椭圆曲线配对是各种构造背后的关键密码原语之一，包括确定性阈值签名，zk-SNARK和其他更简单形式的零知识证明。 椭圆曲线配对（或“双线性图”）是使用椭圆曲线进行加密应用（包括加密和数字签名）已有30年历史的最新成果。 配对引入了一种“加密乘法”形式，极大地扩展了基于椭圆曲线的协议的功能。 本文的目的是详细介绍椭圆曲线配对，并解释其工作原理的概述。
基础概念
椭圆曲线本身是一个不容易理解的话题，本文通常假定您知道它们是如何工作的。 如果您不这样做。 作为简要的总结，椭圆曲线密码学涉及称为“点”的数学对象（这些点是具有（x，y）坐标的文字二维点），并具有用于添加和减去它们的特殊公式（即，用于计算R = P + Q），您也可以将一个点乘以整数（即P * n = P + P +…+ P，但是如果n大的话，有一种更快的计算方法）。
存在一个特殊的点，称为“无穷大点”（O），在点算术中等于零。 P + O = P总是这样。此外，曲线具有“顺序”；存在一个数字n，使得任何P都为P * n = O（当然，P *（n + 1）= P，P *（7 * n + 5）= P * 5，依此类推）。也有一些公认的“生成点” G，从某种意义上说，生成点G代表数字1。理论上，曲线上的任何点（O除外）都可以是G；重要的是G是标准化的。
配对更进一步，它们使您可以检查椭圆曲线点上某些更复杂的方程式-例如，如果P = G * p，Q = G * q和R = G * r，则可以检查是否或不是p * q = r，只有P，Q和R作为输入。似乎椭圆曲线的基本安全保证已被破坏，因为关于p的信息只是从知道P而泄漏的，但事实证明泄漏是高度包含的-特别是，决策Diffie Hellman问题很容易，但是计算Diffie Hellman问题（在上面的示例中知道P和Q，计算R = G * p * q）和离散对数问题（从P中恢复p）在计算上仍然不可行（至少在之前是这样）。
查看配对功能的第三种方法，也许对于我们所使用的大多数用例来说，最能说明问题的是，如果您将椭圆曲线点视为单向加密数字（即，encrypt（p） = p * G = P），则传统的椭圆曲线数学使您可以检查数字的线性约束（例如，如果P = G * p，Q = G * q和R = G * r，则检查5 * P + 7 * Q = 11 * R实际上是在检查5 * p + 7 * q = 11 * r），配对使您可以检查二次约束（例如，检查e（P，Q）* e（G，G * 5）= 1确实在检查p * q + 5 = 0）。上升到二次就足以让我们使用确定性阈值签名，二次算术程序和所有其他好东西。
特性扩展
现在，我们上面介绍的这个有趣的e（P，Q）运算符是什么？这是配对。数学家有时也称它为双线性图。这里的“双线性”一词基本上意味着它满足约束条件：
e(P, Q + R) = e(P, Q) * e(P, R)
e(P + S, Q) = e(P, Q) * e(S, Q)
注意+和可以是任意运算符； 当您创建新颖的新型数学对象时，抽象代数并不关心+和的定义，只要它们以通常的方式保持一致即可。 a + b = b + a，（a * b）* c = a （b * c）和（a * c）+（b * c）=（a + b） c。
如果P，Q，R和S是简单数字，那么进行简单配对很容易：我们可以做e（x，y）= 2 ^ xy。 然后，我们可以看到：
e(3, 4+ 5) = 2^(3 * 9) = 2²⁷
e(3, 4) * e(3, 5) = 2^(3 * 4) * 2^(3 * 5) = 2¹² * 2¹⁵ = 2²⁷
但是，这种简单的配对不适合密码术，因为它们处理的对象是简单的整数，并且太容易分析。 整数使除法，计算对数以及进行其他各种计算变得容易。 简单整数没有“公钥”或“单向函数”的概念。 此外，使用上述配对，您可以倒退-知道x和知道e（x，y），您可以简单地计算除法和对数来确定y。 我们希望数学对象尽可能接近“黑匣子”，您可以在其中加，减，乘和除，而无其他操作。 这是椭圆曲线和椭圆曲线配对出现的地方。
