密码学之 Ecdsa 签名、GG20、MPC 钱包 (四) 上

  • 皓码
  • 发布于 2025-09-11 05:55
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GG20协议（One Round Threshold ECDSA with Identifiable Abort）是基于 GG18 协议的改进，是当前实现 ECDSA 阈值组签名最主流、最安全的协议之一。它专为 MPC 钱包设计，支持分布式密钥生成和签名。

GG20 协议（One Round Threshold ECDSA with Identifiable Abort）是基于 GG18 协议的改进，是当前实现 ECDSA 阈值组签名最主流、最安全的协议之一。它专为 MPC 钱包设计，支持分布式密钥生成和签名。旨在解决 BitForge 漏洞，提高效率并增强安全性。GG20 通过引入无小因子证明和 Blum 模数证明来验证 Paillier 参数的安全性，并通过原子性签名来确保签名过程的安全性。此外，GG20 还优化了密钥生成和签名流程，提高了整体性能。

我们知道，BitForge 漏洞（CVE-2023-33241）是 GG18 的核心痛点，即已经理解攻击原理（恶意 Paillier 参数+迭代提取私钥），所以 GG20 主要是围绕这一痛点来展开的，以及如何通过强化的零知识证明（如无小因子证明、Blum 模数证明）和原子性签名来封堵这一漏洞。即使采用 GG20，Paillier 参数验证和密钥管理仍是审计重点。

以前的文章

基本原理介绍

基本技术

GG20 协议所涉及的技术与 GG18 协议有很多重合的地方，这里只是简单的罗列出来，不做详细介绍，详细介绍请自行查看以往的文章：

  • 签名技术
  • 阈值组签名技术 (Threshold-Signature)
  • 可识别终止 (Identifiable Abort)
  • 加法同态加密 (Paillier 加密)
  • 不可延展的模糊承诺（NM-E-Commitment）(具有不可延展性和模糊性的承诺方案)
  • 可验证秘密分享（VSS，Verifiable Secret Sharing）
  • DSA 签名
  • DDH 假设、Strong-RSA 假设
  • 乘法转换协议（MtA）
  • 同态运算
  • 零知识证明

带可识别中止的阈值组签名协议流程

GG20 协议主要包括以下几个步骤：

密钥生成

  1. 每个参与方 $P_i$ 随机选择 $u_i\in_RZ_q$，即多项式的常数项，计算承诺 $[KGC_i,KGD_i]=Com(g^{u_i})$，并广播 $KGC_i$。每个 $P_i$ 广播自己的 Paillier 公钥 $E_i$。

  2. 每个 $P_i$ 广播 $KGD_i$，并做解承诺运算，记 $y_i=g^{u_i}$。运行 $(t,n)-$FVSS 协议，得组公钥 $y=\Pi_i{y_i}$，组私钥 $x=\sum_i{u_i}$，每个 $P_i$ 的私钥分片 $x_i=\sum_j{f_j(i)}$，公钥分片 $X_i=g^{x_i}$。

  3. 每个 $P_i$ 使用 ZK 证明其知道 $x_i$。$N_i=p_iq_i$ 是与 $E_i$ 相关的 RSA 模数。使用 ZK 证明 $N_i$ 无平方因子，以及证明无小因子。

签名过程

令 $S\subseteq[1..n]$ 表示被选出来的参与签名的成员集合，其大小为 $|S|=t+1$。$\lambda_{i,S}$ 表示拉格朗日系数，记 $\omegai=(\lambda{i,S})xi$，于是得到 $x=\sum{i\in S}\omega_i$，$W_i=g^{\omega_i}=Xi^{\lambda{i,S}}$。

  • Phase 1

    $P_i$ 随机选择 $k_i,\gamma_i\in_RZ_q$，计算承诺 $[C_i,D_i]=Com(g^{\gamma_i})$，并广播 $Ci$。定义 $k=\sum{i\in S}ki,\gamma=\sum{i\in S}\gammai$。所以 $$ k\gamma=\sum{\substack{i,j\in S}}^{n}k_i\gammaj\ kx=\sum{\substack{i,j\in S}}^{n}k_i\omega_j $$

