作者：Anthony Towns
来源：https://lists.linuxfoundation.org/pipermail/bitcoin-dev/2021-September/019420.html
首先，我们要快速讨论一下 IN_OUT_AMOUNT。我认为，最容易的处理它的办法就是一个专门的操作码，将两个数值推入栈中；但是，也可以由两个操作码来实现，或者，甚至它可以接受一个参数，让你可以指定读取的是哪个输入（以及对应的输出）（而 -1 意味着是当前的输入）。
但是，这里有一个很大的复杂性：用聪来表示数额，需要高达 51 比特的长度，但脚本只允许你做 32 位的数字的数学运算。不过，引入 IN_OUT_AMOUT 已经意味着要使用一种 OP_SUCCESS 操作码（译者注：需要软分叉），所以这也恰好允许我们任意重新定义其它操作码的行为 —— 所以我们可以根据 IN_OUT_AMOUNT 在脚本中存在与否来变更 ADD、SUB 和比较大小的操作符的语义，使之能支持 64 位的数值。让 MUL、DIV 和 MOD 具备这样的特性可能也是有价值的。
- - -
回到 TLUV。我的理论是，它会从栈中弹出 3 个元素。最上面的元素是 C，表示用于控制的整数；然后是 H，额外的默克尔路径步骤；最后是 X，对内部公钥的调整。如果 H 为空向量，则不会添加额外的默克尔路径步骤；否则 H 必须是一个 32 字节的元素。如果 X 是空向量，那么内部公钥就不会改变；否则 X 必须是一个 32 字节的 x-only 公钥。
C 的低比特（low bit）指明了 X 的奇偶性；如果是 0，则 X 所代表的公钥的 y 坐标值为偶数；如果是 1，则 X 所代表的公钥的 y 坐标值为奇数。
C 的下一个比特指明了当前的脚本是否要从默克尔路径中抛弃，如果它是 0，则会保留当前的脚本；如果它是 1，则当前的脚本会被抛弃。
C 的剩余比特（即 C >> 2）是要从当前的默克尔路径中抛弃的步骤数量。（C 为负数的行为有待决定 —— 要么总是失败，要么总是成功，或者可以留给未来的软分叉来定义）。
举个例子，假设我们的 taproot uxto 有 5 个脚本（A、B、C、D、E），并且按照 BIP 341 中的定义计算相应的哈希值：
AB = H_TapBranch(A, B)
CD = H_TapBranch(C, D)
CDE = H_TapBranch(CD, E)
ABCDE = H_TapBranch(AB, CDE)
而且，我们要使用脚本 E 来花费，这时候的 “控制块” 包含了脚本 E、通往 E 的默克尔路径，即（AB, CD）。
我们就用这个例子来展示你可以如何用 TLUV 来控制花费脚本的变化（即将输入的脚本公钥转化成输出的脚本公钥）。
最简单的，假设我们的脚本 E 中包含了 0 0 0 TLUV，它的意思是，我们将保留当前的脚本、保留当前的默克尔路径中的所有步骤、不添加新的步骤，也不会改变内部公钥 —— 也就是让结果的脚本公钥跟我们当前正在花费的脚本公钥没有区别。
如果我们使用脚本 0 F 0 TLUV（即 H = F, C = 0），那么我们会保留当前的脚本、保留当前默克尔路径中的所有步骤（AB 和 CD），然后加入一个新步骤（F）到默克尔路径中，于是沿路的哈希值变成：
EF = H_TapBranch(E, F)
CDEF =H_TapBranch(CD, EF)
ABCDEF = H_TapBranch(AB, CDEF)
如果我们使用脚本 0 F 2 TLUV（H=F, C=2），那么我们会抛弃当前的脚本、但保留默克尔路径的其它步骤，然后加入一个新的步骤（本质上，这就是把当前位置的脚本换成了一个新的脚本）：
CDF = H_TapBranch(CD, F)
ABCDF = H_TapBranch(AB, CDF)
如果我们使用脚本 0 F 4 TLUV（H=F, C=4），那么我们会保留当前的脚本，但抛弃默克尔路径上的最后一个步骤，然后添加一个新的步骤（本质上就是替换了当前脚本的 兄弟）：
EF = H_TapBranch(E, F)
ABEF = H_TapBranch(AB, EF)
