Schnorr 籤名如何提升比特幣

2021-09-08 21:09:34

在閱讀 Blockstream 撰寫的 MuSig 論文時，我一直在想象，這對於我一個比特幣用戶來說，到底意味着什么。我發現 Schnorr 籤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。在這篇文章裏，我希望能跟各位分享我的想法。不過，我們先快速回顧一下。

橢圓曲线籤名算法

當前比特幣的所有權體系用的是 ECDSA（橢圓曲线籤名算法）。在籤名一條消息 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（或者至少看似隨機的數）k 。在這裏，我們不希望信任隨機數生成器（有太多的錯誤和漏洞都與不合格的隨機數生成器有關），所以我們通常使用 RFC6979，基於我們所知的一個祕密值和我們要籤名的消息，計算出一個確定性的 k。

使用私鑰 pk ，我們可以為消息 m 生成一個籤名，籤名由兩個數組成：r（隨機點 R = k * G 的 x 坐標）和 s = (z + r*pk)/k。

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

Schnorr 籤名如何提升比特幣

- ECDSA 算法圖解。為便於說明，橢圓曲线作在實數域上 -

這種算法是很常見的，也非常好用。但還有提升空間。首先，籤名的驗證包含除法（1/s）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籤名。因此，即使籤名的過程开銷變得更大，讓驗證籤名變得更簡單也還是非常有好處的。

其次，節點在驗證籤名時，每個籤名都要單獨驗證。在一個 m-n 的多籤交易中，節點必須多次驗證同一個籤名。比如一筆 7-11 的多籤名交易，裏面包含了 7 個籤名，網絡中的每個節點都要分別驗證 7 個籤名。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 籤名

Schnorr 籤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 。類似於 ECDSA 籤名，R 是一個橢圓曲线上的隨機點 R = k * G。而籤名的第二部分 s 的計算過程也有一些不同： s = k + hash(P,R,m) ⋅ pk 。這裏 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 = R + hash(P,R,m) * P。

Schnorr 籤名如何提升比特幣

- 圖解 Schnorr 籤名和驗證 -

這個等式是线性的，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 籤名的多種良好特性。

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籤名都是有效的。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 的每一個籤名都必須專門驗證，意味着如果一個區塊中包含 1000 條籤名，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 籤名，我們可以把所有的籤名驗證等式加起來並節省一些計算量。在一個包含 1000 筆交易的區塊中，我們可以驗證：

(s1+s2+…+s1000) × G=(R1+…+R1000)+(hash(P1,R1,m1)×P1+ hash(P2,R2,m2)×P2+…+hash(P1000,R1000,m1000)×P1000)

這裏就是一連串的點加法（從計算機運算的角度看，簡直是免費的）和 1001 次點乘法。已經是幾乎 3 倍的性能提升了 —— 驗證時只需為每個籤名付出一次重運算。

Schnorr 籤名如何提升比特幣

- 兩個籤名的批量驗證。因為驗證等式是线性可加的，所以只要所有的籤名都是有效的，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。-

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（在线錢包，熱錢包）上使用，而另一個放在硬件錢包/冷錢包裏面。即使其中一個泄露了，我們還是掌控着自己的比特幣。

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

有了 Schnorr 籤名，我們可以使用一對密鑰 (pk1,pk2)，並使用一個共享公鑰 P = P1 + P2 = pk1 * G + pk2 * G 生成一個共同籤名。在生成籤名時，我們需要在兩個設備上分別生成一個隨機數（k1, k2），並以此生成兩個隨機點 Ri = ki * G，再分別加上 hash(P, R1 + R2, m)，就可以獲得 s1 和 s2 了（因為 si = ki + hash(P, R, m)* pki ）。最後，把它們都加起來即可獲得籤名 (R, s) = (R1+R2, s1+s2)，這就是我們的共享籤名，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籤名，它跟一個普通的 Schnorr 籤名看起來沒有兩樣。

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，為了籤名。在兩把私鑰的情況下，只需訪問一次冷錢包：我們可以在熱錢包裏准備好待籤名的交易，選好 k1 並生成 R1 = k1 * G，然後把待籤名的交易和這些數據一同傳入冷錢包並籤名。因為已經有了 R1，籤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（k1，R1）籤名交易，把兩個籤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 並籤名。在這種情況下，可能不使用聚合，而使用各私鑰單獨籤名的方式會好一些 —— 這樣就只需要一輪交互。

文章完成後，我得到了 Manu Drijvers 的反饋：在一個可證明安全性的多籤名方案中，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，然後告訴每一個設備 Ri 的哈希值 ti=hash(Ri)，然後每個設備都能確保你沒有在知道其他人的隨機數之後改變主意*
收集所有的數字 Ri 並計算公共的 R
籤名

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（比如你的熱錢包被劫持），並假裝自己的公鑰是 （P1 - P2），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籤名。

還有第三個重大問題。你沒法使用確定性的 k 來籤名。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（比如 pk1）。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 的聚合籤名。所以我們像往常一樣發起交易，准備好一筆待籤名的交易和 R1，發送給我們的硬件錢包，硬件錢包籤名後將（R2, s2）發回給熱錢包 …… 然後，熱錢包出錯了，沒法完成籤名和廣播。於是我們再試一次，但這一次被黑的電腦用了另一個隨機數 —— R1' 。我們在硬件錢包裏籤名了同一筆交易，又將（R2, s2'）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籤名：（R1, s1, R2, s2）和（R1', s1'，R2，s2'）。這個 R2 是一樣的，但是 R = R1 + R2 和 R' = R1' + R2 是不同的。這就意味着黑客可以計算出我們的第二個私鑰：s2-s2'=(hash(P,R1+R2,m)-hash(P,R1'+R2,m))⋅pk2 或者說 pk2=(s2-s2')/(hash(P,R1+R2,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。

Musig

MuSig 解決了其中一個問題 —— rogue key 攻擊將不能再奏效。這裏的目標是把多方/多個設置的籤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。

聚合籤名對應着聚合公鑰。但在 MuSig 中，我們不是把所有聯合籤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 。在這裏，L = hash(P1,…,Pn) —— 這個公共數基於所有的公鑰。L 的非线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。

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

默克爾樹多籤名

你可能也注意到了，MuSig 和密鑰聚合需要 *所有籤名者籤名一個交易*。但如果你想做的是 2-3 的多籤名腳本呢？這時候我們能夠使用籤名聚合嗎，還是不得不使用通常的 OP_CHECKMULTISIG 和分別籤名？（譯者注：OP_CHECKMULTISIG 是比特幣驗證橢圓曲线多籤名腳本的操作碼）

先說答案，是可以的，但是協議上將有些許的不同。我們可以开發一個類似於 OP_CHECKMULTISIG 的操作碼，只不過是檢查聚合籤名是否對應於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 的多籤名腳本，我們需要用這幾把公鑰的所有兩兩組合（P1, P2）、（P2, P3）、（P1, P3）來構建一棵默克爾樹，並把默克爾樹根公布在鎖定腳本中。

在花費比特幣時，我們需要提交一個籤名和一個證據，證明這個籤名所對應的公鑰位於由這個樹根標記的默克爾樹上。對於 2-3 多籤名合約來說，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。對於 7-11 多籤名腳本來說，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籤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，我們就不必局限於 m-n 多籤名腳本了。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。

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