⚠️原文：Introduction to Schnorr Signatures
⚠️写在前面：适用于有一点密码学基础的亲故，否则建议跑路。
1 Schnorr 签名的定义
假设你有密钥对 ( x , X = x ∗ G ) ( x, X = x * G ) (x,X=x∗G)，那么消息 m m m 的 Schnorr 签名 ( R , s ) ( R, s ) (R,s) 为：
R = k ∗ G R = k * G R=k∗G s = k + H ( R , m ) ∗ x s = k + H( R, m )* x s=k+H(R,m)∗x
其中 k k k 是随机私钥。
这里作者假定你已经有一点密码学基础了，以防万一，还是说明一下 x x x 是私钥， X X X 是公钥。
让我们分解一下上述过程。
- 对于每个签名，签名者都会生成一个随机值 k k k，它是该签名的 一次性私钥；
- 签名者计算 R R R，即 k k k 的公钥，称 R R R 为随机数（nonce value）；
- 签名者计算 R R R 和消息 m m m 的哈希值，这个哈希值是实际要签名的内容；
- 签名者将该哈希值乘以自己的私钥 x x x，再加上一次性私钥 k k k，得到 s s s 。
每个签名由一个 ( R , s ) (R, s) (R,s) 对组成： s s s 本质上是 “私钥 x x x 的所有者已签署消息 m m m” 的证明，而 R R R 作为一次性公钥，主要用于和普通公钥 X X X 一起验证该签名。
在比特币中，一个 ( R , s ) (R, s) (R,s) 对使用 64 个字节进行编码，其中前 32 个字节表示 R R R，后 32 个字节表示 s s s 。
一旦生成签名，任何知道消息 m m m 和公钥 X X X 的人都能够验证该签名。签名验证只是检查：
s ∗ G = ? R + H ( R , m ) ∗ X s * G \overset{?}{=} R + H( R , m )* X s∗G=?R+H(R,m)∗X
你会注意到：消息 m m m 和公钥 X X X 必须是已知的，或者是被提供给了验证者的，而 R R R 和 s s s 是作为签名给出的。
2 Schnorr 签名的属性
Schnorr 签名看起来像随机数。
具体来说，值 k k k 和 x x x 是随机数， H ( R , m ) H(R, m) H(R,m) 也是随机数，因为它是哈希函数的输出。宽松地说，将一堆随机数放在一起，得到的还是一个随机数。总之，无论消息是什么以及签名者是谁，值 s s s 都同样可能是任何数字。
请注意，此论点并不能证明 Schnorr 签名不会泄漏有关签名者密钥的信息，我们将在稍后讨论安全性时讨论此属性。
禁止重复使用随机数！
我将密钥 k k k 和 R R R 称为 “一次性的” 是有原因的：如果你使用相同的密钥签署两条不同的消息，你将泄露整个私钥。让我们看看如果你犯了这个错误，攻击者是如何窃取你的密钥的。
攻击者首先获取到：
- X X X：你的公钥
- R R R：你不小心重用了的随机数
- m 1 m_1 m1：你签署的第一条消息
- s 1 s_1 s1：你生成的第一个签名
- m 2 m_2 m2：你签署的第二个消息
- s 2 s_2 s2：你生成的第二个签名
回想一下， s s s 值是对消息 m m m 和私钥 x x x 的承诺，由随机数 k k k 调整。因此，如果攻击者将两个 s s s 值相减，用于隐藏私钥 x x x 的随机调整将被抵消。
重用随机数 R = k ∗ G R=k*G R=k∗G 意味着两次签名所用的随机数 k k k 是相同的，本质上就没有进行随机调整了。
攻击者计算：
s 1 − s 2 = ( k + H ( R , m 1 ) ∗ x ) − ( k + H ( R , m 2 ) ∗ x ) = H ( R , m 1 ) ∗ x – H ( R , m 2 ) ∗ x = ( H ( R , m 1 ) – H ( R , m 2 ) ) ∗ x \begin{alignat}{2} s_1 - s_2 &= ( k + H( R , m_1 )* x ) - ( k + H( R , m_2 )* x ) \\ &=H( R , m_1 )* x – H( R , m_2 )* x \\ &= (H( R , m_1 ) – H( R , m_2 ))* x \end{alignat} s1−s2=(k+H(R,m1)∗x)−(k+H(R,m2)∗x)=H(R,m1)∗x–H(R,m2)∗x=(H(R,m1)–H(R,m2))∗x
