1 交换群 Commutative Groups
大白话
一个集合 G 和该集合上的某种二元运算。群 G 中的两个元素通过某种二元运算可得到该群中的另一个元素。群要满足一些性质，比如交换律、结合律、元素存在逆等。
定义
交换群 (G, ·) 包含两部分：
- 集合 G
- 二元运算 ·，即 G×G -> G，G 中的两个元素通过该二元运算后生成的元素仍然应该属于该 G
性质：交换律，结合律，存在中立元（任何 G 中的元素 g 与该元素结合后仍然是 g），每个元素都存在逆。
例如，(Z, +) 是一个群，Z 表示整数集合，映射关系 · 是加法 +，加法运算显然满足交换律和结合律，中立元素是 0（对于群 G 中的任何元素 g，g + 0 = g），g 的逆是 -g（对比如下定义，e = 0，g + (-g) = 0）。
原文
其它例子
$$ (Z_6, +) $$
如上式子也是群，$Z_6$ 表示模 6 的余数集合，满足：交换律和结合律，中立元素是 0，g 的逆是 6 - g，因为 g + (6 - g) = 6（对比如上定义，e = 6）。
有限群（finite group）：群中的元素个数是有限的。群的个数称为阶（order）。如上例子 ($Z_6$, +) 的阶是 6。
循环群（cyclic group）：存在生成器（generator），群 G 中的每个元素都可以通过对其多次应用群法则后可以得到。
- 例如，对于 (Z, +)，生成器是 1，因为每个整数都可以通过重复加 1 得到。
- 例如，对于 ($Z_5^*$, ·)，其中 $Z_5^*$ = $Z_5$ - {0}，有 2^1 = 2，2^2 = 4，2^3 = 3，2^4 = 4，所以 2 是 ($Z_5^*$, ·) 的生成器； 3^1 = 3，3^2 = 4，3^3 = 2，3^4 = 1，所以 3 也是 ($Z_5^*$, ·) 的生成器。
- 对于模为 n ∈ N 且 n ≥ 2 的余数类群 ($Z_n$, +)，生成器是 1，且群的个数有限，所以 ($Z_n$, +) 是阶为 n 的有限循环群。
1.1 指数映射 Exponential Map
如果 G 是一个阶为 n，生成器为 g ∈ G 的循环群，那么存在指数映射，将余数类群上的加法运算 ($Z_n$, +) 映射到 G 的群法则上：
$$ g^{(·)}: Z_n \rightarrow G, x\rightarrow g^x $$
标量乘法（Scalar multiplication）：如果 (G, +) 被写作了加法形式，那么指数映射被称为标量乘法，形式如下：
$$ (·) · g: Z_n \rightarrow G ; x \rightarrow x · g $$
密码学算法通常使用阶 n 非常大的有限循环群，意味着对于非常大的余数类，通过生成器与自身的重复相乘来计算指数映射是不可行的 。如下算法 square and multiply 可在大约 k 步内计算指数映射，k 是指数的长度。
例如，3 ∈ $Z_5^∗$ 是 ($Z_5^∗$, ·) 的一个生成器，所以可将 $Z_4$ 上的加法运算映射到 $Z_5^∗$ 上的乘法运算：
$$ 3^{(·)}: Z_n \rightarrow Z_5^*, x\rightarrow 3^x $$
例如
$$ 3^{1+3+2} = 3^2 = 4 $$
先在 ($Z_4$, +) 上计算了 1 + 3 + 2，然后通过指数映射 $3^{(·)}$ 映射到 4
由于指数映射遵循群法则，也可以先在 $Z_5^*$ 上计算，结果是一样的：
$$ 3^1 · 3^3 · 3^2 = 3 · 2 · 4 = 1 · 4 = 4 $$
由于指数映射是遵循群法则的一对一映射，该映射对于 g 也有一个逆，叫做基为 g 的离散对数映射：
$$ log_g(·): G \rightarrow Z_n; x \rightarrow log_g(x) $$
离散对数映射在密码学中比较重要，因为存在有限循环群，计算指数映射比较快，而计算对数映射比较慢。
例如，对于前面例子中的指数映射 $3^{(·)}$，它的逆是基为 3 的对数映射：
$$ log_3{(·)}: Z_5^* \rightarrow Z_4;x \rightarrow log_3(x) $$
不同于指数映射 $3^{(·)}$，我们无法计算该映射，只能一个一个去试。例如，为了计算 $log_3(4)$，我们只能找一个 x ∈ $Z_4$，使得 $3^x$ = 4，这需要写下 $3^{(·)}$ 所有的 image：
$$ 3^0 = 1, 3^1 = 3, 3^2 = 4, 3^3 = 2 $$
由于 $log_3(·)$ 是 $3^{(·)}$ 的逆，可以通过这些 images 来计算离散对数：
