RAM-LFE

RAM-LFE 代表隨機訪問機器性函數評估. 在 Iroha 中,它是公共政策在鏈上的程序的通用隱藏函數層,但其評價者邏輯,祕密或原始輸入不應該被寫給世界狀態.它被 SORA Nexus 識別器流,如私人電話或電子郵件搜索所使用,並且也可以作爲一個通用的 Torii 程序執行輔助器,當節點配置文件啓用應用面向路徑時.

鏈條存儲了政策承諾和收件驗證元數據.一個解決器或 Torii 運行時間評估隱藏的程序,只返回允許輸出,並附加了一個客戶端,支持工具或賬本說明可以與註冊的政策進行驗證的收據.

命名

命名分爲重要:

時間	這意味着
ram_lfe	外部隱藏函數抽象:程序政策,承諾,執行收據和收據驗證模式.
BFV	通過加密輸入 RAM-LFE 後臺使用的Brakerski/Fan-Vercauteren同樣式加密方案.
ram_fhe_profile	編程加密執行機器的 BFV 特定元數據. 它不是 RAM-LFE 的第二個名稱.

在數據模型中, RamLfeProgramPolicy 和 RamLfeExecutionReceipt 是 RAM-LFE 類型. BFV 參數,加密文本包裹和隱藏的 RAM-FHE 程序配置文件屬於一個政策使用的加密執行後端.

它所記錄的內容

一項 RAM-LFE 計劃政策由 program_id 全球註冊.該政策包含:

• 可激活,禁用或以其他方式改變政策的所有者帳戶
• 廣告給客戶的後端
• 收據驗證模式, signed 或 proof
• 致力於隱藏的程序元數據和評估者祕密
• 簽署的收據的解決器公鑰
• 可選的公開加密輸入元數據,例如 BFV 參數和 ram_fhe_profile
• 一個 active 旗,控制該政策是否可以發行新收據

隱藏的祕密,清晰文本識別值和隱藏的程序體都不存儲在世界狀態中.客戶應將承諾,不透明的哈希,收件哈希,密碼文字和程序消化視爲不透明的協議價值.

背景

目前的 RAM-LFE 支持集中在三個後端識別符上:

後端	使用
hkdf-sha3-512-prf-v1	承諾的評估 PRF.
bfv-affine-sha3-256-v1	通過 BFV 支持的加密識別區間進行祕密表達評估.
bfv-programmed-sha3-256-v1	BFV- 通過加密註冊表和內存路徑進行編程執行.

對於識別器政策來說,編程的 BFV 後端是重要的現代路徑.它允許錢包在本地加密正常輸入,讓解析器在交易中看不到公開識別器的情況下進行評估,返回一個收據,將輸出哈希綁定到註冊程序的政策.

數學

本節描述了當前 RAM-LFE 代碼所使用的實現級代數.它不是安全證明;這是政策,收據和客戶必須同意的確定性轉錄和加密評估模型.

標記

讓:

• (H(m))是 Iroha Hash::new(m):Blake2b-32在 m上,最後字節的最小顯著位被迫到 1.
• (N(x))是 x的正規 Norito 編碼.
• (a \parallel b) 字節串連的平均值
• (\operatorname{le64}(i)) 是一個未簽名整數的8字節小編碼.
• (s) 成爲世界外的祕密解決者.
• (P)是公共政策參數.
• (A) 要求相關數據.
• (x)是正常化輸入字節或一個 Norito 編碼的加密輸入包裹,取決於後端.

RAM-LFE 使用域分隔的哈希.下面的公式以目的命名域名;其當前字節字符串爲:

