ECDSA(Elliptic Curve Digital Signature Algorithm)
一、学习背景--数字签名
在现实工作和生活中，我们使用签名的方式表达对一份文件的认可，其他人可以识别出你的签名并且无法伪造你的签名。数字签名就是对显示签名的一种电子实现，它不仅可以完全达到现实签名的特点，甚至能够做的更好。
常用的数字签名算法有RSA(Rivest-Shamir-Adleman Scheme)、DSS(Digital Signature Standard)等。比特币使用ECDSA来生成账户的公私钥以及对交易和区块进行验证。
二、简单说一下数字签名的工作原理
1.Alice(密码学中常用A到Z开头的人名代替甲乙丙丁等，字母越靠后出现频率越低)生成一对密钥，一个是sk(signing key)，是非公开的；另一个是vk(verification key)，是公开的。
这一对密钥同时生成，并且在数学上是相互关联的，同时，根据vk无法推测出关于sk的任何信息。
2.数字签名算法接收两个输出：信息M和sk，生成一个数字签名Sm
3.验证函数接收信息M、Sm以及vk作为输入，，返回结果是yes或者no。这一步的目的是为了验证你看到的针对信息M的数字签名确实是由Alice的sk来签发的，用于确认信息与签名是否相符。
与手写签名不同，手写签名基本都是相似的，但是数字签名却受输入影响很大。对输入轻微的改变都会产生一个完全不同的数字签名。一般不会对信息直接进行数字签名，而是对信息的哈希值进行签名。由加密哈希函数的无碰撞性可知，这样和对原信息进行签名一样安全。
以md5加密算法为例
三、ECDSA算法
写在开头：为什么使用ECDSA算法？
两个优点
1.在已知公钥的情况下，无法推导出该公钥对应的私钥。
2.可以通过某些方法来证明某人拥有一个公钥所对应的私钥，而此过程不会暴露关于私钥的任何信息。
证明将在后面给出。
在数学上，任何满足以下方程的点所形成的曲线称为随机椭圆曲线：
并且
，a和b可以为任意值。下面展示几个随机椭圆函数的示例：
y^2 =x^3−x+1
y^2=x^3-1
从图中可以看出，随机椭圆曲线都是关于x轴对称的。
ECDSA算法通过随机椭圆曲线方程的性质产生密钥，有很多的实现方案。其中比特币、以太坊以及其他一些的区块链项目使用的标准为secp256k1，它的公式为：曲线如下图：
secp256k1的曲线图
1.点的加法
在了解如何通过基于secp256k1椭圆曲线的ECDSA算法生成公私钥之前，我们需要了解在随机椭圆曲线里，点的加法是如何实现的。
首先定义椭圆曲线上点的加法。设椭圆曲线上有两点，A和B点，那么作过这两点的直线与该曲线相交于第三点(C点)，然后关于X轴对称得到D点，则D为这两个点的和，记作D=A+BD=A+BD=A+B。很明显，D点也在该曲线上。所以椭圆曲线上两点之和也是曲线上的点。
加法图示
特例：
1.如果两点重合，则做该点的切线，与曲线相交点的对称点为和，即A+A=C
如图：
两点为同一点
2.如果两点关于X轴对称，定义A+B=0
2.点的乘法
有了加法以后，乘法实现是不过是进行多次加法运算。有了一个基准点P以后，我们可以对其进行乘法运算，最后可以得到曲线上的另外一个点。
设PPP是椭圆曲线上的一个点，那么正整数kkk乘以点PPP的结果由下面的式子定义，注意式子中的加法是上面提到的椭圆曲线上点的加法：
3.公钥和私钥的生成
点的运算满足结合律：
很显然，通过累加
的方式计算
是一种很笨的办法，其时间复杂度是线性的。上面我们提到过，椭圆曲线上点的加法是满足结合律的，即
，扩展一下，就有
于是就有这么一种骚操作，比如计算
，我们可以先计算
；然后计算
；再计算
；最后计算
。这里我们把15次加法减少到了4次。
当然，k的值不可能总是2的幂。实际上上面的操作可以推广到k为任意正整数的情况。比如计算23P，首先计算
，然后
因为
，所以