$$ log3(1) = 0, log_3(2) = 3, log_3(3) = 1, log_3(4) = 2 $$
可以看到，计算对数映射是不可能的，我们只能写下指数映射到所有 image，但在现实世界中群上比较大的，不可能写出指数映射的所有 image
1.2 因子群 Factor Groups
有限循环群的基本定理（fundamental theorem of finite cyclic groups）：如果 G 是阶为 n 的有限循环群，那么每个子群 $G^′$ 都是一个有限循环群，$G^′$ 的阶是 n 的一个因数。对于 n 的每个因子 k，G 都只有一个阶为 k 为子群。
对于阶为 n 都有限循环群 G，k 是 n 的一个因子，则 G[k] 为 G 的子群中唯一阶为 k 的有限循环群，称为 G 的因子群（factor group）。
密码协议通常假定存在素数阶的有限循环群。但在实际中，这些协议不是定义在素数阶的群上，这需要通过余因子清除（cofactor clearing）来确保运算不是在群本身，而是在它的（大）素数阶子群上。
可将 g ∈ G[k] 映射到 e ∈ G，通过与将 g 与自身乘 k 次：
$$ g^k = e $$
因此，如果 c := n div k 是 k 在 n 中的余因子（cofactor），则 g ∈ G 可映射到因子群 G[k] 上，通过将 g 与自身相乘 c 次。可定义如下映射，在密码学中被称为余因子清除（cofactor clearing）：
$$ (·)^c: G \rightarrow G[k]: g \rightarrow g^c $$
例如，对于有限循环群 ($Z_5^*$, ·)，阶是 4，4 有因子 1, 2, 4，且遵循有限循环群的基本定理，即有 3 个子群。$Z_5^*[1]$ = {1}，$Z_5^*[4]$ = $Z_5^*$，$Z_5^*[2]$ = {1, 4}。$Z_5^*$ 不是素数阶群，4 唯一的素数因子是 2，2 在 4 中的余因子也是 2，所以得到余因子清除映射 $(·)^2: Z_5^* \rightarrow Z_5^*[2]$。将该映射应用到 $Z_5^*$，得到映射到 $Z_5^*[2]$ 中的元素：
$$ 1^2 = 1, 2^2 = 4, 3^2 = 4, 4^2 = 1 $$
1.3 配对 Parings
配对映射（Paring map）：$G_1$，G_2$，G_3$ 均为交换群，配对映射定义如下：
$$ e(·, ·): G_1 \times G_2 \rightarrow G_3 $$
$(g_1, g_2)$ 取自 $G_1$ 和 $G_2$，将他们映射到 $G_3$，这种映射具有双线性（bilinearity），意味着对于 $g_1, g_1^{'} ∈ G_1$ 和 $g_1, g_2^{'} ∈ G_1$，有：
$$ e(g_1 · g_1^{'}, g_2) = e(g_1, g_2) · e(g_1^{'}, g_2) $$
和
$$ e(g_1, g_2 · g_2^{'}) = e(g_1, g_2) · e(g_1, g_2^{'}) $$
也就是说，双线性意味着先在 $G_3$ 上执行群运算然后再执行双线性映射，或者先执行双线性映射再在 $G_3$ 执行群运算都可以。
配对映射是非退化的（non-degenerate）：如果配对的结果是 $G_3$ 中的中立元，则其中一个输入必然是 $G_1$ 或 $G_2$ 中的中立元。
例如，$G_1$，$G_2$，$G_3$ 都是 (Z, +)，如下映射是非退化的配对：
$$ e(·, ·): Z \times Z \rightarrow Z (a, b) \rightarrow a · b $$
非线性遵循加法分配律，即 $e(a + b, c) = (a + b)· c = a · c + b · c = e(a, c) + e(b, c)$
假设 $e(a, b) = 0$，那么 $a · b = 0$，意味着 $a$ 或 $b$ 必然是 0 。
1.4 群上的困难问题
离散对数困难问题 DL
离散对数问题（Discrete Logarithm Problem，DLP）：对于阶为 r，生成器为 g 的有限循环群 G，存在指数映射 $g^{(·)}: Z_r \rightarrow G; x \rightarrow g^x$ 将余数类 $Z_r$ 群映射到 G 上。Discrete Logarithm Problem 的任务是找到该映射的逆，也就是找到 $x ∈ Z_r $，使得对于给定 $h, g ∈ G$ 满足：
$$ h = g^x $$