標誌	域字符串
(D_{\mathrm{policy}})	iroha.ram_lfe.policy.hkdf_sha3_512_prf.v1
(D_{\mathrm{secret}})	iroha.ram_lfe.policy_secret.hkdf_sha3_512_prf.v1
(D_{\mathrm{salt}})	iroha.ram_lfe.hkdf_salt.hkdf_sha3_512_prf.v1
(D_{\mathrm{hkdf_opaque}})	iroha.ram_lfe.opaque_info.hkdf_sha3_512_prf.v1
(D_{\mathrm{hkdf_receipt}})	iroha.ram_lfe.receipt_info.hkdf_sha3_512_prf.v1
(D_{\mathrm{opaque}})	iroha.ram_lfe.opaque_hash.hkdf_sha3_512_prf.v1
(D_{\mathrm{receipt}})	iroha.ram_lfe.receipt_hash.hkdf_sha3_512_prf.v1
(D_{\mathrm{affine_circuit}})	iroha.ram_lfe.bfv_affine.circuit.v1
(D_{\mathrm{affine_opaque}})	iroha.ram_lfe.bfv_affine.opaque_hash.v1
(D_{\mathrm{affine_receipt}})	iroha.ram_lfe.bfv_affine.receipt_hash.v1
(D_{\mathrm{program_memory}})	iroha.ram_lfe.bfv_program.memory.v1
(D_{\mathrm{program_opaque}})	iroha.ram_lfe.bfv_program.opaque_hash.v1
(D_{\mathrm{program_receipt}})	iroha.ram_lfe.bfv_program.receipt_hash.v1
(D_{\mathrm{program_digest}})	iroha.ram_lfe.bfv_program.digest.v1
(D_{\mathrm{output}})	iroha.ram_lfe.output_hash.v1
(D_{\mathrm{id_opaque}})	iroha.ram_lfe.identifier.opaque_hash.v1
(D_{\mathrm{id_receipt}})	iroha.ram_lfe.identifier.receipt_hash.v1
(D_{\mathrm{bfv_keygen}})	iroha.crypto.fhe.bfv.keygen.v1
(D_{\mathrm{bfv_encrypt}})	iroha.crypto.fhe.bfv.encrypt.v1
(D_{\mathrm{id_keygen}})	iroha.crypto.fhe.bfv.identifier.keygen.v1
(D_{\mathrm{id_slot}})	iroha.crypto.fhe.bfv.identifier.slot.v1

政策承諾

一項政策承諾將公開參數和隱藏的解決機密綁定到後端. 首先,祕密是單獨的:

$$C_s = H(D_{\mathrm{secret}} \parallel s)$$

然後將整個政策轉錄編碼爲:

$$T_{\mathrm{policy}} = N(\mathrm{backend}, P, C_s)$$

並且發佈的政策哈希是:

$$\mathrm{policy\_hash} = H(D_{\mathrm{policy}} \parallel T_{\mathrm{policy}})$$

在鏈上 PolicyCommitment 是:

$$(\mathrm{backend}, \mathrm{policy\_hash}, P)$$

評估從運行時間祕密中重新計算相同的值.如果重新計算的哈希不同,評估失敗了承諾不匹配.

HKDF-SHA3-512 後端

對於 hkdf-sha3-512-prf-v1,輸出是正常化輸入本身,但不透明的標識符和收件哈希是祕密綁定的 PRF 輸出.

要求的轉錄是:

$$T_{\mathrm{req}} = N(\mathrm{policy\_hash}, P, A, x)$$

HKDF 鹽和僞隨機密鑰爲:

$$\mathrm{salt} = D_{\mathrm{salt}} \parallel \mathrm{policy\_hash}$$

$$\mathrm{PRK} = \operatorname{HKDF\text{-}Extract}_{\mathrm{SHA3\text{-}512}} (\mathrm{salt}, s)$$

不透明的材料被擴大和化:

$$m_o = \operatorname{HKDF\text{-}Expand}_{\mathrm{SHA3\text{-}512}} (\mathrm{PRK}, D_{\mathrm{hkdf\_opaque}} \parallel T_{\mathrm{req}}, 32)$$

$$\mathrm{opaque\_id} = H(D_{\mathrm{opaque}} \parallel m_o)$$

收件材料還將不透明的ID綁定到:

$$m_r = \operatorname{HKDF\text{-}Expand}_{\mathrm{SHA3\text{-}512}} (\mathrm{PRK}, D_{\mathrm{hkdf\_receipt}} \parallel T_{\mathrm{req}} \parallel \mathrm{opaque\_id}, 32)$$

$$\mathrm{receipt\_hash} = H(D_{\mathrm{receipt}} \parallel m_r \parallel \mathrm{opaque\_id})$$

後端返回:

$$(\mathrm{output}, \mathrm{opaque\_id}, \mathrm{receipt\_hash}) = (x, \mathrm{opaque\_id}, \mathrm{receipt\_hash})$$

BFV 頭

BFV 是一個基於網格的同形加密方案. "同形"意味着程序可以添加和乘以加密值,並在解密後得到相同的結果,就像它對平文值進行了添加和倍增一樣.

