作者：Ruben Somsen

来源：https://gist.github.com/RubenSomsen/be7a4760dd4596d06963d67baf140406

本协议的目标是让 Bob 可以跟 Alice 执行一次盲化的 Diffie-Hellman 密钥交换，从而，在未来，当一个解盲后的数值返回给 Alice 时，Alice 将意识到这个值来自于她自身，但无法知晓这个值跟其它值有什么区别（即，类似于盲签名）。

Alice:
A = a*G
返回 A

Bob：
Y = hash_to_curve(secret_message)（将秘密消息哈希成椭圆曲线上的点）
r = 随机盲化因子
B' = Y + r*G
返回 B'

Alice：
C' = a*B'
  (= a*Y + a*r*G)
返回 C'

Bob：
C = C' - r*A
 (= C' - a*r*G)
 (= a*Y)
返回 C，秘密消息

Alice：
Y = hash_to_curve(secret_message)
C == a*Y

如果等式成立，则 C 必定来自 Alice

我在一个似乎被遗忘了很久的密码朋克邮件组帖子中发现了这个协议，它是 David Wagner 在 1996 年写的（修正：也许并不像我以为的那样被遗忘了，因为 Lucre 就是一个它的实现）。它的初衷是成为 RSA 盲签名的替代方案，以绕开 David Chaum 的（现在已经过期的）专利。就像在所有的 ecash 协议中一样，这里的 secret_message 将由 Alice 在验证后记录下来，以防止重复花费。

这个方案的一个好处在于，执行门限机制的时候相对直接（值要求椭圆曲线乘法）。而一个缺点在于，它比单纯的签名检查要更复杂，因为它需要重复 Diffie-Hellman 密钥交换过程。

这个协议还有一个额外的弱点，但可以解决。Bob 无法确定 C' 是正确生成的（对应于 a*B'）。Alice 可以通过同时提供一个离散对数相等证据（discrete log equality proof, DLEQ），证明 A = a*G 中的 a 等于 C' = a*B' 中的 a，从而解决这个问题。这个想到可以通过一种相对简单的 Schnorr 签名来证明，如下所述：

（这些步骤发生在 Alice 返回 C' 的时候）

Alice：
 r = 随机 nonce 值
R1 = r*G
R2 = r*B'
 e = hash(R1, R2, A, C')
 s = r + e*a
返回 e, s

Bob：
R1 = s*G - e*A
R2 = s*B' - e*C'
e == hash(R1, R2, A, C')

如果等式成立，则 A = a*B 中的 a 必定等于 C' = a*B' 中的 a

感谢 Eric Sirion、Andrew Poelstra 和 Adam Gibson 的有益评论。