BLS签名算法

前言

  [失踪人口回归 (*/ω＼*)] 真的好久好久没有更新了，因为自己也还在找方向，但还是把新学的知识记录在博客里。今天要介绍的是BLS签名算法。

一、BLS签名算法简介

  BLS签名算法[1]是由斯坦福大学的 Dan Boneh、Ben Lynn 和 Hovav Shacham一同提出的。

  一般将 ECDSA签名算法、Schnorr签名算法和BLS进行对比。

  ECDSA签名算法局限性：

  无法进行签名聚合和密钥聚合。换句话说，当我们验证多重签名交易的时候，我们只能逐个对签名进行验证，显然这会耗费大量的区块空间和交易费。因此并不适用于多重签名场景。

  Schnorr签名算法：

  可以将一笔交易中的所有签名和公钥合并成单个签名和公钥，其过程是不可见的（即无法判断该签名或公钥是否通过合并得到的）。这样就可以实现只需要一次就可以对合并后的签名做验证，加快了区块验证的速度。

  但其仍然存在着局限性：

• 多重签名需要多次（签名者之间的）通信，这对冷钱包来说过于麻烦；
• 聚合签名算法依赖随机数生成器，而不像 ECDSA 那样可以使用指定的随机点（R）；
•  m-n 多重签名机制比较取巧，需要构建公钥的默克尔树。当 m 和 n 较大时，树所占空间会相当大；
• 无法把一个区块中的所有签名聚合成一个签名。

  与这两个签名算法作比较，BLS有如下优点：

  （1）不需要随机数生成器，可以将区块中的所有签名聚合成一个；

  （2）容易实现 m-n 多重签名，也可以避免签名者之间的多余通信；

  （3）签名的长度更短（签名为椭圆曲线上的一个点而非两个），是 Schnorr 或 ECDSA 的 2 分之一。

 

 

二、基础知识

  在对BLS算法进行阐述之前，首先了解一下曲线哈希和曲线配对。

2.1 曲线哈希

  Hashing to the curve 一般可以翻译为曲线哈希或者是哈希成曲线上的点。没了解之前听到曲线哈希可能会不知道是啥，但听到哈希成曲线上的点就大概知道意思了。

  在一般的哈希计算中，常常是对于不定长的输入最终输出一个定长的数值。但曲线哈希就不一样，其输出结果会对应到椭圆曲线上的一个点。

  具体做法如下：

  哈希函数保持不变，将得到的哈希值作为点的 x 值寻找椭圆曲线上的对应点。

  通常来说（比如比特币所用的曲线），椭圆曲线有 2²⁵⁶ 个点，而 SHA-256 哈希算法的值是 256 位。不过，一个有效的 x 坐标，会对应一正一负两个 y 坐标（因为（x, y）和（x, -y）都是曲线y²=x³+ax+b上的点）。换句话说，新的哈希算法大约有 50% 的概率在曲线上找到 2 个对应点，另 50% 的概率则一个点也找不到。因此，在应用过程中会出现需要尝试多次才能找到对应点的情况。

  · 有两个对应点怎么解决呢？

  选择y坐标较小的作为结果即可。

  · 那出现找不到对应点的情况怎么办呢？

  可以在消息体后面附加一个数。当找不到对应点的时候，将该数加一再重新计算直到找到对应的点。

  下面给出一个例子。

  以在模为 23 的有限域上定义的椭圆曲线 y²=x³+7为例。只有一半的 x 坐标在曲线上能找到对应点。

  ① 计算 hash(m||0)，没有对应的点。

  ② 计算 hash(m||1)，没有对应的点。

  ③ 计算 hash(m||2)，发现对应的点。对应的点有两个，选择y坐标较小的作为结果。

2.2 曲线配对

 

  在曲线哈希中，我们将输入（一个值）映射到一个椭圆曲线上的点。显然，我们还需要能将点映射为数的函数。下面介绍一种特殊的函数，这种函数能够把一条（或 2 条不同的）曲线上的两个点 P 和 Q映射为一个数：

e ( P , Q ) → n

  此函数还要有一个重要的特性。即对于未知数 x 和两个点 P 、 Q ，无论哪个点乘以 x，结果相同，即：

e ( xP , Q ) = e ( P , xQ )