在 RAM-LFE 中, BFV 作爲加密輸入機制:

1. 一個錢包將一個私有價值正常化,例如電話號碼或電子郵件地址.
2. 錢包將字節轉化爲小的整數槽.
3. 每個插槽都以解決器的公鑰 BFV 加密.
4. 解決器運行時間通過這些密碼文本來評估隱藏的程序.
5. 運行時間只會解密隱藏的程序輸出,或證明收據.

BFV 這就是爲什麼它更適合.與浮動點模型推斷相比, Iroha 電流 BFV 每個加密的插槽都攜帶一個尺度值模塊 (t), 通常是一個字節或一個字節長度的字段. (q). 兩者之間的差距 (q) 和 (t) 爲加密和同形操作帶來的噪音提供瞭解密空間.

一個 BFV 密碼文本具有兩個多項組件:

$$c=(c_0,c_1)$$

密鑰是另一個多項式 (s_k).解密組合了以下組件:

$$v = c_0 + c_1s_k$$

如果密碼文本是正確的形成,並且噪音仍然足夠小, (v)就接近了擴展的平文. 圓形恢復了平文係數modulo (t).有用的屬性是,密碼文檔操作保留了這個結構:

簡單操作	密碼文本操作
(m+n)	添加密碼文本組件.
(m+\alpha)	在 (c_0) 中添加一個擴展的平文常數.
(\alpha m)	通過 (\alpha)來測量兩個密碼文本組件.
(mn)	乘以密碼文本多項式,重新擴展,然後再線性化.

乘法是昂貴的操作.兩個兩組件加密文本的產品自然會創建一個三組件加碼文本,以 (1), (s_k)和(s_k^2)來解密.重新線性化使用已發表的評估密鑰將 (s_k^2)術語摺疊成正常的兩組件加密文本.

BFV 也"級別化":每個加密操作都消耗了一些噪音預算.這種實現不會啓動加密文本來更新該預算.相反,RAM-LFE 發佈了一個小的 ram_fhe_profile 並只接受一個侷限的隱藏程序形狀.這使得評估保持在參數集的支持深度內.當前編程配置文件允許固定註冊表計數,固定的內存軌道計數和每個編程步驟最多一個密碼文字-密碼文本乘法.

在這個 RAM-LFE 設計中,BFV 隱藏了客戶端輸入的公共賬本數據和觀察者只看到交易或路線有效載荷.這並不意味着鏈本身會執行任意加密程序.Torii 解析器運行時間仍然擁有 BFV 祕密材料,評估配置的隱藏程序,解密允許輸出,並證明結果.本書隨後驗證了對鏈上政策承諾的認證,並解決公鑰或證明元數據.

標識符使用案例故意選擇一個簡單的表示.正常化字符串編碼爲:

[length, byte_0, byte_1, ..., byte_n, 0, 0, ...]

每個元素都被加密爲其自己的 BFV skalar ciphertext. 這種形狀使正常化和包裹驗證顯而易見,允許錢包從公共參數構建加密請求,並讓解析器將相當的加密輸入納入一個穩定的收據轉錄中.

BFV 指環模型

在 BFV 後端使用了否定式多項環:

$$R_q = \mathbb{Z}_q[X] / (X^n + 1)$$

和簡體文本環:

$$R_t = \mathbb{Z}_t[X] / (X^n + 1)$$

在哪裏:

• (n)是polynomial_degree,一個功率爲兩個
• (q)是ciphertext_modulus
• (t)是plaintext_modulus
• (q > t)和(t \mid q)
• (\Delta = q/t)
• (B = 2^{\mathrm{decomposition_base_log}})

簡體文本系數向量通過擴展每個係數編碼:

$$\operatorname{EncPlain}(m)_i = \Delta m_i \bmod q$$

解密中心升降每一個因數:

$$v = c_0 + c_1 s_k \in R_q$$

然後將其迴歸爲 (R_t):

$$\operatorname{Dec}(c)_i = \left\lfloor \frac{t \cdot \operatorname{center}_q(v_i)}{q} \right\rceil \bmod t$$

這裏 (s_k) 是 BFV 密鑰多項,而不是外部 RAM-LFE 分辨機密 (s).