事实证明，可以在椭圆曲线点上绘制双线性图，即得出一个函数e（P，Q），其中输入P和Q是椭圆曲线点，而输出就是所谓的F_p²²元素（至少在特定情况下，我们将在此处进行介绍；具体细节取决于曲线的细节，稍后将对此进行详细说明），但是这样做的背后的数学运算非常复杂。
首先，让我们介绍主要字段和扩展字段。如果您假设曲线方程式是使用规则的实数定义的，则本文前面图片中的漂亮椭圆曲线看起来就是这样。但是，如果我们实际上在密码学中使用规则的实数，则可以使用对数“倒退”，并且一切都会中断。此外，实际存储和表示数字所需的空间量可以任意增加。因此，我们改为在质数字段中使用数字。
素数字段由数字集0、1、2 ... p-1组成，其中p是素数，各种运算定义如下：
a + b: (a + b) % p
a * b: (a * b) % p
a - b: (a - b) % p
a / b: (a * b^(p-2)) % p
基本上，所有数学运算都是以p为模的（有关模块化数学的介绍，请参见此处）。 除法是一种特殊情况； 通常，3/2不是整数，在这里我们只想处理整数，因此我们尝试查找x使得x * 2 = 3，其中*当然是指上面定义的模乘。 由于费马定理，上面显示的幂运算可以完成这项工作，但是使用扩展的欧几里得算法还有一种更快的方法。 假设p = 7; 这里有一些例子：
2 + 3 = 5 % 7 = 5
4 + 6 = 10 % 7 = 3
2 - 5 = -3 % 7 = 4
6 * 3 = 18 % 7 = 4
3 / 2 = (3 * 2^5) % 7 = 5
5 * 2 = 10 % 7 = 3
如果您进行这种数学运算，您会发现它是完全一致的，并且满足所有常规规则。上面的最后两个示例显示（a / b）* b = a;您还可以看到（a + b）+ c = a +（b + c），（a + b）* c = a * c + b * c，并且您知道并热爱的所有其他高中代数身份也是如此。实际上，在椭圆曲线中，通常在质数域中计算点和方程。
现在，让我们谈谈扩展字段。您可能之前已经看过扩展字段。在数学教科书中遇到的最常见的示例是复数字段，其中实数字段被“扩展”并带有附加元素sqrt（-1）= i。基本上，扩展字段的工作方式是采用一个现有字段，然后“发明”一个新元素并定义该元素与现有元素之间的关系（在这种情况下，i²+ 1 = 0），请确保该等式对于原始字段中的任何数字，并查看原始字段元素和刚刚创建的新元素的所有线性组合的集合。
我们也可以扩展素数字段。 例如，我们可以用i扩展我们上面描述的素数场mod 7，然后我们可以这样做：
(2 + 3i) + (4 + 2i) = 6 + 5i
(5 + 2i) + 3 = 1 + 2i
(6 + 2i) * 2 = 5 + 4i
4i * (2 + i) = 3 + i
最后的结果可能很难确定。 发生的事情是，我们首先将乘积分解为4i * 2 + 4i * i，得到8i-4，然后因为我们正在用mod 7运算而成为i + 3，因此，除法：
a / b: (a * b^(p^2-2)) % p
请注意，费马定理的指数现在是p²而不是p，但是如果我们再次想提高效率，也可以扩展扩展欧几里得算法来完成这项工作。请注意，对于该字段中的任何x，x ^（p²-1）= 1，因此我们将p²-1称为“该字段中乘法组的阶”。
对于实数，代数基本定理可确保我们称为复数的二次扩展是“完整的”-您不能进一步扩展它，因为对于任何数学关系（至少是由代数公式定义的任何数学关系），您可以在一些新元素j和现有的复数之间得出一个结论，有可能至少提出一个已经满足该关系的复数。但是，对于素数场，我们没有这个问题，因此我们可以进一步进行三次扩展（其中一些新元素w与现有场元素之间的数学关系是三次方程，因此1，w和w²都是线性地彼此独立），高阶扩展，扩展的扩展等。椭圆曲线对正是基于这些增压的模复数。