如果我们使用了脚本 0 0 4 TLUV（H=empty, C=4）那么我们会保留当前的脚本，但抛弃默克尔路径上的最后一个步骤，也不添加新的脚本（也就是抛弃掉了兄弟）：
ABE = H_TapBranch(AB, E)
实现带有 “释放/锁定/可用” 结构的保险柜构造，将是这样的：
- 锁定脚本为
OP_RETURN - 可用脚本为
<HOT> CHECKSIGVERIFY IN_OUT_AMOUNT SWAP <X> SUB DUP 0 GREATERTHAN IF GREATERTHANOREQUAL VERIFY 0 <H_LOCKED> 2 TLUV ELSE 2DROP ENDIF <D> CSV - 释放脚本为
<HOT> CHECKSIGVERIFY IF <H_LOCKED> ELSE <H_AVAILABLE> ENDIF 0 SWAP 4 TLUV INPUTAMOUNT OUTPUTAMOUNT LESSTHANOREQUAL - HOT 是 32 字节的热钱包公钥
- X 是热钱包随时可花的最大数额
- D 是资金释放和实际使用之间的强制性延迟
- H_LOCKED 为
H_TapLeaf(locked script) - H_AVAILABLE 为
H_TapLeaf(available script)
- - -
再说回池化资金的方案。实际上，令人难过的是，更新内部公钥的机制就是事情复杂化的起点。具体来说，因为 taproot 在脚本公钥和内部公钥中使用了 32 字节的 x-only 公钥（隐含 y 为偶数），我们不得不担心一件事，例如，假设 A、B、C 和 A + B + C 的 y 值都为偶数，但 A + B = A + B + C - C 的 y 值并不是偶数。那么，让 C 从池中自己退出，可能会导致脚本公钥发生如下的改变（从原来的 Qabc 变成 Qab：
Qabc = (A+B+C) + H(A+B+C, (Sa, (Sb, Sc)))*G
Qab = -(A+B) + H( -(A+B), (Sa, Sb)*G
听起来这也还好，没什么大不了，但要是 B 这时候再从池中退出呢？你取得的内部公钥是 -(A + B)，因为 (A + B) 的 y 值是奇数；如果你减去 B，那它会给你 - A - 2B 而不是 A。所以 B 是拿到了自己的资金，但 B 并没有在内部公钥中消失，你依然需要 B 的签名来实现密钥路径花费，这绝对不是我们想要的。
如果我们忽略这个警告（例如，如果得到的内部公钥的 y 为奇数，则让 TLUV 认定这是一个错误），那么，用于从池中退出的脚本是非常直接的（假定你的余额为 BAL，你的公钥为 KEY）：
<KEY> DUP "" 1 TLUV
CHECKSIGVERIFY
IN_OUT_AMOUNT SUB <BAL> GREATERTHANOREQUAL
对于一般大小的池子来说，“当这事不存在” 是由可能做到的，比如有 4 个人，你只需要选择 A、B、C、D，使得它们的和的任意组合（A + B + C、A + D，等等）都对应着一个 y 值为偶数的公钥，让每个人都在进入池子之前提前验证一下，就可以了。如果我没算错，你需要做 2^n 次尝试来找出一个幸运集合，但是，每一个不符合要求的集合都会很快暴露出来，导致每次尝试的计算时间可以摊平为常数，所以整体开销应该是 3 * 2 ^ n 这样子。只要 n 不超过 20、30，开销都不算太大。
为了妥帖地处理这个问题，你需要让 UTXO 承诺其内部公钥的奇偶性，并在使用 TLUV 时用某种办法找出这个值。可能有三种方法可以做到。
最直接的办法就是在脚本公钥里承诺 —— 也就是说，在 Q = P + H(P, S) * G 之上，除了定义 P 为一个 32 字节的 x-only 公钥，还在 H(P, S) 中承诺 P 的奇偶性，然后，在使用脚本路径花费时，在控制块中揭晓内部公钥的奇偶性（而 taproot 原本已经要求揭晓脚本公钥点的奇偶性了）。因为 taproot 已经进入激活锁定节点，为 taproot 地址变更行为已经太迟了，但我们可以在未来的启用 entroot 或类似协议的软分叉中加入这一点，或者，我们可以让这个行为变成 33 字节的隔离见证 v1 地址，以 0x00 开头（举个例子）。