BFV 關鍵世代

對於加密識別器輸入, BFV 關鍵材料對分辨器的祕密和相關數據是決定性的:

$$\sigma_{\mathrm{id}} = H(D_{\mathrm{id\_keygen}} \parallel A \parallel s)$$

BFV RNG 種子爲:

$$\operatorname{ChaCha20Rng}(H(D_{\mathrm{bfv\_keygen}} \parallel \sigma_{\mathrm{id}}))$$

關鍵發電機樣本:

• (s_k \in {-1,0,1}^n),表示爲modulo (q)
• (a \leftarrow R_q)均
• (e \in {-1,0,1}^n)

公開關鍵是:

$$\mathrm{pk}=(b,a),\qquad b = -a s_k - e \pmod q$$

爲了重新線性化,讓 (s_k^2) 作爲環產品 (R_q). 每個基地...(B) 數字 (j), 樣本 (a_j) 均和 (e_j) 從小分銷,然後發佈:

$$\mathrm{rlk}_j=(b_j,a_j),\qquad b_j = -a_j s_k - e_j + B^j s_k^2 \pmod q$$

公衆 BFV 政策元數據包含 ((n,q,t,B)), 公共鑰匙; max_input_bytes. 其他 BFV 祕密密鑰和重新線性化密鑰保持在解決器運行時間.

BFV 加密和運營

爲了加密一個純文本多項 (m), 實施種子另一個 ChaCha20 RNG 來自:

$$H(D_{\mathrm{bfv\_encrypt}} \parallel \mathrm{seed})$$

它採集(u,e_1,e_2 \in {-1,0,1}^n)樣本並計算:

$$c_0 = b u + e_1 + \operatorname{EncPlain}(m) \pmod q$$

$$c_1 = a u + e_2 \pmod q$$

密碼文本是 (c=(c_0,c_1)).

在組件方面,同樣式的加算是:

$$c+d=(c_0+d_0,\ c_1+d_1)\pmod q$$

添加一個簡體文本尺度 (\alpha) 只有變化到零係數 (c_0):

$$c+\alpha = (c_0 + \Delta\alpha,\ c_1)\pmod q$$

乘以純文本尺度 (\alpha)的尺度對兩個組件進行了重複:

$$\alpha c = (\alpha c_0,\ \alpha c_1)\pmod q$$

對於兩個密碼文字 (c=(c_0,c_1)) 和 (d=(d_0,d_1)),密碼文字乘法首先計算一個大小三的密碼文本,並將每個係數回調到 (t/q):

$$\tilde c_0 = \left\lfloor \frac{t(c_0 d_0)}{q} \right\rceil \bmod q$$

$$\tilde c_1 = \left\lfloor \frac{t(c_0 d_1 + c_1 d_0)}{q} \right\rceil \bmod q$$

$$\tilde c_2 = \left\lfloor \frac{t(c_1 d_1)}{q} \right\rceil \bmod q$$

上述所有產品都是 (R_q) 中的否定循環環產品.然後(\tilde c_2)被分解爲基數-(B)多項式:

$$\tilde c_2 = \sum_j B^j u_j$$

和重新線性化:

$$c'_0 = \tilde c_0 + \sum_j u_j b_j \pmod q$$

$$c'_1 = \tilde c_1 + \sum_j u_j a_j \pmod q$$

結果又是兩個組成部分的 BFV 密碼文本.

標識符密碼文本包

一個標識器輸入字節字符串:

$$x=(x_0,\ldots,x_{\ell-1})$$

編碼爲 skalar slots:

$$m_0 = \ell$$

$$m_{i+1}=x_i,\qquad 0 \le i < \ell$$

所有剩餘的插槽均爲零到 max_input_bytes + 1.每一個 skalar 插槽都加密爲係數-零直文多項式 ([m_i]). 每個插槽加密種子爲:

$$\sigma_i = H(D_{\mathrm{id\_slot}} \parallel \mathrm{seed} \parallel \operatorname{le64}(i))$$

密碼識別器封面是:

$$(\operatorname{BFV.Enc}_{\mathrm{pk}}([m_0];\sigma_0),\ldots, \operatorname{BFV.Enc}_{\mathrm{pk}}([m_M];\sigma_M))$$

在 (M=\mathrm{max_input_bytes}) 中.

BFV 簡單的後果

對 bfv-affine-sha3-256-v1來說,運行時間首先從 (s) 和 (A)中獲得 BFV 關鍵材料.