  • Phase 2

    执行 MtA 协议，对于 $k_i\gamma_j$ 的乘法分享，协议执行结果如下： $$ k_i\gammaj=\alpha{ij}+\beta_{ij}\ $$ 其中 $Pi$ 拥有 $\alpha{ij}$ ，$Pj$ 拥有 $\beta{ij}$。

    $P_i$ 计算 $$ \delta_i=k_i\gammai+\sum{j\neq i}^{n}\alpha{ij}+\sum{j\neq i}^{n}\beta{ji}\ $$ 于是得到 $k\gamma=\sum{i\in S}\delta_i$。

    执行 MtAwc 协议，对于 $k_i\omega_j$ 的乘法分享，协议执行结果如下： $$ k_i\omegaj=\mu{ij}+\nu_{ij}\ $$ 其中 $Pi$ 拥有 $\mu{ij}$，$Pj$ 拥有 $\nu{ij}$。

    $P_i$ 计算 $$ \sigma_i=k_i\omegai+\sum{j\neq i}^{n}\mu{ij}+\sum{j\neq i}^{n}\nu{ji}\ $$ 于是得到 $kx=\sum{i\in S}\sigma_i$。

  • Phase 3

    $P_i$ 广播各自的 $\deltai$，并计算 $\delta=\sum{i\in S}\delta_i=k\gamma$， 并计算 $\delta^{-1}\text{ mod q}$。

    计算 $T_i=g^{\sigma_i}h^{l_i}$，并广播各自的 $T_i$。并且使用 ZK 证明其知道 $\sigma_i,l_i$。

  • Phase 4

    $P_i$ 广播各自的 $D_i$，并做解承诺运算，得到 $\Gamma_i=g^{\gammai}$。计算 $\Gamma=\Pi{i\in S}{\Gamma_i}$。

    所以得到组签名承诺 $R=\Gamma^{\delta^{-1}}=g^{k^{-1}}$，这里很容易推导出来。接下来计算出 $r=H'(R)$。

  • Phase 5

    每个 $P_i$ 计算 $\bar{R_i}=R^{k_i}$ 并广播。

    并对 $\bar{R_i}$ 和 $E_i(K_i)$ 做一致性零知识证明。其中 $E_i(ki)$ 是 Phase 2 中 MtA 协议所发送的 paillier 密文。验证： $$ g\xlongequal{?}\Pi{i\in S}\bar{R_i} $$ 如果验证失败，则协议终止

  • Phase 6

    每个 $P_i$ 计算 $S_i=R^{\sigma_i}$ 并广播。

    并对 $S_i$ 和 $T_i$ 做一致性零知识证明。其中 $Ti$ 是 Phase 3 中所发送的消息。验证： $$ y\xlongequal{?}\Pi{i\in S}S_i $$ 如果验证失败，则协议终止

  • Phase 7

    每个 $P_i$ 计算 $s_i=mk_i+r\sigmai$，并计算 $s=\sum{i\in S}s_i$。若签名 $(r,s)$ 是正确的则接受，否则终止。

零知识证明

  1. 上一节中的 Phase 3 里的 ZK，$T=g^{\sigma}h^l$。

    • Prover 随机选择 $a,b\in_R Z_q$，并计算 $\alpha=g^ah^b$，并发送。
    • Verifier 发送一个随机挑战 $c\in_RZ_q$。
    • Prover 计算 $t=a+c\sigma\text{ mod q},u=b+cl\text{ mod q}$，并发送$(t,u)$。
    • Verifier 验证 $g^th^u\xlongequal{?}\alpha T^c$。

  2. 上一节中的 Phase 5 里的 ZK，$\bar{R}=R^k,C=E(k)$，证明 $\bar{R}$ 中的 $k$ 与 paillier 密文 $C$ 中的 $k$ 是一致的。[todo]

  3. 上一节中的 Phase 6 里的 ZK，参与者 $P$ 输出 $S=R^\sigma$，必须证明其知道 $\sigma,l$，满足 $S=R^\sigma,T=g^{\sigma}h^l$。

    • Prover 随机选择 $a,b\in_R Z_q$，并计算 $\alpha=R^a,\beta=g^ah^b$，并发送 $(\alpha,\beta)$。
    • Verifier 发送一个随机挑战 $c\in_RZ_q$。
    • Prover 计算 $t=a+c\sigma\text{ mod q},u=b+cl\text{ mod q}$，并发送 $(t,u)$。
    • Verifier 验证 $R^t\xlongequal{?}\alpha S^c,g^th^u=\beta T^c$。

