JP6968166B2 - データをビザンチン障害耐性複製する方法及びシステム - Google Patents
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Description
-M. Correia, N. F. Neves, and P. Verissimo, “How to tolerate half less one byzantine nodes in practical distributed systems,” in Reliable Distributed Systems, 2004. Proceedings of the 23rd IEEE International Symposium on, Oct 2004, pp. 174-183,
-G. S. Veronese, M. Correia, A. N. Bessani, L. C. Lung, and P. Verissimo, “Efficient byzantine fault-tolerance,” IEEE Transactions on Computers, vol. 62, no. 1, pp. 16-30, Jan 2013,
-G. S. Veronese, M. Correia, A. N. Bessani, and L. C. Lung, “Ebawa: Efficient byzantine agreement for wide-area networks,” in High-Assurance Systems Engineering (HASE), 2010 IEEE 12th International Symposium on, Nov 2010, pp. 10-19,
-R. Kapitza, J. Behl, C. Cachin, T. Distler, S. Kuhnle, S. V. Mohammadi, W. Schroeder-Preikschat, and K. Stengel, “Cheapbft: Resource-efficient byzantine fault tolerance,” in Proceedings of the 7th ACM European Conference on Computer Systems, ser. EuroSys ’12. New York, NY, USA: ACM, 2012, pp. 295-308,
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-D. Levin, J. R. Douceur, J. R. Lorch, and T. Moscibroda, “Trinc: Small trusted hardware for large distributed systems,” in Proceedings of the 6th USENIX Symposium on Networked Systems Design and Implementation, ser. NSDI’09. Berkeley, CA, USA: USENIX Association, 2009, pp. 1-14.
実行される動作を要求する要求メッセージに割り当てられる一意で単調かつ連続したカウンター(UMSC)についてランダムな秘密値を計算し、
前記ランダムな秘密値及び前記UMSCについてコミットメントを計算し、
前記ランダムな秘密値を複数のシェアに分割し、
各シェアのサーバ別の認証付き暗号を、復号が指定された前記各サーバによってのみ実行できるように計算し、後の手順中前記要求メッセージを検証するために前記サーバ別の複数のシェアが用いられ、
計算された前記サーバ別の複数のシェア及び計算された前記コミットメントを前記各サーバに提供する
各ステップを含む。
実行される動作を要求する要求メッセージに割り当てられる一意で単調かつ連続したカウンター(UMSC)についてランダムな秘密値を計算し、
前記ランダムな秘密値及び前記UMSCについてコミットメントを計算し、
前記ランダムな秘密値を複数のシェアに分割し、
各シェアのサーバ別の認証付き暗号を、復号が指定された前記各サーバによってのみ実行できるように計算し、後の手順中前記要求メッセージを検証するために前記サーバ別の各シェアが用いられ、
計算された前記サーバ別の各シェア及び計算された前記コミットメントを前記各サーバに提供する
各ステップを実行する。
実行される動作を要求する要求メッセージに割り当てられる一意で単調かつ連続したカウンター(UMSC)についてランダムな秘密値を計算し、
前記ランダムな秘密値及び前記UMSCについてコミットメントを計算し、
前記ランダムな秘密値を複数のシェアに分割し、
各シェアのサーバ別の認証付き暗号を、復号が指定された前記各サーバによってのみ実行できるように計算し、後の手順中前記要求メッセージを検証するために前記サーバ別の各シェアが用いられ、
