上。對于2-3多簽名合約來說，樹上只有3個元素，證據只需2條哈希值——那個我們想用的公鑰組合的哈希值，還有一個鄰居的。對于7-11多簽名腳本來說，公鑰組合有11!/7!/4!=330種，證據需要8條哈希值。通常來說，證據所包含的元素數量與多簽名的密鑰數量大體成正比，為?log2(n!/m!/(n-m))?。

但有了默克爾公鑰樹，我們就不必局限于m-n多簽名腳本了。我們可以做一棵使用任意公鑰組合的樹。舉個例子，如果我們有一個筆記本電腦，一個手機，一個硬件錢包和一個助記詞，我們可以構建一棵默克爾樹，允許我們使用筆記本電腦硬件錢包、手機硬件錢包或者單獨的助記詞來使用比特幣。這是當前的OP_CHECKMULTISIG做不到的——除非你使用“IF-Else”式的流程控制來構造更復雜的腳本。

-聚合公鑰的默克爾樹。不僅僅是多簽名-

結論

Schnorr簽名很棒，它解決了區塊驗證中的一些計算開銷問題，也給了我們密鑰聚合的能力。后者在使用時有些不便利，但我們不是在強迫大家使用它——無論如何，我們都可以仍舊使用普通的多簽名方案，使用單獨的、不聚合的簽名。

我迫不及待想使用Schnorr簽名，希望比特幣協議能盡快納入這種簽名方案。

另外，我也真心喜歡?MuSig，它是個優雅的方案，論文也淺顯易懂。我強烈建議各位有閑之時通讀全文。

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