Grin，一種使用MimbleWimble協(xié)議的新型加密貨幣，連日來讓整個市場為之興奮。但其相關教程卻乏善可陳。

Grin輸出采用了Pedersen Commitment。輸出形式如下：

Grin輸出——Pedersen Commitment方案。

Pedersen Commitment是一種隱藏信息的巧妙方式。如果這是你第一次聽到Commitment，那么再看到這個詞語的時候你就可以將其理解為“隱藏價值”。

如果我們選擇一個非常大的數(shù)字 k 作為私鑰，則k * H被認為是相應的公鑰。即知道公鑰k * H的值，要推導出 k 的值也幾乎是不可能的。..

? r 是私鑰，用作盲因子， G 是橢圓曲線上的不動點，他們的乘積 r*G 是曲線上r的公鑰。

? v 是輸入或輸出值，H 是橢圓曲線上的另一個不動點。

在公式（k + j）* H = k * H + j * H中， k 和 j 都是私鑰，說明兩個私鑰和獲取的公鑰（k + j）* H，等于每個私鑰的對應公鑰和（k * H + j * H）。

在ECC入門中有對密碼學更深入的研究，但簡而言之，要花費Grin，就必須要知道盲因子（r）和Grin的數(shù)量（v）。而要解構commitment來推斷這些值是不可能的。我們必須提前知道這些值。

盲因子之所以存在是因為向你支付Grin的人也知道v的值是多少（他們向你發(fā)送了多少Grin）。但只有你（而非Grin的發(fā)出方）知道該輸出的盲因子，因此，只有你能夠花掉這筆輸出。

假設該筆輸出使用的盲因子為20，且該筆輸出包括40個Grin。（注：Grin的數(shù)量實際上是以原子單位1 NanoGrin的倍數(shù)發(fā)送的。簡單起見，這里我們使用“Grin”來表示。）：

該筆輸出中，盲因子為20，Grin數(shù)量為40.

若查看Grin的區(qū)塊鏈瀏覽器，你會發(fā)現(xiàn)這筆輸出不會如上所述整齊地分解。以下為真正的Grin輸出，與我們所創(chuàng)建的一樣：

Grin輸出形式（在Commit列下）

同樣，要從該輸出中推導出“20”（盲因子）或“40”（Grin數(shù)量）是不可能的。

花費輸出

假設我們展示的輸出屬于Alice?，F(xiàn)在，Alice希望將40個Grin中的25個發(fā)送給Bob。為方便說明，我們將忽略礦工費。

如果你用一張5美元的鈔票買了一件3美元的東西，那么你會得到2美元的找零（余額）。比特幣交易方式亦是如此，Grin也不例外。如果Alice想要從她未使用的40個Grin輸出中發(fā)送25個Grin給Bob，她也會在同樣一筆交易中創(chuàng)建一個輸出，這筆輸出會將余下的15個Grin（找零）返還給她自己。

Alice確定想要發(fā)送給Bob的Grin數(shù)量，及其余額。

這15個Grin將回到Alice的賬戶中，這就意味著，只有她能夠控制并再次花費。換言之，Bob無法花費Alice的這15個找零。為此，Alice必須為這15個找零創(chuàng)建一個新的盲因子。假設Alice選擇34作為盲因子。

Alice既知道r值（找零輸出的盲因子），也知道v值（余下Grin數(shù)量）。這樣，她就擁有了創(chuàng)建找零輸出（co）所需的一切信息。這也將作為一筆輸出記錄在區(qū)塊鏈上，就像Alice很快生成的、將25個Grin發(fā)送給Bob的輸出一樣。

Alice的余額輸出。

如前所述，要花費任何一筆輸出，必須知道輸出中所使用的盲因子。Alice知道她想要花費的輸出中所使用的盲因子（20），但她需要一種方式向所有人證明她知道。

為此，她需要創(chuàng)建一個完全獨立的計算方法——盲因子總和。這里需要Alice用她剛剛為自己的余額輸出創(chuàng)建的盲因子（34），減去她希望花費的輸出的盲因子（20）。

Alice的盲因子總和。

s（s代表發(fā)送方，即Alice）是Alice所有盲因子的總和，本例中總和為14。（注：本文中我有意忽略了內(nèi)核偏移）。

最后，Alice要創(chuàng)建一個隨機數(shù)ks（s同樣代表發(fā)送方）。她將使用該隨機數(shù)為這筆交易構建簽名，我們將在稍后展示簽名的構建過程。Alice不會將實際隨機數(shù)發(fā)送給Bob。相反，她發(fā)送的是ks ? G，這是對該隨機數(shù)的承諾（commitment）。如前所述，Alice將隨機數(shù)與生成點G相乘，從而隱藏了實際隨機數(shù)的值。

Alice會將以下信息發(fā)送給Bob。但實際上，Grin數(shù)據(jù)并未被分為“元數(shù)據(jù)（Metadata）”和“數(shù)據(jù)（Data）”字段。而為了清晰起見，我們在這里會按照如下形式表示。