計算された前記サーバ別の各シェア及び前記計算されたコミットメントを前記各サーバに提供する
各ステップを含む。
iii.前記PNがいくつかのシェアを集め、
iv.前記PNが集められた前記シェア及び/又は前記PNのシェアに基づいて前記秘密値を再構築し、
v.前記PNが再構築された前記秘密を用いて前記前処理手順中に計算された前記コミットメントを開けることにより再構築された前記秘密を検証し、前記前記PNは再構築された前記秘密が検証されたときに前記要求を実行してもよく、
vi.開けられた前記コミットメントを前記BNに伝達し、開けられた前記コミットメントはブロードキャストティングにより伝達されてもよく、
vii.前記BNのそれぞれが受信され伝達されかつ開けられた前記コミットメントを前記前処理段階中に受信した前記コミットメントと比較する
各ステップのうちの少なくとも1つを実行してもよい。これにより、効率的なやり方で前記要求メッセージを検証することができる。
a)BNが、PNの応答を待つための前記一定時間の経過後、全ての他のBNにビュー変更メッセージを送信することによりビュー変更を要求し、
b)距離パラメータに従って新しいPNを能動的であり前記古いPNに最も近いBNとして選び、
c)前記新しいPNが履歴メッセージを計算し、該履歴メッセージは最新のローカルカウンター値の情報並びに前記新しいPNと前記古いPNとの間及び前記新しいPNと他のBNとの間で行われる通信についての要求履歴情報を含み、
d)前記新しいPNが前記履歴メッセージを全ての他のBNに送信し、
e)前記BNのそれぞれが受信された前記要求履歴情報を検証した後ビュー変更メッセージを計算し、
f)受信された履歴メッセージの前記要求履歴情報を検証した後、計算された前記ビュー変更メッセージを全ての他のBNに提供し、
g)BNが、検証された要求履歴を含むf個の一致するビュー変更メッセージ群を受信次第、検証された前記履歴を処理し、
h)前記新しいPNが、f個の一致するビュー変更メッセージ群を受信次第、新しいPNが確立されていることを示すビュー変更メッセージ群を前記f個のBNに提供する
各ステップにより選択されてもよい。
a)BNが、メッセージの送信及び受信の少なくともいずれかが発生次第、直接接続された各BNと関連するタイマーを起動し、
b)直接接続されたBNから、直接接続された該BNのタイマーの期限前に有効なシェアを受信しなかった場合、直接接続された前記BNの故障の可能性を示す疑いメッセージを少なくとも前記PNに提供し、
c)前記PNが、少なくとも1つの疑いメッセージを受信次第、前記障害の可能性があるBNを特定し特定された前記障害のあるBNの代替BNを選択し、
d)特定された前記障害のあるBNがその他のBNに無視されるように前記代替BNについての情報を前記他のBNに提供する
各ステップにより特定されてもよい。
・SpのローカルTEEは各BN/SiのSiのローカルTEEを用いて秘密鍵kiを設定する。
・Spは能動的Si群をスパニングツリーの形にまとめる。
各カウンター値cjについて、SpのローカルTEEは以下のことを行う:
1)ランダム秘密sjを生成し数1を計算する。
2)sjを数2に分割する。
3)各能動的Siについて、数3(E()は認証付き暗号である)を計算する。SkはSiの直接の子ノードの1つであるとし、数4が数5(数6はSkの子孫ノードの組である)として計算される。
4)TEE内の署名キーを用いて生成された署名である数7を計算する。
5)数7及び数8をSpに対して明らかにする。
Cは数22をSpだけに送信することによりopの実行を要求する。Cはタイムアウトの前に応答を受信しなかった場合REQUESTを全ての複製にブロードキャストする。
Spはツリー数23に沿って全ての能動的Siにマルチキャストする又は送信する。 数24(cjは現在のカウンター値)がSpのローカルTEEにより戻される。
・σpの有効性;
・数26の完全性;
・数26内のカウンター値がcjに等しいかどうか;
・cjがそれ自身により記録された最新のカウンターに連続しているかどうか。
・実行された要求群のためのREPLYメッセージ群;
・コミットされた要求群のためのCOMMITメッセージ群;
・準備された要求群のためのPREPAREメッセージ群;
・PREPAREメッセージを受信しない要求群のためのREQUESTメッセージ群。
2)あるビューにおいて、nノード群のうちの1つがプライマリノードとして選ばれる。その他のノード群はバックアップノード群である。
3)オフライン段階中、このプライマリノードのセキュアなハードウェアが以下の動作を実行する:
a.将来REQUESTメッセージmjに割り当てられるカウンターcjについてランダムな秘密値sjを生成する。
b.sj及びcjのコミットメントをhj=MAC(sj,cj)として計算する。
c.sjからn個の秘密シェアを数43として生成する。
d.対応するノード Siのセキュアなハードウェアによってのみ復号できる各シェアの認証付き暗号を数44として計算する。
