JP2021524186A - ブロックチェーンを使って原子的スワップを実行するためのコンピュータ実装されるシステムおよび方法 - Google Patents
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Abstract
Description
(i)第1のユーザーにとってアクセス可能な第1の秘密値を第1の派生公開鍵に変換し、第1の派生公開鍵を第2のユーザーに送信すること;
(ii)第2のユーザーにとってアクセス可能な第2の秘密値を第2の派生公開鍵に変換し、第2の派生公開鍵を第1のユーザーに送信すること;
(iii)少なくとも部分的には第1の派生公開鍵に基づいて第3の派生公開鍵を計算すること;
(iv)少なくとも部分的には第2の派生公開鍵に基づいて第4の派生公開鍵を計算すること;
(v)第1の秘密値および第2の秘密値のそれぞれに一方向性関数を適用して、それぞれの第1のベールに包まれた秘密値および第2のベールに包まれた秘密値を生成すること;
(vi)第1のユーザーから第2のユーザーに第1のベールに包まれた秘密値を、第2のユーザーから第1のユーザーに第2のベールに包まれた秘密値を通信すること;および
(vii)それぞれ前記第1のベールに包まれた秘密値および前記第2のベールに包まれた秘密値を含む第1のブロックチェーン・トランザクションおよび第2のブロックチェーン・トランザクションを構築することであって、それらのトランザクションは、第1の秘密値および第2の秘密値の両方がそれぞれのトランザクションに提供されると、それぞれの第1または第2の資源の制御を移転するためにロック解除可能(unlockable)であるように構成されること、
ここで、前記第1のブロックチェーン・トランザクションのロック解除によって前記第1の秘密値が前記第2のユーザーに明かされ、前記第2のブロックチェーン・トランザクションのロック解除によって前記第2の秘密値が前記第1のユーザーに明かされ、
第1の秘密値を第2のユーザーに明かすことによって、第2のユーザーは第3の派生公開鍵に対応する第2の秘密鍵を計算できるようになり、第2の秘密値を第1のユーザーに明かすことによって、第1のユーザーは第4の派生公開鍵に対応する第1の秘密鍵を計算できるようになる。
第1のトランザクションにおける未使用出力への要求されるロック解除基準の提供は、他方のまたはある別のトランザクションにおける未使用出力をロック解除するために要求される一つまたは複数の秘密値を明かしてもよい、または、該秘密値をアクセス可能にしてもよい。
これは、トランザクションと実行される原子的スワップとの間の、記録された、消去できないリンクを提供するという利点を提供する。
これは、追加的な決定論的な難読化を介して、トランザクションのセキュリティをさらに高めるという利点を提供する。
これにより、別のユーザーが交換に完全には参加しない場合に、本方法の少なくとも一のユーザーが、それぞれの資源の制御を返してもらうことが可能となり、それにより、本方法の汎用性が増す。
これは、本方法によって提供されるプライバシーおよびセキュリティを増すという利点を提供する。
これは、本方法のセキュリティをさらに高めるという利点を提供する。
(viii)第1の秘密値および第2の秘密値のうち少なくとも一方から始まるベールに包まれた秘密値の少なくとも1つのシーケンスを生成すること;
(ix)第1の秘密値および第2の秘密値のうち少なくとも一方を使用して、先行する請求項のいずれかの方法を実行すること;
(x)少なくとも1つのブロックチェーン・トランザクションを償還して、第1の秘密値および第2の秘密値のうち少なくとも一方を明かし、それにより、前記シーケンスの少なくとも1つのベールに包まれた秘密値を明かすこと。
これは、本方法の効率をさらに向上させるという利点を提供する。
PA0が対応する秘密鍵SA0をもつアリスの楕円曲線デジタル署名アルゴリズム(elliptic curve digital signature algorithm、ECDSA)公開鍵を示し、PB0が秘密鍵SB0をもつボブの公開鍵を示すとする。