假设在有的群上求解 DLP 不可行，这样的群称为 DL-secure 群。
公钥加密（(Public key cryptography）： 对于私钥 $sk ∈ Z_r $，相应的公钥为 $pk ∈ g^{sk}$。由于离散对数问题被认为是难道，所以不可能从公钥解出私钥，即找到如下问题的解是比较难的：
$$ pk = g^x $$
判决性 Diffie–Hellman 问题 DDH
The Decisional Diffie–Hellman (DDH)：对于阶为 n，生成器为 g 的有限循环群 G，DDH 是给定三元组 $(g^a, g^b, g^c)$ 后，无法区分 $(g^a, g^b, g^{ab})$，其中 $ a, b, c ∈ Z_r$。这种情况下，称 G 为 DDH-secure 群。
DDH-security 是比 DL-security 强的假设，如果 DDH 不可解，那么 DLP 也不可解，反之不一定成立。
计算性 Diffie–Hellman 问题 CDH
The Computational Diffie–Hellman Assumption：G 是阶为 n，生成器为 g 的有限循环群，对于 $a, b ∈ Z_r $，如果 $g, g^a, g^b$ 已知，但是 $a$，$b$ 未知，则无法计算 $g^{ab}$。这种情况下，称 G 为 CDH-secure 群。
CDH 假设弱于 DDH 假设，有的群满足 CDH 但是不满足 DDH，而不存在有的群满足 DDH 但不满足 CDH。
1.5 哈希到群 Hashing to Groups
哈希函数
哈希函数是将任意长度的二进制串 $\left\{0, 1 \right\}^*$ 映射到长度为 k 的二进制串 $\left\{0, 1 \right\}^k$：
$$ H: \left\{0, 1\right\}^* \rightarrow \left\{0, 1\right\}^k $$
哈希函数 H 返回的值为像（images），也称哈希值。
密码学函数的性质
- 抗原像（preimage-resistance）：给定 $\left\{0, 1 \right\}^k$，无法找到字符串 $x ∈ \left\{0, 1 \right\}^*$ 使得 $H(x) = y$。
- 抗碰撞（collision resistance）
- diffusion：输入中的微小变化会导致输出中的巨大差异
SHA256 是一个密码学安全的哈希函数：$SHA256: \left\{0, 1 \right\}^* \rightarrow \left\{0, 1\right\}^{256}$
空字符串的 SHA256 值为：
$$ SHA256(<>) = e3b0c44298 f c1c149a f b f 4c8996 f b92427ae41e4649b934ca495991b7852b855 $$
哈希到循环群
哈希到群（hash-to-group）函数是一个确定性映射：$SHA256: \left\{0, 1\right\}^* \rightarrow G$
Pedersen Hashes
Pedersen 哈希函数（Pedersen Hash Function）：$j$ 是一个整数，$G$ 是有阶为 $n$ 的限循环群，$\left\{g_1, ..., g_j \right\} ⊂ G$ 是一个均匀随机分部的$G$ 的生成器的集合
$$ H_\left\{g_1, ..., g_j \right\}:（Z_r)^j \rightarrow G: (x_1, ..., x_j) \rightarrow \prod_{i=1}^jg_i^{x_i} $$
如果 G 是 DL-secure 的，那么 Pedersen 哈希函数是抗碰撞的。
$\left\{g_1, ..., g_j \right\}$ 必须均匀随机分别，任何两个生成器之间不能存在离散对数关系，即必须要避免 $g_h = (g_i)^x$，其中 $x ∈ Z_n$ 。
例如，对于 Pedersen’s 哈希函数 $H_\left\{2, 3\right\}: Z_4 \times Z_4 \rightarrow Z_5^*; (x, y) \rightarrow 2^x · 3^y$，可以算出 $H_\left\{2, 3\right\}(1, 3) = 2^1 · 3^3 = 2 · 2 = 4$
哈希函数如 $SHA256(s)$ 可以和 $H_\left\{2, 3\right\}$ 一起定义一个 hash-to-group 函数。将 $SHA256(s)$ 最低的两位插入到 $H_\left\{2, 3\right\}$ 以得到 $F_5^*$ 中的元素。如下定义了 hash-to-group 函数