e.暗号化されたシェア数45を各ノードSiに送信する。
4)オンライン段階中、プライマリノードはREQUESTメッセージを受信した後単調なカウンター値cjとともにそのセキュアなハードウェアにより署名されたPREPAREメッセージをバックアップノード群にブロードキャストする。
5)各バックアップノードはこのPREPAREメッセージを検証して署名をチェックし更にカウンターcjがプライマリノードから最後に認識されたカウンターまで連続しているかどうかをチェックする。このチェックは各バックアップノードのセキュアなハードウェアにより行われる。
6)当該PREPAREメッセージが有効である場合、各バックアップノードのセキュアなハードウェアは記録されたプライマリカウンターをcjに更新し、対応する暗号化されたシェア数45を取得し、それを復号し、シェア数46をプライマリノードに示す。
7)プライマリノードはnシェア群の中からtを集め秘密数sj(数47はプライマリノード自身のシェアを含む)を再構築する。t<nである場合、受信された各シェアの完全性は再構築の前にチェックされる。
8)再構築された秘密sjを用いて、プライマリノードはそれがオフライン段階中に生成されたコミットメントhjを開けるかどうかを検証する。それが正常である場合、プライマリノードはオープニング(sj,cj)をバックアップノード群にブロードキャストする。
9)各バックアップノードは受信したオープニングsoをオフライン段階中に受信したコミットメントhjと対照して検証する。オープニングが正常である場合、バックアップノードは要求メッセージを受け入れてもよい。
1)同じ通信コストを有しながら競争原因が減るようにビザンチン障害耐性プロトコル内での公開鍵操作を最小化する又はほぼ完全に取り除くための秘密シェアリング。
2)トラステッド計算技術の利用。
Claims (18)
- 複数n個のサーバに対してデータのビザンチン障害耐性複製を行う方法であって、前記複数n個のサーバは1つのプライマリノード(PN)及びn-1個のバックアップノード(BN)を含み、f個のサーバは任意に故障する場合があり、n個の全てのサーバはトラステッド計算実体(TCE)を有し、前記方法は前記PNのTCEにより実行される前処理手順を含み、前記前処理手順は
実行される動作を要求する要求メッセージに割り当てられる一意で単調かつ連続したカウンター(UMSC)についてランダムな秘密値を計算し、
前記ランダムな秘密値及び前記UMSCについてコミットメントを計算し、
前記ランダムな秘密値を複数のシェアに分割し、
各シェアのサーバ別の認証付き暗号を、復号が指定された前記各サーバによってのみ実行できるように計算し、
計算された前記サーバ別の複数のシェア及び計算された前記コミットメントを前記各サーバに提供する
各ステップを含む、方法。 - 前記PNは特定の動作を要求する要求メッセージを受信し、
前記PNは少なくとも前記要求メッセージの内容と一意の識別子(UI)とを含む準備メッセージを計算し、前記UIは前記PNのTCEにより計算され前記要求メッセージの暗号署名及び前記UMSCに基づくものであり、
前記PNは前記準備メッセージを前記BNに提供する、請求項1に記載の方法。 - viii.前記BNが前記BN別のシェアを復号し復号された前記シェアを前記PNに提供するステップ、
を更に含む、請求項1に記載の方法。 - ix.前記PNが集めたいくつかのシェアに基づいて前記秘密値を再構築するステップ、
及び、
x.前記PNが再構築された前記秘密値を用いて前記前処理手順中に計算された前記コミットメントを開けることにより再構築された前記秘密値を検証するステップ、
を更に含む、請求項1又は3に記載の方法。 - xi.開けられた前記コミットメントを前記BNに伝達するステップ、
及び、
xii.前記BNのそれぞれが受信され伝達され開けられた前記コミットメントを前記前処理段階中に受信した前記コミットメントと比較するステップ、
を更に含む、請求項1,3又は4に記載の方法。 - 前記viii.のステップの前に、前記BNのそれぞれが前記各BNの前記TCEのそれぞれにより前記要求メッセージの内容と一意の識別子(UI)をチェックすることにより前記準備メッセージの妥当性を確認するvii.のステップが実行される、
請求項3に記載の方法。 - 前記xii.のステップの後、前記BNが前記比較の肯定的な結果に基づいて前記要求メッセージの要求を実行するxiii.のステップが実行される、
請求項5に記載の方法。 - 集められたシェアの数が複数n個のサーバの数より少ない場合、集められた各シェアの完全性が前記秘密値を再構築する前に前記PNによりチェックされる、
請求項1乃至7のいずれかに記載の方法。 - 認証付き暗号に対して、各BNの公開鍵が用いられる、又は前記PNと前記BNのそれぞれとの間のペアの対称暗号が用いられる、
請求項1乃至8のいずれかに記載の方法。 - 能動的BNが前記PNにより検出され、
前記方法の少なくとも1つのステップを実行するために、決定された前記能動的BNだけが用いられる、