PA0、PB0、H(A0)、H(B0)
を知っている。
H(A0)|H(B0)
(ここで、"|"はOP_CAT演算を示す)または代替的には
H(H(A0)|H(B0))
のような派生ハッシュを計算する。
のように決定論的な疑似ランダムに見える値も組み込まれれば、追加的なプライバシーが達成されうる。ここで、Zは、共有された開始値に基づいて、事前に合意されたゼータ関数のように、両方の当事者が計算できるものである。
アリスについてのロック・スクリプト:
OP_DUP OP_HASH160<Hash160 PA1>OP_EQUALVERIFY OP_CHECKSIG OP_HASH256<Hash256 A0>OP_EQUALVERIFY OP_HASH256<Hash256 B0>OP_EQUALVERIFY
アリスについてのロック解除スクリプト:
<B0> <A0> <SigPA1> <PA1>
公開鍵ハッシュへの支払い(Pay To Public Key Hash、P2PKH)アドレスおよびスクリプト・ハッシュへの支払い(Pay To Script Hash、P2SH)アドレスへのトランザクションはどちらも、上記のタイプのロック・スクリプトおよびロック解除スクリプトを許容することを注意しておく。P2SHアドレスについては、ロック・スクリプトは、同じ情報を含む償還スクリプトのハッシュとして提示される。
もしボブがアリスに自分の正しい秘密B0を与えることを拒否し、アドレスPB1に格納されている資金をロック解除することもしない場合、ボブの秘密はアリスに明かされず、アリスはPA1に格納されている資金をロック解除することはできない。さらに、アリスはボブに送った、PB1に格納されている資金を回収することもできない。
"24h" OP_CHECKSEQUENCEVERIFY OP_DROP OP_DUP OP_HASH160<Hash160 PA1>OP_EQUALVERIFY OP_CHECKSIG
対応するアンロック・スクリプトは、<Sig PA1> <PA1>によって与えられる。
さらなる代替的な実施形態は、値A0およびB0がアリスおよびボブのみに知られ、決して公開されないように、マスキング・ステップ32を含む。
B'0=B0+SC
次いで、二人は上記で概説した方法のように進めるが、もとの秘密ではなく、マスクされた秘密A'0、B'0を用いる。原子的スワップの間は、マスクされた秘密だけがブロックチェーン上で一般に公開される。
これは、秘密値A0およびB0が、のちに記載されるさらなる実施形態のような他のコンテキストにおいても使用される場合に有用である。
アリスとボブが、反復交換の数nについて合意する。二人は、それぞれランダムな値AnおよびBnを生成する。アリスは次のアクセス・チェーンを計算する:
先の実施形態で述べた時間依存の返金は、論理に実質的な変更を加えることなく、上記のロック・スクリプトに含めることができることを注意しておく。
アリスもボブも、その原子的スワップの自分のトランザクション出力を使わなければ、アリスの秘密S2はボブに開示されず、ボブの秘密S1はアリスに開示されない。この場合、アリスもボブもPAEおよびPBEに対応する秘密鍵を計算することはできない。
アリスは、BCHおよびETHの資金をPBEに移動し、
ボブは、BCHおよびDASHの資金をPAEに移す。
1.分散ハッシュテーブル(Distributed Hash Table、DHT)へのアクセスの提供;
2.暗号化された計算;
3.プライベート電子メール・クライアント;
4.物流データおよび交換へのアクセス;
5.商品およびサービスのスワップ;
6.私的な価値交換;
7.鍵の階層。
適切な場合には、以下に述べるような公開鍵/秘密鍵システムを使用して、2者間の情報交換の安全な方法を使用することにより、セキュリティを向上させることができる。
P1C=V1C×G (式1)
に従った楕円曲線点乗算に基づいて、第1のノードのマスター公開鍵(P1C)を決定することを含む。
V1C:第1のノードによって秘密に保持される、第1のノードのマスター秘密鍵、
P1C:公知にされている第1のノードのマスター公開鍵。