可识别中止（Identifiable Abort）

所有已知的 ECDAS 阈值组签名协议的一个关键问题是，在中止的情况下，无法确定是哪一个参与方导致的签名失败，也就无法确定由谁负责任和受到惩罚，在本节中，我们将展示如何做到可识别中止。

需要注意的是，我们假设有一个广播信道，所以如果参与方作恶，每个参与方都会知道，这要求协议的每条消息都必须可靠地广播（这包括对 MtA 协议）。在这里，我们将注意力集中在：一方在正确的时间发送了正确形式的消息，但该消息的内容被精心设计成导致协议失败的方式，说白了就是假设消息传递和广播都是可靠的，忽略不可靠通信带来的影响，只专注协议本身以及消息内容。

GG20 相对于 GG18 的关键安全改进

安全特性 GG18 GG20
Paillier模数验证 仅验证“无平方因子”（Square-Free），允许小素数存在，导致漏洞。 强制强零知识证明，验证模数 N 是安全的大素数乘积（无小因子），从根本上杜绝恶意参数注入。
签名中止攻击 协议可能部分失败，泄露错误信息，被利用来提取私钥分片。 引入签名原子性，确保操作“全成功或全回滚”，阻断通过错误信息泄露的渠道。
审计与追踪 无 新增审计追踪功能。如果签名失败，可以定位到恶意节点，增强了协议的可问责性。
其他优化 优化了零知识证明的逻辑，极大减少了通信量。

GG20 的优缺点分析

优点：

  1. 高安全性：修复了 GG18 的关键漏洞，是目前最安全的 ECDSA 门限签名方案之一。

  2. 兼容性极佳：生成的是标准 ECDSA 签名，与比特币、以太坊等所有支持 ECDSA 的区块链原生兼容。

  3. 无需链上变更：MPC 的复杂性在链下，对区块链网络本身无任何要求。

  4. 灵活的治理模型：支持 (t-n) 多种门限设置（如2-of-3，3-of-5），适应企业多签、个人备份等场景。

  5. 相比 GG18 网络通信量优化：通过协议的优化大幅减少了通信量，提高了效率。

缺点/挑战：

  1. 计算和通信开销大：多轮交互和 Paillier 加密计算导致延迟较高，不太适合高频交易场景。

  2. 实现复杂性：协议极其复杂，依赖非常多的密码学组件，自行实现难度高，容易因编码错误引入新漏洞。

  3. 依赖传统密码学：基于离散对数问题，不抗量子计算（但量子计算机问世尚需时日）。

应用生态与开源实现

  • 主要用户：众多知名的加密货币托管服务商、交易所和钱包提供商，如 Fireblocks、Qredo、ZenGo 等，其核心均采用或兼容 GG20/GG18 协议。

  • 主流开源库：

总结与建议

GG20 协议是 MPC 钱包发展史上的一个里程碑。 它继承了 GG18 的架构优势，并通过强化的零知识证明和原子性设计，有效解决了前代协议的重大安全漏洞，为大规模商业应用奠定了基础。

给开发者和企业的建议：

  • 新项目选型：如果业务需要兼容比特币/以太坊等 ECDSA 链，应直接选择基于 GG20 的实现，并确认其已完整集成针对 BitForge 漏洞的修复（强 Paillier 参数验证）。

  • 存量系统升级：如果正在使用基于 GG18 的库，必须立即计划升级到 GG20 或应用相应的安全补丁。

  • 安全审计：无论采用何种库，在上线前都必须由专业机构进行密码学实现审计，重点关注 Paillier 参数验证、错误处理和零知识证明的正确性。

  • 考虑替代方案：对于新链或可接受 Schnorr 签名的场景（如比特币 Taproot），可以评估更高效的 FROST 协议，其通信轮次更少，且无 Paillier 以及大量 ZK 计算开销。

总而言之，GG20 为高价值的数字资产托管提供了一个在安全性和兼容性之间取得优异平衡的解决方案，是当前企业级 MPC 钱包的首选技术方案之一。

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