$$ $SHA256\_H_\left\{2, 3\right\}: \left\{0, 1\right\} \rightarrow Z_5^*; 2^{SHA256(s)_0} · 3^{SHA256(s)_1} $$
我们知道，$SHA256(<>)_0 = 1$，$SHA256(<>)_1 = 0$，所以 $SHA256\_H_{2, 3}(<>) = 2^1 · 3^0$
Pseudorandom Function Families in DDH-secure groups
G 是一个 DDH-secure 循环群，阶为 n，生成器为 g，$\left\{a_0, a_1, ..., a_k\right\} ⊂ Z_n^*$ 是从在模 n 算术可逆的数字中生成的一个均匀随机集合。以种子 $\left\{a_0, a_1, ..., a_k\right\}$ 作为参数的 Pseudorandom 函数族为：
$$ F_{\left\{a_0, a_1, ..., a_k\right\}}: \left\{0, 1\right\}^{k+1} \rightarrow G: (b_0, ..., b_k) \rightarrow g^{b_0}\prod_{i=1}^ka_i^{b_i} $$
2 交换环 Commutative Rings
大白话
在交换群的基础上，多了一种二元运算。
定义
拥有单元的交换环（commutative rings with unit）(R, +, ·, 1) 包含 4 部分
- 集合 R
- 两种二元运算 + 和 ·
- 新运算单元（unit） 1：新运算存在中立元，即对于所有元素 g，有 1 · g = g
性质：
- (R, +) 是交换群，中立元是 0
- 新运算满足交换律
- 新运算存在中立元 1，即对于所有元素 g，有 1 · g = g
- 新运算满足结合律
- 新运算满足分配律
例如，(Z, +, ·, 1) 是一个交换环，其中 Z 表示整数集合，+ 表示加法运算，· 表示乘法运算，1 表示数字 1。
需注意，(Z, ·) 无法构成群，因为整数不存在乘法逆。
原文
多项式环（Ring of Polynomials）：多项式的系数 R 必须一个拥有单元的交换环，因为我们需加法、乘法、可交换和 R 存在一个单元来获得我们所期望的性质。在此基础上，如果 1 是乘法单元，则成该环为系数为R的多项式环（ring of polynomials with coefficients in R）
群生成器指数中的多项式评估（Polynomial evaluation in the exponent of group generators）：在许多零知识协议中，一个关键的是能够将计算编码为多项式，然后通过评估某些密码群的“指数”中的多项式来隐藏该计算的信息。
为了理解上述原理，再来看下指数映射。如果 G 是有限循环群，阶为 n，生成器为 g ∈ G，($Z_n$, +, ·) 是以如下方式对应 G 的环：
$$ g^{x+y} = g^x · g^y, g^{x·y} = (g^x)^y, x, y ∈ Z_n $$
设 $p ∈ z_n[x]$ 是一个多项式 $p(x) = a_m · x^m + a_{m-1}x^{m-1} + ... + a_1x + a_0$，$s ∈ z_n$ 是一个评估点，那么有：
$$ \begin{align} g^{p(s)} &= g^{a_m · x^m + a_{m-1}x^{m-1} + ... + a_1x + a_0} \\ &= (g^{s^m})^{a_m} · (g^{s^{m-1}})^{a_m} ·...·(g^s)^{a_1} · g^{a_0} \\ \end{align} $$
可以在 g 的指数中“秘密”评估点 s 处计算任何度小于 m 的多项式 p，而不需要知道任何关于 s 的知识。假设 G 是 DL-group，只要给定 $\left\{g, g^s, ...,g^{s^m} \right\}$，但是不需要给定 s，就可以算出 $g^{p(s)}$，但不会算出 s。
例如，对于如下指数映射
$$ 3^{(·)}: Z_4 \rightarrow Z_5^*, x\rightarrow 3^x $$
从 $z_4[x]$ 中选出多项式 $p(x) = 2x^2 + 3x + 1$，先在 s = 2 处评估多项式，然后将结果写到指数：
$$ \begin{align} 3^{p(2)} &= 3^{2·2^2 + 3·2 + 1} \\ &= 3^{2·0 + 2 + 1} \\ &= 3^3 \\ &= 2 \end{align} $$