如果我们不在脚本公钥中承诺奇偶性，还有两种办法，在 UTXO 里面承诺：要么让脚本来保证它被承诺到了数值中；要么延伸保存在 UTXO 数据库中的数据：
为了在数值中承诺它，你可以这样做：
<P> <H> IN_OUT_AMOUNT 2 MOD SWAP 2 MOD TUCK EQUAL 2 MUL ADD TLUV
并改变 TLUV 的控制参数为：C&1 为 加入/删除 一个点，C&2 为要求结果拥有 奇数/偶数 的 y（而 C&4 和 C >> 3 控制当前的脚本是否要抛弃、要从默克尔路径中删除多少步骤）。这里的想法是，这样做保证了，如果 UTXO 的数值以聪表示，是 0 mod 2，那就减去这个点；如果是 1 mod 2，那就加上这个点；而且，输出 的数额以聪（mod 2）计量，将与输入的数额（mod 2）不同，这就是结果公钥具有奇数 y 的情形。结合保证输出的数额不会下降超过你的余额的规则，这就意味着，在你取出自己的余额的时候，有一半的概念你将不得不多付 1 聪给留在池内的成员，这样池内剩余数额的奇偶性才是对的。这并不优雅，但似乎可用。
另一种办法在上述两种办法之间，可能需要给 UTXO 数据库中的每个条目增加一个标签，来指明其内部公钥是否被反转过。只有在一个 UTXO 通过一个包含 TLUV 的脚本被创建出来时，才需要设置这个标签，而且 TLUV 将使用这个标签来决定是否要 增加/删除 传入的公钥。对我来说，这实现起来似乎非常复杂，尤其是你想让未来的（现在还未设想出来的）操作码也能设置这个标签的话。
- - -
上述所有内容都假设了，对于任何新的默克尔步骤来说，其哈希值都是在 UTXO 建立的时候就固定下来的。但是，如果 OP_CAT 或类似的东西能够启用，你就可以在脚本中用程序构造出这些哈希值，从而产生一些有趣的行为。举个例子，你可以构造一种脚本，表示 “允许任何人将自己添加到这个 ‘收购岛屿’ 池子中，只要他们能承诺至少 10 BTC”；然后，验证他们控制着自己要加入这个池子的公钥、允许他们添加一个脚本从而可以使用这个公钥取回自己的 10 BTC、允许他们跟其他人一样用自己的公钥参与池子的密钥花费路径。当然，这样的特性也许自然会延伸成人们认为 “限制条款是有害的” 案例中，例如一种 “1 美元拍卖合约”：“Alice 可以在 1000 次确认后花费这个 UTXO” 或者 “任何能够给这个 UTXO 增加 0.1 BTC 的人都可以将兄弟脚本中的 Alice 公钥换成自己的公钥，从而等待收获”。（译者注：“1 美元拍卖” 是一个著名的博弈论课堂案例，其关键条件是出价第二高的人也必须支付。这种条件会吸引竞价失败的人追加竞价。）
需要指出的一个有趣的事情是，用脚本来构造（这样的哈希值），有时候会比硬编码更加高效，例如，我认为
"TapLeaf" SHA256 DUP CAT [0xc0016a] CAT SHA256
对于计算一个 OP_RETURN 脚本的哈希值来说是正确的，而且只需要约 17 字节，比起硬编码哈希值（33 字节）要更便宜。
为了用程序构造一个新脚本，你几乎一定需要使用模板，例如：
SIZE 32 EQUALVERIFY [0xc02220] SWAP CAT [0xac] CAT "TapLeaf" SHA256 DUP CAT SWAP CAT SHA256
它可以从栈中获得一个公钥，然后将它转化成一个哈希值，使用这个哈希值的脚本就可以用来检查这个公钥的签名。我认为你可以构造多个脚本，然后用这个方法（或类似方法）将它们结合起来：
CAT "TapBranch" SHA256 DUP CAT SWAP CAT SHA256
但是，这里有一个严肃的警告：如果你允许人们在构造新脚本时任意添加操作码，它们可以选择加入其中一个 OP_SUCCESS 操作码；而且，如果他们是矿工，使用这个操作码就可以完全绕过限制条款的约束。如果你想要分析它，得到填充的模板可能必须是非常严格的，例如，为在见证脚本中提供的数据包含具体的 PUSH 操作码、并检查数据的长度跟所用的 PUSH 操作码的要求相匹配。