P1S=V1S×G (式2)
V1S:第2のノードによって秘密に保持されている第2のノードのマスター秘密鍵、
P1S:公知にされている第2のノードのマスター公開鍵。
GV=SHA-256(M) (式4)
V2C=V1C+GV (式5)
P2C=V2C×G (式6)
式5からのV2Cを式6に代入すると、次式が得られる:
P2C=(V1C+GV)×G (式7)
ここで'+'演算子は楕円曲線点加算を指す。
楕円曲線暗号代数が分配則を満たすことに注意すると、式7は次のように表わせる:
P2C=V1C×G+GV×G (式8)
最後に、式1を式7に代入して、次式を与えることができる:
P2C=P1C+GV×G (式9.1)
P2C=P1C+SHA-256(M)×G (式9.2)
P2S=V2S×G (式10.1)
P2S=P1S+GV×G (式10.2)
式10.2の数学的証明は、第1のノードの第2の公開鍵(P2C)について式9.1を導出するために上述したものと同じである。第1のノード3は、第2のノード7とは独立して、第2のノードの第2の公開鍵を決定370することができることが理解される。
S=V2C×P2S (式11)
ここで、第2のノード7で実行される対応する方法400について述べる。これらのステップのいくつかは、第1のノード3によって実行された上記のステップと同様であることが理解される。
P2C=V2C×G (式12.1)
P2C=P1C+GV×G (式12.2)
式12.1および12.2の数学的証明は、式10.1および10.2について上記で論じたものと同じである。
V2S=V1S+GV (式13.1)
V2S=V1S+SHA-256(M) (式13.2)
次いで、第2のノード7は、第1のノード3とは独立に、第2のノードの第2の秘密鍵(V2S)および第1のノードの第2の公開鍵(P2C)に基づいて、次の式に基づいて、共通の秘密(CS)を決定480してもよい:
S=V2S×P2C (式14)
第1のノード3によって決定された共通の秘密(CS)は、第2のノード7において決定された共通の秘密(CS)と同じである。ここで、式11と式14が同じ共通の秘密(CS)を与えることの数学的証明を述べる。
S=V2C×P2S (式11)
S=V2C×(V2S×G)
S=(V2C×V2S)×G (式15)
第2のノード7によって決定された共通の秘密(CS)を見ると、式12.1を式14に代入して、次のようになる:
S=V2S×P2C (式14)
S=V2S×(V2C×G)
S=(V2S×V2C)×G (式16)
ECC代数は可換なので、式15と式16は等価である。なぜなら:
S=(V2C×V2S)×G=(V2S×V2C)×G (式17)
Claims (10)
- コンピュータ実装されるセキュリティ方法であって、当該方法は:
(i)第1のユーザーにとってアクセス可能な第1の秘密値を第1の派生公開鍵に変換し、前記第1の
派生公開鍵を第2のユーザーに送信する段階と;
(ii)前記第2のユーザーにとってアクセス可能な第2の秘密値を第2の派生公開鍵に変換し、前記第2の派生公開鍵を前記第1のユーザーに送信する段階と;
(iii)少なくとも部分的には前記第1の派生公開鍵に基づいて第3の派生公開鍵を計算する段階と;
(iv)少なくとも部分的には前記第2の派生公開鍵に基づいて第4の派生公開鍵を計算する前記と;
(v)前記第1の秘密値および前記第2の秘密値のそれぞれに一方向性関数を適用(34)して、それぞれの第1のベールに包まれた秘密値および第2のベールに包まれた秘密値を生成する段階と;
(vi)前記第1のユーザーから前記第2のユーザーに前記第1のベールに包まれた秘密値を、前記第2のユーザーから前記第1のユーザーに前記第2のベールに包まれた秘密値を通信する段階(36)と;
(vii)それぞれ前記第1のベールに包まれた秘密値および前記第2のベールに包まれた秘密値を含む第1のブロックチェーン・トランザクションおよび第2のブロックチェーン・トランザクションを構築する段階(42)であって、それらのトランザクションは、前記第1の秘密値および前記第2の秘密値の両方がそれぞれのトランザクションに提供されると、それぞれの第1または第2の資源の制御を移転するためにロック解除可能となるように構成される、段階とを含み、