结果是 2，但是不会获得关于 s 的任何知识。
2.1 哈希到模代数 Hashing into Modular Arithmetic
n 是模数，k = |n| 是 n 的宽度，那么每个长度为 k - 1 的二进制数字 $z = <b_0, b_1, ..., b_{k-2}>$ 的范围为 $0 \le z \le 2^{k-1} - 1 < n$，所以 z 属于 $Z_n$，$H: \left\{0, 1 \right\}^* \rightarrow \left\{0, 1 \right\}^{k-1}$ 是哈希到环的哈希函数：
$$ H_{|n|_2-1}: \left\{0, 1 \right\}^* \rightarrow Z_r : s \rightarrow H(s)_0 · 2^0 + H(s)_1 · 2^1 + . . . + H(s)_{k−2} · 2^{k−2} $$
$|n|_2$ 表示 n 的二进制宽度。该哈希函数的缺点是哈希值在 $Z_n$ 上的分布不一定是均匀的。如果 $n > 2^{k-1}$，则 $H_{|n|_2 - 1}$ 不会哈希到 $z \ge 2^{k-1}$。所以 n 应该要非常接近于 $2^{k-1}$ 才能确保分布均匀。该哈希函数的优点是抗原像和抗碰撞。
另一个被广泛使用的哈希到 $Z_n$ 的方法是：$|n|_2 = k_1$，$k_2 \ge k_1$，有 $H: \left\{0, 1 \right\}^* \rightarrow \left\{0, 1 \right\}^{k_2} $ ，构造如下：
$$ H_{mod_n}' : \left\{0, 1 \right\}^* \rightarrow Z_n : s \rightarrow (H(s)_0 · 2^0 + H(s)_1 · 2^1 + ... + H(s)_{k_2} · 2^{k_2}) \space mod \space n $$
该哈希函数的缺点是计算量大，在 $Z_n$ 上的分布可能不均匀，取决于 $2^{k_2 + 1}$ mod n。优点是抗原像和抗碰撞。
The “try-and-increment” method
第 3 种是 “try-and-increment” 方法。定义 z ∈ Z，对于任何 H(s) 有：
$$ z = H(s)_0 · 2^0 + H(s)_1 · 2^1 + ... + H(s)_{k_2} · 2^{k} $$
为了映射到 $Z_n$，先计算 z，然后看是否 $z ∈ Z_n$，如果是，则哈希结束；否则，修改字符串 s，然后再次计算 z，直到 $z ∈ Z_n$。一种修改 s 的方式是，将 s 和一个 bit 计数器拼接。算法如下：
如果 k 足够大，且 n 接近于 $2^{k+1}$，则 z < n 的概率较大，则循环基本只需要执行 1 次
3 域 Fields
大白话
在交换环的基础上，元素拥有乘法逆，即第二种运算和集合可以构成群。
定义
域 (F, + , ·) 包含三部分：
- 集合 F
- 两种二元运算 + 和 ·
性质：
- (F, +) 是交换群，中立元是 0
- (F - {0}, ·) 是交换群，中立元是 1
- 满足分配律：g1 · (g2 + g3) = g1 · g2 + g1 · g3
原文
域 F 的特征（characteristic）表示为 char(F)，是最小自然数 n ≥ 1，乘法中立元 1 的 n 次叠加结果等于零，即 $\sum_{i=1}^n1 = 0$。如果 n > 0 存在，则称域拥有一个有限特征（finite characteristic）。如果每个 1 的有限和都不等于 0，则称域有特征 0。
例如，(Q, + , ·) 是一个域，Q 表示实数集合，+ 表示加法运算，· 表示乘法运算。除 0 外，每个实数都拥有乘法逆。因为不存在自然数 n ∈ N 使得 $\sum_{j=0}^n1 = 0$ 位于实数集合中，所以域 Q 的特征是 char(Q) = 0
素数域 Preime Fields
如果模是一个素数，余数类 $Z_n$ 不仅是环，还是域。由于 $\sum_{j=0}^n1 = 0$ 位于 $Z_n$ 中，所以域拥有有限特征 n。
素数域：$(Z_p, +, ·)$ 是一个模 p 运算上的域，p ∈ P 是一个素数，我们称该域为素数域，特征为 p。为了区分，$(Z_p, +, ·)$ 表示为 $(F_p, +, ·)$。
素数域上，x 的加法逆是 -x = p - x mod p，x != 0 时，乘法逆为 $x^{-1} = x^{p-2}$。
最小的域是 $F_2$，特征为 2，它是个素数域。
3.1 平方根 Square Roots