Alice在本次Grin交易的第一步中發(fā)送給Bob的所有信息。

元數(shù)據(jù)字段包括：

1. 發(fā)送數(shù)量：Alice想要發(fā)送給Bob的Grin數(shù)量（本例中為25）。

2. TX UUID：Alice和Bob在來回發(fā)送數(shù)據(jù)時用于標識此交易的唯一標識符。

3. TX fee： 交易費用（本教程中將不予討論）。

4. 區(qū)塊高度（lock_height）：該筆交易生效時的區(qū)塊編號。

數(shù)據(jù)字段包括：

1. TX輸入：未花費的輸出，Alice用作與Bob進行交易的輸入。

2. co： Alice的余額輸出。

3. ks ? G： Alice的隨機數(shù)ks乘以生成點G，成為對該隨機數(shù)的承諾。

4. rs ? G： Alice所有盲因子rs的總和乘以生成點G，成為對該值的承諾。

Alice將以上全部數(shù)據(jù)發(fā)送給Bob，Bob繼續(xù)下一步操作。

輪到Bob

Bob在接收到Alice發(fā)來的數(shù)據(jù)后，將交易費用（TX fee）和區(qū)塊高度（lock_height）變量聯(lián)系起來以創(chuàng)建M，我們稱之為該筆交易的“信息（Message）”。

該筆交易的“信息”

Bob為他想要從Alice那里收到的25個Grin選擇一個盲因子rr（r代表接收方，在本例中為Bob）。假設他選擇11作為盲因子rr，同時還選擇了自己的隨機數(shù)kr（r同樣代表接收方）。

正如Alice所做的，Bob也分別將這兩個值乘以生成點G，創(chuàng)建對這兩個值的承諾。接著Bob利用這些數(shù)值，為該筆交易生成Schnorr challenge，由變量e表示：

該筆交易的Schnorr challenge。

Schnorr challenge按順序包含以下內(nèi)容的SHA256哈希：

1. 交易信息。

2. Alice和Bob使用隨機數(shù)的承諾總和。

3. Bob（25個Grin輸出）的盲因子承諾總和，和Alice所有的盲因子總和。

Bob使用e為交易生成他的Schnorr簽名，sr（r代表接收方）。雖然這是Bob簽名的全部內(nèi)容，但我們稱之為Bob的部分簽名，因為它最終將與Alice的部分簽名相加，從而得到整個交易的簽名。

該筆交易Bob的部分簽名

當Alice最終收到sr時，她是無法從中得知kr或rr的值的。

Bob將以下內(nèi)容發(fā)回給Alice：

Bob將他的部分簽名、隨機數(shù)承諾以及對輸出盲因子的承諾發(fā)回給Alice。

這些內(nèi)容按順序包括：

1. sr： Bob的部分簽名。

2. kr ? G： Bob的隨機數(shù)承諾

3. rr ? G： Bob對他想要得到的25個Grin的盲因子承諾

最后一步：回到Alice

Alice現(xiàn)在擁有所需一切信息，可以在本地計算e，即該筆交易的Schnorr challenge。在本地計算了e之后，Alice可以驗證Bob的部分簽名。

Bob的部分簽名sr包含以下內(nèi)容：

該筆交易Bob的部分簽名

基于我們前面描述的橢圓曲線的性質，Alice可將生成點G引入方程式兩邊，等式仍然成立。

Alice將等式兩邊分別乘以生成點G。

由于Alice收到了Bob的kr?G（Bob的隨機數(shù)承諾）和rr?G（Bob的盲因子承諾，他將使用該盲因子來獲得他將收到的那25個Grin），同時由于已經(jīng)在本地計算了e，Alice可以簡單地乘以生成點G，并確保等式的右邊等于這個值，從而驗證Bob的部分簽名sr。

如此，Alice便證明了：

1. Bob知道他會收到多少Grin（25個）。

2. Bob知道其隨機數(shù)。

3. Bob知道他想要得到的25個Grin的盲因子。

而Alice不會知道Bob選擇的隨機數(shù)或者盲因子。

接著，Alice生成自己的部分簽名：

Alice為該筆交易生成部分簽名。

Alice現(xiàn)在可以生成交易的簽名，其中包括Alice和Bob的部分簽名：

交易簽名，包括Alice和Bob部分簽名的總和以及對其隨機數(shù)的承諾。

簽名按順序包括：

1. Alice和Bob部分簽名的總和。

2. Alice和Bob的隨機數(shù)承諾的總和（他們彼此互不知道對方的真實隨機數(shù)）。

簡化后該簽名表現(xiàn)為：

該交易的簽名

其中 s = ss + sr， k = ks + kr.