前記第1のブロックチェーン・トランザクションのロック解除によって前記第1の秘密値が前記第2のユーザーに明かされ、前記第2のブロックチェーン・トランザクションのロック解除(48B)によって前記第2の秘密値が前記第1のユーザーに明かされ、
前記第1の秘密値を前記第2のユーザーに明かすことによって、前記第2のユーザーは前記第3の派生公開鍵に対応する第2の秘密鍵を計算できるようになり、前記第2の秘密値を前記第1のユーザーに明かすことによって、前記第1のユーザーは前記第4の派生公開鍵に対応する第1の秘密鍵を計算できるようになる、
方法。 - 前記第1のトランザクションおよび前記第2のトランザクションの少なくとも一方は、それぞれの第1の秘密鍵および第2の秘密鍵の適用の際にのみ、償還可能であるように構成される、請求項1に記載の方法。
- (a)少なくとも部分的には前記第1のユーザーの第1の公開鍵に基づく第1の派生公開鍵および(b)少なくとも部分的には前記第2のユーザーの第2の公開鍵に基づく第2の派生公開鍵のうちの少なくとも一方を計算する段階(40)をさらに含み、前記第1の派生公開鍵は、前記第1の秘密鍵を含む暗号鍵ペアの一部であり、前記第2の派生公開鍵は、前記第2の秘密鍵を含む暗号鍵ペアの一部である、請求項2に記載の方法。
- (a)少なくとも部分的には前記第1のユーザーの前記第1の公開鍵に基づく前記第1の派生公開鍵および(b)少なくとも部分的には前記第2のユーザーの前記第2の公開鍵に基づく前記第2の派生公開鍵のうちの少なくとも一方を計算する段階はさらに、前記第1および第2のベールに包まれた秘密値の組み合わせ(38)を含む、請求項3に記載の方法。
- 前記第1および第2のベールに包まれた秘密値の組み合わせは、前記第1のベールに包まれた秘密値と前記第2のベールに包まれた秘密値との連結、および少なくとも1つのベールに包まれた秘密値の、ランダムまたは擬似ランダム値との連結の少なくとも一方を含む、請求項4に記載の方法。
- 前記第1のトランザクションが償還されない第1の時間期間の経過に応答して、前記第1の資源の制御を前記第1のユーザーに返すように構成された第3のブロックチェーン・トランザクション;および前記第2のトランザクションが償還されない第2の時間期間の経過に応答して、前記第2の資源の制御を前記第2のユーザーに返すように構成された第4のブロックチェーン・トランザクション、のうちの少なくとも一方を構築する段階(44)をさらに含む、請求項1ないし5のうちいずれか一項に記載の方法。
- 前記第1のベールに包まれた秘密値および前記第2のベールに包まれた秘密値の少なくとも一方は、前記第1の秘密値および前記第2の秘密値のうち少なくとも一方と、前記第1のユーザーおよび前記第2のユーザーの両方によってアクセス可能な共有秘密値との組み合わせ(32)を含む、請求項1ないし6のうちいずれか一項に記載の方法。
- 前記共有秘密値は、段階(i)の前に、共通の秘密(CS)として確立される、請求項7に記載の方法。
- (viii)前記第1の秘密値および前記第2の秘密値のうち少なくとも一方から始まるベールに包まれた秘密値の少なくとも1つのシーケンスを生成する段階と;
(ix)前記第1の秘密値および前記第2の秘密値のうち少なくとも一方を使用して、請求項1ないし8のうちいずれか一項に記載の方法を実行する段階と;
(x)少なくとも1つのブロックチェーン・トランザクションを償還して、前記第1の秘密値および前記第2の秘密値のうち少なくとも一方を明かし、それにより、前記シーケンスの少なくとも1つのベールに包まれた秘密値を明かす段階とをさらに含む、
請求項1ないし8のうちいずれか一項に記載の方法。 - 請求項1ないし9のうちいずれか一項に記載の方法の少なくとも段階(vii)を、段階(x)で明かされた少なくとも1つのベールに包まれた秘密値を使って実行する段階をさらに含む、請求項9に記載の方法。
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