圓的種子是:

$$\sigma_{\mathrm{affine}} = H(D_{\mathrm{affine\_circuit}} \parallel s \parallel \mathrm{policy\_hash} \parallel A)$$

從此種子中運行時間樣本,modulo (t),一個32列的相似電路:

$$y_j = b_j + \sum_i w_{j,i} m_i \pmod t, \qquad 0 \le j < 32$$

在 (m_i) 是解密的標識符插槽.同形,它在加密文本上計算出相同值:

$$C_j = b_j + \sum_i w_{j,i} C_i$$

解析器解密每個 (C_j),要求所有後續直文係數爲零,將係數-零值轉換爲字節,並表達:

$$O=(y_0,\ldots,y_{31})$$

然後:

$$\mathrm{opaque\_id} = H(D_{\mathrm{affine\_opaque}} \parallel \mathrm{policy\_hash} \parallel O)$$

$$\mathrm{receipt\_hash} = H(D_{\mathrm{affine\_receipt}} \parallel \mathrm{policy\_hash} \parallel O \parallel \mathrm{opaque\_id})$$

BFV 編程後端

在 bfv-programmed-sha3-256-v1 中,公共參數包括 BFV 標識符加密參數以及隱藏程序消化:

$$\mathrm{program\_digest} = H(D_{\mathrm{program\_digest}} \parallel N(\mathrm{program}))$$

目前的 RAM-FHE 檔案是:

領域	價值
profile_version	1
register_count	4
memory_lane_count	32
ciphertext_mul_per_step	1
encrypted_input_mode	resolver_canonicalized_envelope_v1
min_ciphertext_modulus	(2^{52})

在執行之前,向 Torii 提交的純文本輸入被加密在同一個 BFV 包裹中.該服務器側加密的確定性種子是:

$$H( \texttt{"iroha.ram\_lfe.execute.plaintext\_bfv.v1"} \parallel N(\mathrm{program\_id}) \parallel x )$$

對於外部提供的加密輸入,解析器將識別包解密碼並在執行之前重新加密到這個決定性包中.該加нони化使收件哈希保持在語義上同等的 BFV 加密文本中穩定.

最初的加密存儲路由來源於:

$$\sigma_{\mathrm{mem}} = H(D_{\mathrm{program\_memory}} \parallel s \parallel \mathrm{policy\_hash} \parallel A \parallel \operatorname{le64}(0))$$

對於32條路徑中的每一個,運行時間樣本 (r_j \in [0,t)) 並存儲 BFV 密碼文字加密 (r_j).隱藏的程序隨後通過加密註冊表和加密內存執行:

指示	算法
LoadInput(dst, i)	(R_{\mathrm{dst}} \leftarrow C_i)
LoadState(dst, j)	(R_{\mathrm{dst}} \leftarrow S_j)
StoreState(j, src)	(S_j \leftarrow R_{\mathrm{src}})
LoadConst(dst, a)	(R_{\mathrm{dst}} \leftarrow \operatorname{Enc}(a))
Add(dst, a, b)	(R_{\mathrm{dst}} \leftarrow R_a + R_b)
AddPlain(dst, src, a)	(R_{\mathrm{dst}} \leftarrow R_{\mathrm{src}} + a)
SubPlain(dst, src, a)	(R_{\mathrm{dst}} \leftarrow R_{\mathrm{src}} - a)
MulPlain(dst, src, a)	(R_{\mathrm{dst}} \leftarrow aR_{\mathrm{src}})
Mul(dst, a, b)	(R_{\mathrm{dst}} \leftarrow R_aR_b),然後重新線性化
SelectEqZero(dst, cond, z, nz)	解密 (R_{\mathrm{cond}});當它是零時,選擇 (R_z);否則 (R_{nz}).
Output(src)	將 (R_{\mathrm{src}})添加到輸出註冊表列中.