 

 

  该函数还有如下性质：

e ( aP , bQ ) = e ( P , abQ ) = e ( abP , Q ) = e ( bP , aQ ) = e ( P , Q ) ^ab

 

  这里就不对该函数的原理进行详细介绍，里面涉及到许多数学原理。但不出意外的话，我后面会更新一篇关于配对（pairings）的理论，感兴趣的话可以关注一下。

  现在就只需要知道这种函数是存在的，并且它们有上面介绍的性质。除此之外，它并不会暴露x的任何信息。

  值得注意的是，配对函数中不能使用任何椭圆曲线（特别是比特币的 secp256k1 椭圆曲线）。我们必须使用非常特殊的曲线（通常出自易于配对的曲线簇），才能保证函数的效率和安全。

 

三、BLS签名方案

 

  现在终于能进入正题啦！

  下面用 pk 表示私钥， P 表示公钥， m 表示待签名的消息。其中 P = pk×G.

3.1 签名

  ① 对消息m 进行曲线哈希得到H(m).

  ② 使用私钥进行签名。将刚刚得到的结果乘以私钥。

S = pk × H(m)

3.2 验证签名

  在验证签名的时候，使用公钥 P 进行验证。验证过程如下：

e ( P , H(m) ) = e ( G , S ) 

3.3 原理

  下面证明 e ( P , H(m) ) = e ( G , S ) 该等式成立。

  已知：P = pk×G ，e ( xP , Q ) = e ( P , xQ ) .

e ( P , H(m) ) = e (  pk ×  G, H(m) ) =  e (  G , pk × H(m) ) = e (  G ,  S )

  下图能够很直观的表示。BLS 签名验证，我们只需验证 公钥和消息的哈希值（曲线上两个点）与曲线生成点和签名（曲线上另两个点）是否映射到同一个数（若是则说明这是一个有效的 BLS 签名）。

四、签名聚合

  前面提到BLS签名算法可以实现签名聚合，下面就来介绍这个非常棒的特性。

  现在假设在区块链的场景下，有一个区块有1000笔交易，每笔交易都由 签名S_i、公钥P_i 和 消息m_i 组成。现在我们只关心区块中所有的签名（而不是每一个）是否正确。为获得聚合签名，只需要将区块中的所有签名加起来：

S=S₁+S₂+...+S₁₀₀₀

 

  为了验证该区块是否正确，要保证下面这个等式成立。

 e ( G , S ) =  e ( P₁ , H(m₁) ) × e ( P₂ , H(m₂) ) × ... × e ( P₁₀₀₀ , H(m₁₀₀₀) ) 

  如果签名是有效的，那么该等式是成立的。证明如下：（这里我直接放word里的截图）

 

  这里我们仍需用到所有的公钥，并计算 1001 次配对函数，好处是，区块中的签名只占 33 字节了。签名聚合可以由矿工在挖矿时完成，节省大量的区块空间。

4.1 n-n多重签名

 

  使用多重签名的地址时，我们会对同一笔交易用不同的密钥进行签名。这种情况下，可以和 Schnorr 算法一样使用聚合密钥，把所有密钥和签名聚合成单个公钥和签名。

  下面我们以 3-3 多重签名方案为例（同理可推导任意数量的多重签名方案）。一种简单的聚合方法，是把所有的签名和密钥加起来即可。即：

签名聚合结果：S=S₁+S₂+S₃

密钥聚合结果：P=P₁+P₂+P₃

 

  可以验证以下等式依然成立：

 e ( G , S ) =  e ( P , H(m) ) 

  证明如下：（这里我直接放word里的截图）

  和 Schnorr 一样，我们也需要杜绝伪造密钥攻击。一种方法是要求每个签名参与者证明它拥有公钥对应的私钥（用私钥给公钥签名）。另一种方法是加入非线性系数，使得攻击无法实施。要做到这一点，聚合不再是简单的将多个密钥和签名相加，而是将它们分别乘以某个系数后再相加：