。总共只需要7次加法。
分析一下，对于任意正整数k，我们都可以利用这个方法将计算k∗P所需的加法计算次数降低到
也就是说，从时间复杂度的角度来看，这个算法是一个
的算法。
这个方法被称为快速幂算法，原本常用于快速计算某个数的k次幂，这里将其推广到椭圆曲线点乘的快速计算中。
为什么要在介绍了椭圆曲线上点的乘法后突然冒出一个快速幂算法？快速幂算法对于椭圆曲线加密有什么意义？因为数学家/密码学家发现，利用快速幂算法计算
的时间复杂度是对数级的，但是要在知道
和
的前提下，倒推出
的值，没有比挨个尝试
的值快太多的算法。于是椭圆曲线加密依赖的数学难题就这么诞生了。
为正整数，
是椭圆曲线上的点(称为基点)，已知
和
，计算
如果我们改一种记法，把椭圆曲线上点的加法记作乘法，原来的乘法就变成了幂运算，那么上述难题的形式跟离散对数问题应该是一致的。即：
为正整数，
是椭圆曲线上的点，已知
和
，计算
所以这个难题叫椭圆曲线上的离散对数问题。
尽管两者形式一致，但是他们并不等价。实际上这个问题比大整数质因子分解(RSA)和离散对数(DH)难题都要难得多，目前还没有出现亚指数级时间复杂度的算法(大整数质因子分解和离散对数问题都有)，以致于同样的安全强度下，椭圆曲线加密的密钥比RSA和DH的短不少，这是椭圆曲线加密的一大优势。
优点1的证明
1.在已知公钥的情况下，无法推导出该公钥对应的私钥。
假设随机取一个
~
位之间的值x，计算
，最后的结果一定会落在曲线上的一点。假设该点为
，在公开
以及具体曲线的方程的情况下，能否反推出最初的随机值
？
证：寻找
的过程只能通过暴力计算，
的可能值为
~
中的一个，平均来说需要计算
次能够找到一次
值。那么问题来了，运行一次
的计算需要多长的时间呢？
假设我们使用的是超级计算机，主频为
(一秒钟可以进行一万亿次运算)，从宇宙诞生的那一刻开始计算，到现在也就进行了
次。找到
值的概率为
。这个概率和下一秒地球被巨型陨石撞击而毁灭的概率接近，既然我们读到了这里，那么说明这件事没有发生。
在上面的案例中，
是
~
位的一个随机数，可以作为私钥。
是随机椭圆曲线上的一个点，也就是由私钥生成的公钥，因此优点可以1得证。
但是密码学中，并不能使用上面介绍的实数域上的椭圆曲线。因为
1.实数域上的椭圆曲线是连续的，有无限个点，密码学要求有限点。
2.实数域上的椭圆曲线的运算有误差，不精确。密码学要求精确。
所以我们需要引入有限域上的椭圆曲线。
要证明优点2，还需要将随机椭圆曲线做一些改动：为了保证最后计算出来的点的坐标值相加是512位，secp256k1引入了一个对质数取模的机制。具体来说，随机椭圆曲线从
变为了
其中
，是小于
的最大质数。
此时的随机椭圆曲线函数图如下：
有限域中的函数图像
4.数字签名
优点2的证明
2.可以通过某些方法来证明某人拥有一个公钥所对应的私钥，而此过程不会暴露关于私钥的任何信息。
具体来说，就是向别人证明我知道
，但不暴露
的任何信息。(有些类似于零知识证明)
证：前面介绍过结合律：
添加一个hash函数，简单修改可以得出：
使
，那么可知
为
。此时方程为：
为了简单起见，我们记
和
。此时方程化简为：
上面这个方程是什么意思呢？
可以这样假设：在已知
的情况下，如果能够提供一个
和
满足上面的方程，就可以证明一个人拥有
。这个假设有一个前提，如果一个人不知道x，那么他就无法提供
和
满足上面的等式。
详细探讨这个前提：如果一个人不知道x，又想计算出
和
，能够办到吗？结论是不能，首先我们无法从
计算出
(在有限时间内)。
还有一个问题：在已知
和
的情况下，能否计算出关于
的任何信息？
根据公式：
只要解出
就可以了。
要想计算出x，就需要知道r，但是在r没有公开的情况下，有什么办法可以计算r吗？我们知道R=r*P；但是根据这个公式无法倒推出r(刚才介绍的那个数学难题)，所以x也是安全的。
至此，可以证明算法的第二个优点。