命令帶完成後,解析器將每個輸出註冊表解密,將零係數轉換爲字節,並連接這些字節:

$$O = \operatorname{bytes}(\operatorname{Dec}(R_{o_0})_0,\ldots, \operatorname{Dec}(R_{o_k})_0)$$

一般的編程後端哈希是:

$$\mathrm{opaque\_hash} = H(D_{\mathrm{program\_opaque}} \parallel \mathrm{policy\_hash} \parallel O)$$

$$\mathrm{receipt\_hash}_{\mathrm{program}} = H(D_{\mathrm{program\_receipt}} \parallel \mathrm{policy\_hash} \parallel O \parallel \mathrm{opaque\_hash})$$

默認編程識別帶有64個輸入插槽.對於每個插槽 (i),它加載輸入插孔,加載內存軌道 (i \bmod 32),添加它們,並輸出結果:

$$R_0 \leftarrow C_i,\qquad R_1 \leftarrow S_{i\bmod 32},\qquad R_2 \leftarrow R_0 + R_1,\qquad \operatorname{Output}(R_2)$$

輸出標籤和收據

總體的 RAM-LFE 執行收據不會簽署原始輸出. 它會簽署輸出哈希:

$$\mathrm{output\_hash} = H(D_{\mathrm{output}} \parallel O)$$

對於 Torii RAM-LFE 執行收據,相關數據是規範程序識別器字節:

$$A = N(\mathrm{program\_id})$$

$$\mathrm{associated\_data\_hash}=H(A)$$

簽署的收據有效載荷是:

$$R = (\mathrm{program\_id}, \mathrm{program\_digest}, \mathrm{backend}, \mathrm{verification\_mode}, \mathrm{output\_hash}, \mathrm{associated\_data\_hash}, \mathrm{executed\_at\_ms}, \mathrm{expires\_at\_ms})$$

對於 signed模式:

$$\mathrm{attestation} = \operatorname{Sign}_{\mathrm{resolver}}(N(R))$$

驗證通過 resolver_public_key檢查簽名並拒絕收件,除非所有這些等價均具有:

$$R.\mathrm{program\_id} = \mathrm{policy.program\_id}$$

$$R.\mathrm{backend} = \mathrm{policy.backend}$$

$$R.\mathrm{verification\_mode} = \mathrm{policy.verification\_mode}$$

$$R.\mathrm{program\_digest} = \mathrm{policy.public\_parameters.hidden\_program\_digest}$$

$$R.\mathrm{associated\_data\_hash} = H(N(\mathrm{policy.program\_id}))$$

如果調用者提供 output_hex,驗證人還檢查:

$$H(D_{\mathrm{output}} \parallel \operatorname{bytes}(\mathrm{output\_hex})) = R.\mathrm{output\_hash}$$

在 proof 模式中,證明帶有證據包裹而不是簽名.驗證檢查證據後端,電路ID,公開輸入方案哈希,驗證密鑰哈希和暴露的公共實例是否與證據驗證器元數據和加碼的收件付費哈希相匹配.讓:

$$h_R = H(N(R)) = (h_0,\ldots,h_{31})$$

預期的公開實例是四個單元列. (j)列包含字節 (h_{8j}\ldots h_{8j+7}),其次是24個零字節:

$$\mathrm{instance}_j = h_{8j}\parallel\cdots\parallel h_{8j+7}\parallel 0^{24}, \qquad 0 \le j < 4$$

標識符投影

識別器分辨率不使用通用後端 opaque_hash作爲面向用戶的不透明帳戶識別器.它通過特定識別器域進行投影 RAM-LFE 輸出哈希:

$$\mathrm{opaque\_id}_{\mathrm{id}} = H(D_{\mathrm{id\_opaque}} \parallel N(\mathrm{program\_id}) \parallel \mathrm{output\_hash})$$

$$\mathrm{receipt\_hash}_{\mathrm{id}} = H(D_{\mathrm{id\_receipt}} \parallel N(\mathrm{program\_id}) \parallel \mathrm{output\_hash} \parallel \mathrm{opaque\_id}_{\mathrm{id}})$$

一個 IdentifierResolutionReceipt 簽署了更高水平的有效載荷:

$$I = (\mathrm{policy\_id}, R, \mathrm{opaque\_id}_{\mathrm{id}}, \mathrm{receipt\_hash}_{\mathrm{id}}, \mathrm{uaid}, \mathrm{account\_id})$$

簽署的標識符收據:

$$\mathrm{attestation} = \operatorname{Sign}_{\mathrm{resolver}}(N(I))$$

ClaimIdentifier只接受收據,如果簽名或證明是有效的,嵌入式 RAM-LFE 執行有效載荷符合引用的程序政策,並且uaid和 account_id是被索賠的綁定.