S = a₁ × S₁ + a₂ × S₂ + a₃ × S₃

P = a₁ × P₁ + a₂ × P₂ + a₃ × P₃

  公式中签名和密钥的系数，可以通过签名者以及其它所有人的公钥计算得出，公式如下：

a_i = hash (P_i, {P₁, P₂, P₃})

 

  举个例子，可以简单的将签名者的公钥和所有人公钥拼接在一起算出系数：

 

a_i = hash (P_i || P₁|| P₂ || P₃)

  此时，上面的验证公式依然成立。虽然多了系数a_i，但计算逻辑未变。

  该方案的好处是，无需在设备间进行多轮通信，只需知晓其它签名者的相应信息即可。它可比 Schnorr 算法（需要 3 轮通信）的多重签名方案简单多了。这个方案也不依赖随机性，是一种具有完全确定性的签名算法。

4.2 m-n多重签名

  上面对n-n多重签名进行了介绍，但实际中其实并不是很常见，更常用的是m-n多重签名。

  Schnorr 签名算法中，我们用公钥组成的默克尔树来实现密钥聚合，这种方式效率不高，但是将将堪用。不幸地是，当 m 和 n 的值变大时，默克尔树的大小会呈指数增长。

 

  BLS 使用了另一种方法，不过略复杂。我们需要一个普通哈希函数hash(x)（结果为一个数）和一个曲线哈希函数H(x)。开始多重签名时，还需要一个初始化过程，这之后，签名者之间就不再需要通信了，只需提供交易签名即可。

  下面举个例子，我们要创建一个 2-3 多重签名，3 个签名存储在不同的设备上（这个例子可以扩展为任意的 m-n 多重签名）。

  （1）生成成员密钥

  用 i = 1,2,3 来表示集合中相应位置的设备，用pk_i表示私钥，用P_i = pk_i×G表示公钥。我们用前面说的方法来聚合公钥：

 

 

 

P = a₁ × P₁ + a₂ × P₂ + a₃ × P₃

  其中，a_i = hash (P_i, {P₁, P₂, P₃}) .

  现在，每个设备都需要对每个i签名，以证明该i是聚合公钥中的一员。将签名聚合后，保存在对应的设备中：

MK_i = (a₁ × pk₁) × H( P , i ) + (a₂ × pk₂) × H( P , i ) + (a₃ × pk₃) × H( P , i ) 

  这个签名被称作“成员密钥”，稍后签名时我们会用到。每个成员密钥都是对消息体H( P , i ) 的 n-n 多重签名，即：

e (G, MK_i) = e (P, H(P , i) )

  证明如下：

 

 

  记住这个等式，稍后还会用到。它用来证明某个设备是多重签名中的合法参与者。

  （2）签名

  假设现在用pk₁和 pk₃对交易进行签名，会生成两个签名S₁和S₃：

S₁ = pk₁ × H(P,m) + MK₁

S₃ = pk₃ × H(P,m) + MK₃

  将它们加起来，聚合成单一的签名和公钥：

(S', P') = (S₁+S₃, P₁+P₃)

  用P'和S', 是为了强调它们只是由部分签名者参与计算的（公钥和签名），而不像 P 那样是由所有签名者参与计算的（公钥）。为了验证 2-3 多重签名，需证明如下等式成立：

e(G,S') = e(P',H(P,m)) × e(P,H(P,1)+H(P,3))

  上面说过，成员密钥 MK₁ 和   MK₃ 是对消息 H(P,1) 和  H(P,3)（消息本身由聚合公钥P签名）的签名，所以有：

 

 

  证明完毕。比 n-n 多重签名复杂一些，但仍然可以理解。

 

五、缺点

  ① 配对函数并不是十分高效

  ② 存在一种针对椭圆曲线加密体系的攻击-MOV攻击。该攻击能够利用配对函数来危害系统安全。所以对配对函数的使用要十分谨慎。

 

参考文献

[1] Boneh D , Lynn B , Shacham H . Short Signatures from the Weil Pairing[J]. Springer, Berlin, Heidelberg, 2001.

[2] 理解 BLS 签名算法