• 1. 拆分多项式
  • 1.1 加法拆分？
  • 1.2 不，乘法拆分
• 2. 总结

在前一篇文章的例子里，验证者要知道整个多项式才能验证，我们说了，这不算是「零知识」。那如何让产生多项式的证明者（prover）在不让任何人知道多项式的情况下，还能让验证者（verifier）进行验证呢？这篇文章我们来解决这个问题。

术语解释：
prover: 证明者。prover 拥有原始数据，并通过使用多项式的方式，隐藏原始数据。 verifier: 验证者。对 prover 发起挑战，进行验证。

prover 和 verifier 是在提及零知识证明时，常用的指代产生证明和进行验证的双方的术语，后面我们也会使用这样的称呼，不再使用「证明者」或「验证者」这样的名称。

首先我不得不说，在 verifier 完全什么也不知道的情况下，让 verifier 去验证、然后还能验证成功，我觉得是不可能的。顺着这个思路往下想，那就变成了：我们得让 verifier 知道点什么，让 ta 可以根据知道的这点东西进行验证，但知道的这点东西又不足以让他知道事情的全貌。 具体来说，就是我们得让 verifier 知道 prover 拥有的多项式的一部分，让 ta 可以对多项式进行验证；但 verifier 知道的这部分多项式，不足以让 ta 推导出整个多项式来。

1. 拆分多项式

如何能把多项式的一部分给 verifier ，又不足以让 verifier 推导出整个多项式呢？

1.1 加法拆分？

多项式嘛，无非就是 $f(x)=a_nx^n + a_{n-1}x^{n-1}+…+a_3x^3+a_2x^2+a_1x+a_0$ ，如果我们把 $a_2x^2+a_1x+a_0$ 给 verifier ，剩下的部分 prover 自己留着，不就可以了嘛。我们形式化整理一下：
令

那么 $f(x)$ 就变成了：

我们把 $t(x)$ 给 verifier ，在 $n$ 远大于 2 的情况下，只有 $t(x)$ verifier 肯定无法推导出整个多项式。那么验证过程就变成了：

1. verifier 选择一个随机数 $s$ ，自己计算 $t(s)$ 后，将 $s$ 发给 prover。
2. prover 拿到 $s$ 后，分别计算 $f(s)$ 和 $h(s)$，并将 $f(s)$ 和 $h(s)$ 发给 verifier。
3. verfier 拿到 prover 返回的 $f(s)$ 和 $h(s)$ 后，验证 $f(s)=h(s)+t(s)$ 是否成立（注意这里的 $t(s)$ 是 verifier 自己算的）。如果成立，则验证成功。

就这？

1.2 不，乘法拆分

差不多吧，上面我们的思路是对的，加法（$f(x)=h(x) + t(x)$）也是最简单、我们最熟悉，最容易想出来的解决方法。但真正的零知识证明，其实用的是乘法，即 $f(x)=h(x)t(x)$ ，所以验证过程应该是：

1. verifier 选择一个随机数 $s$ ，自己计算 $t(s)$ 后，将 $s$ 发给 prover。
2. prover 拿到 $s$ 后，分别计算 $t(s)$ 和 $h(s)$ ，并将 $f(s)$ 和 $h(s)$ 发给 verifier。
3. verfier 拿到 prover 返回的 $f(s)$ 和 $h(s)$ 后，验证 $f(s)=h(s)t(s)$ 是否成立（注意这里的 $t(s)$ 是 verifier 自己算的）。如果成立，则验证成功。

为什么要用乘法呢？因为这个验证过程实在太简单，漏洞百出，真正的零知识证明肯定不会这么简单。使用乘法，更有利于后面使用各种手段，补上这此「漏洞」，而加法，让这些手段无法施展。

你可能会产生一个疑问：$f(x)$ 变成 $h(x)+t(x)$ 显然易见，非常直观；但 $f(x)$ 肯定能变成 $h(x)t(x)$ 的方式吗？

答案是肯定的，只要 prover 精心选择 $t(x)$ 。基础的线性代数理论告诉我们，如果 $a$ 是 $f(x)$ 的根，即 $f(a)=0$ ，那么 $f(x)$ 肯定能被 $(x-a)$ 整除；如果 $a$ 和 $b$ 都是 $f(x)$ 的根，那么 $f(x)$ 肯定能被 $(x-a)(x-b)$ 整除。

所以，我们只要找到 $f(x)$ 的几个根，比如两个，$a$ 和 $b$ ，令 $t(x)=(x-a)(x-b)$ ，那么 $f(x)$ 肯定能被 $t(x)$ 整除，得到 $h(x)$ 多项式。（当然你不能把 $f(x)$ 的所有根都放到 $t(x)$ 里，那样的话 $h(x)$ 就只能等于 1 了，并且 $t(x)$ 是要给 verifier 的，相当于把整个 $f(x)$ 直接暴露给了 verifier）

这样，prover 就可以在不暴露整个多项式的情况下，让 verifier 进行验证了。

2. 总结

这篇文章主要解决一个问题：如何在让 verifier 不知道具体多项式是什么的情况下，prover 还可以证明自己有这样一个多项式。方法就是把 $f(x)$ 折成两部分：$h(x)t(x)$ ，其中 ：

• $t(x)=(x-a_1)(x-a_2)…(x-a_i)$ 。 $a_1,a_2,…,a_i$ 是 $f(x)$ 的 $i$ 个根，但不能是全部的根。假设 $f(x)$ 有 $n$ 个根，那么 $i$ 要远小于 $n$
• $h(x)=\frac{f(x)}{t(x)}$

到目前为止，除了「如何将一个问题转等价转换成多项式」这个问题，你已经基本掌握了零知识证明的精髓。

就这？你肯定会这么问。

「精髓」的意思是，它是事物的本质；但从另一个角度看，「精髓」需要依赖骨、肉等其它元素，才能组成一个完全的生命体。当你看到一个完整的生命体时，ta 呈现出来的肯定不是「精髓」的本来面目。

零知识证明的「精髓」就是 $f(x)=h(x)t(x)$ 。但直接使用它按着前面说的过程进行验证，依然是漏洞百出的。比如，当 prover 收到 verifier 的随机数 $s$ 时，由于 prover 知道 verifier 有 $t(x)$ ，也就当然知道 verifier 计算出来的 $t(s)$ 值，那么 prover 就可以随便调整 $f(x)$ 和 $h(x)$ 这两个多项式，比如调整为 $f’(x)$ 和 $h’(x)$ ，只要最终 $f’(s)=h’(s)t(s)$ 就可以了；把 $f’(s)$ 和 $h’(s)$ 发给 verifier ，依然可以通过验证（但实际上 prover 可能根本没有一个固定的多项式 $f(x)$ ）。更甚至，prover 根本不需要多项式，ta 算出 $t(s)$ 的值后，随便选两个数 $m$ 和 $n$ ，只要满足 $m=nt(s)$ ，就可以把 $m$ 和 $n$ 发给 verifier ，依然能通过验证。

所以有了这个「精髓」还是不行的，后面要解决掉这些漏洞，让 prover 和 verifier 双方在完全不信任对方的情况下，依然能就某个问题达成一致（即 verifier 被说服。这就是零知识证明的用武之地，因为如果双方互相信任，也不用证明什么了，直接相信结果就得了）。可是如何做到呢？别着急，我们后面的文章会一一介绍。