執行流程

一個通用 RAM-LFE 執行方式是這樣的:

1. 管理或運營商註冊表 RamLfeProgramPolicy.
2. 車主會激活保險.
3. 客戶從 Torii 讀取公共政策的元數據.
4. 客戶端向解決器提交一個輸入表格:簡體文本 input_hex或加密的輸入包裹 BFV.
5. 運行時間評估隱藏的程序,並返回 output_hex, output_hash, opaque_hash,receipt_hash和RamLfeExecutionReceipt.
6. 客戶端或後端會根據公佈的政策驗證收據,可選地檢查返回的 output_hex與收據的 output_hash哈希.
7. 一個更高層次的指令,如 ClaimIdentifier,可以嵌入證實收據,而不是嵌入原始輸入.

標識器政策

標識策略是具體使用 RAM-LFE.它們在通用程序政策之上添加了商業名稱空間和規範化規則:

RegisterRamLfeProgramPolicy(
  program_id = "phone_team",
  owner = "<POLICY_OWNER>",
  backend = "bfv-programmed-sha3-256-v1",
  verification_mode = "signed",
  commitment = "<HIDDEN_PROGRAM_POLICY_COMMITMENT>",
  resolver_public_key = "<RESOLVER_PUBLIC_KEY>"
)
ActivateRamLfeProgramPolicy(program_id = "phone_team")

RegisterIdentifierPolicy(
  id = "phone#team",
  owner = "<POLICY_OWNER>",
  normalization = "PhoneE164",
  program_id = "phone_team",
  note = "Private phone registration for team dataspace"
)
ActivateIdentifierPolicy(policy_id = "phone#team")

標識層使用 RAM-LFE 收據綁定:

• policy_id
• 隱藏函數所取出的不透明標識符
• 確定性 receipt_hash
• 賬戶的 UAID
• 常規 account_id
• 一般執行有效載荷 RAM-LFE

對於面向用戶的登錄,請將帳戶號與私人標識符分開.號是公衆名稱;電話號碼,電子郵件地址和類似值應通過標識符政策和收據流動.

Torii 航線

在啓用應用程序面向的路線家族時, Torii 將 RAM-LFE 和識別輔助器曝光到:

路線	目的
GET /v1/ram-lfe/program-policies	列出活躍和不活躍的 RAM-LFE 程序政策和公開執行元數據.
POST /v1/ram-lfe/programs/{program_id}/execute	執行一個程序從 input_hex或 encrypted_input,並返回輸出哈希加上無狀態收據.
POST /v1/ram-lfe/receipts/verify	根據公佈的政策驗證RamLfeExecutionReceipt並可選地比較output_hex和 output_hash.
GET /v1/identifier-policies	列出識別器政策,正常化模式,解決鑰匙和加密輸入元數據.
POST /v1/accounts/{account_id}/identifiers/claim-receipt	發行用戶可以嵌入到 ClaimIdentifier 的收據.
POST /v1/identifiers/resolve	當有活躍索賠時,解決對綁定賬戶的正常化識別器輸入.
GET /v1/identifiers/receipts/{receipt_hash}	通過收據哈希查找持久識別索賠,用於審計和支持工具.

在構建之前,總是檢查目標節點的 /openapi或/openapi.json文檔.可用性取決於節點構建和網絡配置文件.

節點運行時間

Torii 的進程中運行時間 RAM-LFE 設置在 torii.ram_lfe.programs[*]下,按 program_id鍵.每個配置程序必須符合鏈上政策承諾,並且必須提供評估和證實收據所需的運行時間材料.識別路線重複使用相同的運行時段;它們不需要單獨的識別器-解析器配置表面.

在鏈上註冊保險本身不夠. 目標節點還必須暴露路線家族,併爲其預期執行的程序提供匹配的運行時間材料.

運營監護軌道

• 檢查公衆的元數據,然後激活它們.
• 在文件,日誌,交易和客戶羣中隱藏評估員的祕密,解決器簽字密鑰和 BFV 的祕密材料.
• 不要將原始標識符放入賬戶姓名,交易元數據,事件或世界狀態字段中.
• 在 SDK 暴露驗證器時,在提交更高層次指令之前,向客戶端覈實收據.
• 使用過時收據不應永遠有效的到期字段.
• 通過註冊一個新的程序或識別器政策,遷移客戶,並在新收益流動時關閉舊的政策來旋轉.

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