在素数域中，一个拥有平方根 x 的元素 y 称为二次剩余（quadratic residue），x 为平方根（square root），一个没有平方根的元素称为二次无剩余（quadratic non-residue）。只有平方数可以位于椭圆曲线上。
对于 $x ∈ F_p$，如果 y != 0，则有两个根 $\sqrt y = \left\{x, p-x\right\}$。前一个为正平方根（positive square root），后一个为负平方根（negative square root）。$F_p$ 中有 (p + 1) / 2 个 quadratic residue，(p - 1) / 2 个 quadratic non-residue。
Legendre symbol
$y ∈ F_p$
例如对于 $F_5$，有
$$ \frac{0}{5} = 0, \frac{1}{5} = 1, \frac{2}{5} = -1, \frac{3}{5} = -1, \frac{4}{5} = 1 $$
欧拉标准（Euler criterion）提供了一种计算 Legendre symbol 的方法。对于奇素数 $p ∈ P_{>=3}$ 和 $y ∈ F_p$，Legendre symbol 用如下方式计算：
$$ (\frac{y}{p}) = y^{\frac{p-1}{2}} $$
3.2 素数域扩展 Prime Field Extension
给定素数 p ∈ P，自然数 m ∈ N，度为 m 的不可约多项式 $P ∈F_p[x]$，其系数选自素数域 $F_p$，一个素数域扩展 $(F_{p^m}, +, ·)$ 定义如下。
$F_{p^m}$ 是度小于 m 的所有多项式集合：
$$ F_{p^m} = \left\{a_{m-1}x^{m-1} + a_{m-2}x^{m-2} + ... + a_1x + a_0 | a_i ∈ F_p\right\} $$
$F_{p^m}$ 的特征是 p，有 $\sum_{j=0}^p1 = 0$。$F_{p^m}$ 的阶是 $p^m$，因为 $F_{p^m}$ 的每个元素都是度小于 m 的多项式，每个系数都有 p 种选择。当将 $F_{p^m}$ 中的每个元素的度都限制为 0 时， $F_{p^m}$ 就是 $F_p$，所以 $F_p$ 是 $F_{p^m}$ 的子域（subfield）。
$F_{p^m}$ 的构建依赖于不可约多项式 $P$ 的选择，但对于 $P$ 的不同选择，$F_{p^m}$ 是同构的，即不同的 $F_{p^m}$ 之间拥有一一映射关系。从实现的角度，应该挑选易于计算的 $P$。
类似于素数域 $F_P$ 是整数环中的整数除以一个素数 p 后的余数集合，素数域扩展 $F_{p^m}$ 是 $F_p[x]$ 环中的多项式 $F_p[x]$ 除以一个度为 m 都不可约多项式后的余数多项式集合。
如果 $m_1$ 整除 $m_2$，那么 $F_{p^{m_2}}$ 是 $F_{p^{m_1}}$ 的扩展域。
例如，$F_{2^3}$ 中的元素有：
[0,0,0]: 0 [0,0,1]: x2
[1,0,0]: 1 [1,0,1]: x2 + 1
[0,1,0]: x [0,1,1]: x2 + x
[1,1,0]: x + 1 [1,1,1]: x2 + x + 13.3 射影平面 Projective Planes
射影平面通过包含无穷点而扩展了普通 Euclidean 平面的概念。例如，在射影平中，平行线交于无穷点处。
F 是域，射影平面 $FP^2$ 由形如 [X : Y : Z] 的点构成, 其中 (X, Y, Z) ∈ $F^3$ 是不全为 0 的元素：
$$ FP^2 := \left\{[X : Y : Z] \space | \space (X,Y, Z) ∈ F^3 \space with \space (X,Y, Z) \ne (0, 0, 0) \right\} $$
并且，对任何非零的 k ∈ $F^*$，规定 $[kX : kY: kZ]=[X : Y : Z]$（对于有限域 $F_p$，$kX$ 是指 $kX$ mod p ）
有限域 $F_{p^m}$ 上的投影面中的元素个数为 $p^{2m} + p^m + 1$。
将所有形如 [X : Y : 1] 的点称为仿射点，而将形如 [X : Y : 0] 的点称为无穷远点；这些无穷远点构成一条射影直线 [1 : 0 : 0]，也就是无穷远线。
参考
The MoonMath Manual 第 4 章
https://coders-errand.com/zk-snarks-and-their-algebraic-structure-part-4/
没有评论