記住這個簽名，很快你就會理解它的意義。

完成交易

數(shù)字貨幣需要“記憶”——也就是說，當你將一筆錢發(fā)送給某一個人的時候，你就不能將它再發(fā)送給另一個人。而Grin的運作方式隱藏了發(fā)送的Grin數(shù)量和接收方。那么，我們怎么能證明一筆錢沒有被重復支付或憑空創(chuàng)造出來呢？

在一筆Grin交易中，當從輸入中減去所有輸出時，剩余Grin的數(shù)量應該等于0。那么回到之前的5美元例子：

給收銀員3美元（輸出） + 2美元找零返還給我 （輸出） – 5美元紙鈔 （輸入） = 0

在Grin的交易中，當一筆交易合法時，相同的求和使得v值總和為零。但我們?nèi)绾卧诓徽故具@些數(shù)值的情況下證明這一點呢？讓我們看看從Alice到Bob的交易中使用的輸入和輸出：

（34?G） + （15?H） + （11?G） + （25?H） - （20?G） - （40?H） = （25?G） + （0?H）

這里的巧妙之處在于，當Grin的數(shù)量抵消時（不存在憑空創(chuàng)造的情況下應該得到的結果），從輸入減去輸出所剩下的就是“過多盲因子（the excess blinding factor）”的承諾，或“kernel excess”。本文例子中，盲因子的承諾是25?G，是曲線上的公鑰。

如果一筆Grin交易的輸出總和減去輸入總和會在曲線上產(chǎn)生一個有效公鑰，那么你就會知道，v值一定已經(jīng)被抵消了。如果對于某個已知的n值，等式的右邊不是n?G + 0?H的形式，那么該筆交易無效。這意味著要么花費的金額大于輸入的總和（就好比你拿出5美元紙鈔，向收銀員支付3美，卻得到找零10美元），要么輸入大于輸出（就好比你拿出5美元紙鈔，向收銀員支付3美元，卻沒有找零）。

還記得這個簽名嗎？

該交易的簽名

這個簽名實際上已經(jīng)對我剛剛提到的過多盲因子簽署了承諾。以下對此進行了闡釋。

如果你還記得的話，這就是當你在等式兩邊同時乘以生成點G時，Bob的部分簽名。

當兩邊同時乘以生成點G時，Bob的部分簽名。

同樣，以下為等式兩邊同時乘以生成點G后，Alice的部分簽名。

等式兩邊同時乘以生成點G后，Alice的部分簽名。

如果將兩個方程式相加會發(fā)生什么？ 你會得到：

sr?G + ss?G = （kr ? G） + （ks ? G） + （e ? （rr?G + rs?G））

記住，rr是Bob的盲因子，rs是Alice的盲因子之和。前面提到的rr?G + rs?G等同于（rr + rs）?G。

Bob對其盲因子的承諾是11?G。Alice對其盲因子總和的承諾是14?G。二者相加，得到25?G，這就是對交易中過多盲因子的承諾。因此，加上sr和ss （Bob和Alice各自的部分簽名）就證明了整個交易的有效性，因為它們加起來就等于對過多盲因子的承諾。

進一步簡化該等式，我們會得到：

sr?G + ss?G = （k?G） + （e ? （r?G））

或：

sr?G + ss?G = （k?G） + （e ? （25?G））

接下來就要檢查左右兩邊是否相等。

記住，這個等式中的所有內(nèi)容（部分簽名的總和，e中的所有內(nèi)容，對過多盲因子的承諾，對隨機數(shù)總和的承諾）都是公開可見的，因此任何人都可以對此進行驗證。我們既不需要Alice也不需要Bob的盲因子來驗證交易。加上他們的部分簽名，并驗證他們對過多盲因子的承諾進行了求和，我們就證明了：

1. 在花費Alice之前的輸入時，沒有憑空創(chuàng)造新的資金。

2. Alice和Bob在創(chuàng)建該筆交易時都知道其輸出的盲因子。這意味著他們可以花費新的輸出，不會出現(xiàn)問題。

我們用來驗證交易的信息被放在交易內(nèi)核中。

交易內(nèi)核

除輸出外，交易內(nèi)核是從Grin交易輸出中得到的另一條信息。每筆交易都會生成一個交易內(nèi)核，但是Grin區(qū)塊鏈是無法查看的，也無法將一筆輸出與交易內(nèi)核相關聯(lián)。每筆Grin交易都存在一個交易內(nèi)核，其中包含了“沒有憑空創(chuàng)造新的資金”的證明。

交易內(nèi)核中存儲信息如下：

1. 交易的簽名（s， k ? G）。

2. 與“過多盲因子”相關的公鑰（在本例中為25?G）。如上所述，可用其驗證s。

3. 交易費和交易的區(qū)塊高度。（注：如果是Coinbase交易，則這兩者均不存在）。

總結

完成以上操作后，從該筆交易向網(wǎng)絡中廣播的信息僅包括：

1. 使用的輸入。

2. 新的輸出。

3. 交易內(nèi)核。

4. 內(nèi)核偏移。