正如我所说， k k k 值实现的随机调整抵消了，只留下 H ( . . . ) ∗ x H(...)*x H(...)∗x 值的差异，它只是两个哈希值差异的 x x x 倍。除此之外，这两个哈希值还都是已知的，因为它们是公共信息的哈希。
因此攻击者可以求解 x x x：
x = ( s 1 − s 2 ) ∗ ( H ( R , m 1 ) − H ( R , m 2 ) ) − 1 x = ( s_1 - s_2 )*(H( R , m_1 ) - H( R , m_2 )) ^{-1} x=(s1−s2)∗(H(R,m1)−H(R,m2))−1
BIP 340 尝试通过将消息 m m m 用作生成密钥 k k k 的密钥生成函数的一个输入，以确保不会发生随机数重用。因为如果消息 m m m 改变，随机数 k k k 也会跟着改变。
这两个属性同样适用于 ECDSA 以及许多其他签名协议，实际上，它们是 Schnorr 签名安全性不可或缺的一部分。
3 与 ECDSA 比较
ECDSA 和 Schnorr 之间的两个主要区别使得 Schnorr 签名独特且更优越：
- Schnorr 签名比 ECDSA 签名更小、更快。比特币中使用的 ECDSA 签名长度为 70 或 71 字节，而 Schnorr 签名仅为 64 字节。此外，Schnorr 签名的生成和验证明显快于 ECDSA 签名。
- Schnorr 签名是线性的。这是将 Schnorr 与其他签名方案区分开来的关键区别。
线性是签名函数 Sign 的属性，该属性说明：
S i g n ( x 1 , k 1 , m ) + S i g n ( x 2 , k 2 , m ) = S i g n ( x 1 + x 2 , k 1 + k 2 , m ) Sign(x_1, k_1, m) + Sign(x_2, k_2, m) = Sign(x_1 + x_2, k_1 + k_2, m) Sign(x1,k1,m)+Sign(x2,k2,m)=Sign(x1+x2,k1+k2,m)
上述等式说明，如果两个实体签署同一条消息，然后将它们的签名相加，我们最终将得到它们聚合密钥的有效签名！
签名函数 Sign 是一个接受私钥 x x x 和消息 m m m 作为输入并输出部分签名 s s s 的函数。
通过修改 Schnorr 签名的版本来验证 “Schnorr 签名是线性的”。具体来说，令聚合随机值 R = R 1 + R 2 R = R_1 + R_2 R=R1+R2，即每个随机值 R i R_i Ri 的和。
什么叫做 “修改 Schnorr 签名的版本”？答：因为 H ( R 1 , m ) H(R_1,m) H(R1,m) 和 H ( R 2 , m ) H(R_2,m) H(R2,m) 是没有办法相加的，所以我们换做使用 H ( R , m ) H(R,m) H(R,m)，其中 R R R 是 R 1 R_1 R1 和 R 2 R_2 R2 的和，以此来实现相加😇
将两个实体的签名相加：
S c h n o r r S i g n ( x 1 , k 1 , m ) + S c h n o r r S i g n ( x 2 , k 2 , m ) = ( k 1 + H ( R , m ) ∗ x 1 ) + ( k 2 + H ( R , m ) ∗ x 2 ) = ( k 1 + k 2 ) + H ( R , m ) ∗ ( x 1 + x 2 ) = S c h n o r r S i g n ( x 1 + x 2 , k 1 + k 2 , m ) \begin{alignat}{2} SchnorrSign(x_1, k_1, m) &+ SchnorrSign(x_2, k_2, m) \\ &= (k_1 + H(R, m)*x_1) + (k_2 + H(R, m)*x_2) \\ &= (k_1 + k_2) + H(R, m)*(x_1 + x_2) \\ &= SchnorrSign(x_1 + x_2, k_1 + k_2, m) \end{alignat} SchnorrSign(x1,k1,m)+SchnorrSign(x2,k2,m)=(k1+H(R,m)∗x1)+(k2+H(R,m)∗x2)=(k1+k2)+H(R,m)∗(x1+x2)=SchnorrSign(x1+x2,k1+k2,m)
我们修改了 Schnorr 签名以使用相同的哈希，从而得到了一个很好的线性签名函数。
请注意，ECDSA 是没有这个属性的。
最后，正如 BIP 340 中所说：“尽管有这些优势，几乎没有缺点。” Schnorr 是基于椭圆曲线的最简单的签名方案，比特币将只会从它中受益。
好硬核的机翻💥
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