請求項1乃至9のいずれかに記載の方法。 - 前記PNは全てのサーバの中から選択され、
前記PNに障害があると判断された場合、新しいPNが能動的BNの中から選択される、
請求項1乃至10のいずれかに記載の方法。 - 前記新しいPNは
a)BNが、PNの応答を待つための前記一定時間の経過後、全ての他のBNにビュー変更メッセージを送信することによりビュー変更を要求し、
b)距離パラメータに従って新しいPNを能動的であり古いPNに最も近いBNとして選び、
c)前記新しいPNが履歴メッセージを計算し、該履歴メッセージは最新のローカルカウンター値の情報並びに前記新しいPNと古いPNとの間及び前記新しいPNと他のBNとの間で行われる通信についての要求履歴情報を含み、
d)前記新しいPNが前記履歴メッセージを全ての他のBNに送信し、
e)前記BNのそれぞれが受信された前記要求履歴情報を検証した後ビュー変更メッセージを計算し、
f)受信された履歴メッセージの前記要求履歴情報を検証した後、計算された前記ビュー変更メッセージを全ての他のBNに提供し、
g)BNが、検証された前記要求履歴情報を含むf個の一致するビュー変更メッセージ群を受信次第、検証された前記要求履歴情報を処理し、
h)前記新しいPNが、f個の一致するビュー変更メッセージ群を受信次第、新しいPNが確立されていることを示すビュー変更メッセージ群を前記f個のBNに提供する
各ステップにより選択される、
請求項11に記載の方法。 - 障害のあるBNは
a)BNが、メッセージの送信及び受信の少なくともいずれかが発生次第、直接接続された各BNと関連するタイマーを起動し、
b)直接接続されたBNから、直接接続された該BNのタイマーの期限前に有効なシェアを受信しなかった場合、直接接続された前記BNの故障の可能性を示す疑いメッセージを少なくとも前記PNに提供し、
c)前記PNが、少なくとも1つの疑いメッセージを受信次第、前記障害の可能性があるBNを特定し特定された前記障害のあるBNの代替BNを選択し、
d)特定された前記障害のあるBNがその他のBNに無視されるように前記代替BNについての情報を前記他のBNに提供する
各ステップにより特定される、
請求項1乃至12のいずれかに記載の方法。 - 直接接続された前記BNは前記BNの子ノード群であり、
前記疑いメッセージは前記PNの親ノードにも提供され、
前記疑いメッセージはノード群を含み前記PNで根を張ったスパニングツリーに沿って前記PNに提供される、
請求項13に記載の方法。 - PNであるある特定のサーバ及びBNである他のサーバ群を決定する現在のビューを示すためにビュー番号が前記メッセージ群に含められる、
請求項1乃至14のいずれかに記載の方法。 - 再構築された前記秘密値が有効であると検証され次第、前記PNは前記要求を実行し、
実行された前記要求の結果は増加したカウンター値とともに前記BNに伝達される、
請求項1乃至15のいずれかに記載の方法。 - 複数n個のサーバに対してデータのビザンチン障害耐性複製を行うシステムであって、前記複数n個のサーバは1つのプライマリノード(PN)及びn-1個のバックアップノード(BN)を含み、f個のサーバは任意に故障する場合があり、n個の全てのサーバはトラステッド計算実体(TCE)を有し、前記PNのTCEは
実行される動作を要求する要求メッセージに割り当てられる一意で単調かつ連続したカウンター(UMSC)についてランダムな秘密値を計算し、
前記ランダムな秘密値及び前記UMSCについてコミットメントを計算し、
前記ランダムな秘密値を複数のシェアに分割し、
各シェアのサーバ別の認証付き暗号を、復号が指定された前記各サーバによってのみ実行できるように計算し、
計算された前記サーバ別の各シェア及び計算された前記コミットメントを前記各サーバに提供する
各ステップを実行する、システム。 - コンピュータに複数n個のサーバに対してデータのビザンチン障害耐性複製を行う方法を実行させるプログラムを記憶する非一時的コンピュータ可読媒体であって、前記複数n個のサーバは1つのプライマリノード(PN)及びn-1個のバックアップノード(BN)を含み、f個のサーバは任意に故障する場合があり、n個の全てのサーバはトラステッド計算実体(TCE)を有し、前記方法は前記PNのTCEにより実行される前処理手順を含み、前記前処理手順は
実行される動作を要求する要求メッセージに割り当てられる一意で単調かつ連続したカウンター(UMSC)についてランダムな秘密値を計算し、
前記ランダムな秘密値及び前記UMSCについてコミットメントを計算し、
前記ランダムな秘密値を複数のシェアに分割し、
各シェアのサーバ別の認証付き暗号を、復号が指定された前記各サーバによってのみ実行できるように計算し、
計算された前記サーバ別の各シェア及び前記計算されたコミットメントを前記各サーバに提供する
各ステップを含む、非一時的コンピュータ可読媒体。
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