作者：Elle Mouton
在上一篇文章（中文译本）中，我们介绍了支付的发送者节点要跟支付转发路径上的各个节点沟通 什么 数据。现在，我们要深入了解 如何 打包这些数据，使得沿路转发支付时泄露的信息尽可能少。这是使用 “Sphinx” 包裹构造来完成的，它可以保证这几件事：
- 路径上的每一跳（中间节点），都只知道路径上的前一跳和后一跳。
- 每一跳都只能解密安排给 TA 的那部分消息载荷。
在这篇文章中，我们会确切地了解这是怎么做到的。不过，在了解这些好东西之前，我们先要了解一些基础。
Diffie-Hellman 密钥交换
“Diffie-Hellman 密钥交换” 是一个简单的办法，让两个私钥的拥有者可以派生出一对他们俩共享的密钥。只需要两人向对方交付自己的公钥即可。
上图就展示了这是怎么做到的。两人各自拥有密钥 A 和 B。对应的私钥 a 和 b 仍然保持私密，不影响双方能派生出一对共享的密钥。 如果你怀疑这密钥是否只有他们俩知道，你可以问问自己，一个拥有公私钥 q 和 Q 的第三方，如果知道了公钥 A 和 B，是否能够推导出 A 和 B 的共享密钥。答案显然是否定的。
在 Sphinx 包裹构造中，洋葱包裹的创建者 Alice，将使用自己拥有的一把公钥，与路径上的各节点的公钥生成共享密钥，以便加密给该节点的数据。
一旦某一跳派生出了与 Alice 的共享密钥，TA 就可以使用这个共享密钥和其它常量（rho、mu、pad、um 和 ammag），派生出其它公钥或者字节流：
临时密钥
路径上的每一跳都需要被告知，发送者用来派生共享密钥的公钥是哪一个，以便 TA 能够派生出同一个密钥，来解密包裹。但是，如果向每一跳公开的都是发送者的节点公钥 A， 那就有点泄露隐私了。因为这样以来，路径上的每一个节点都会知道是 Alice 在发送支付。为此，Alice 将为每一跳使用一对单独的临时密钥。也就是说，她会给路径上的每一跳安排一对新的公私钥、用来跟该节点的公钥派生共享秘密值。在支付完成之后，Alice 可以直接抛弃这些临时密钥对。
直觉上，Alice 可以为沿路每一跳生成一对全新的、随机的密钥，但这就意味着，即使支付完成了，她也依然需要持久保存每一个私钥；而且，她将需要在给每一个跳的洋葱包裹中包含这个临时公钥，这会用掉很多洋葱包裹的空间。
相反，她要做的是生成仅仅一对临时密钥，其中的私钥叫做 session_key。Alice 会用这对密钥派生出沿路所需的所有其它临时密钥。酷炫的地方在于，她只需要把第一个临时公钥告诉第一跳。每一跳都能使用这个临时公钥，以及靠这个临时公钥派生出的（与 Alice 的）共享秘密值，派生出给下一跳的临时公钥，并传递给吓一跳。看下文的一个详尽的例子，你就清楚了。
基于哈希函数的消息认证码
“基于哈希函数的消息认证码（HMAC）” 是一种消息认证技术。它以一条消息和一个私钥为一个密码学哈希函数的输入，产生出一个认证码。只有知道这个私钥的人，才能生成和验证这个认证码。
HMAC 的使用会贯穿洋葱包裹的构造，这样每一跳都能验证包裹的内容（消息）没有被篡改过。因为 HMAC 只有发送者 Alice 才能生成，所以给每一跳的 HMAC 都必须在一开始就放入洋葱中。在下文的例子中会更清楚。
XOR
“异或（XOR）” 操作是一种比特运算，当且仅当 两个比特中有一个是 1 的时候，才会产生 1。换句话说，XOR 操作的结果，仅在输入的两个比特不同之时，才会是 1。XOR 的真值表可在下图看到。这个表展示了两个比特值 A 和 B 在不同取值之时，执行异或运算的结果 C。
下图则展示了异或运算的一种有趣属性，也是我们会用在 Sphinx 包裹构造中的：取上图中 C 的结果，如果对它和 A 再次运行 XOR 运算，则会得到 B。 类似地，C 和 B 的异或运算会得到 A。
为了更好地理解这个想法，我们来看一些例子：在下图的案例 1 中，你可以看到，如果对两段相同的数据运行 XOR，则会得到全部为 0 的字节数组。所以，让一个东西与自身运行 XOR，将完全破环掉信息。而在案例 2 中，如果你对一个数据包和一个等长的 0 字节数组运行 XOR，则结果就是原来的数据包。
再来看更有用、更有趣的例子：
案例 3 表明，如果你对一个数据包用随机的字节流运行 XOR，你就会得到该数据包的加密形式。而案例 4 表明，取得这个加密包裹之后，如果你使用 同一段 字节流再次运行 XOR，你会得到原本的包裹（明文）。Sphinx 包裹构造重度使用 XOR 和伪随机的字节串来加密包裹明文。
发送者准备
本文所用的例子延续上一篇，从上一篇结尾的地方开始。大体上，我们有这样一条路径，Alice 是发送者，Dave 是接收者。Alice 只需要向每一跳交付一段消息载荷，不需要泄露太多关于路径的信息。
Alice 有一组载荷，包含了她想告知各跳的内容。在把载荷放进洋葱包裹的时候，会给它们加上标记长度的前缀和一个 32 比特的 HMAC 作为后缀。
然后，Alice 生成一个 session_key，并使用它推导出一串临时公钥。 注意，下图中的 “bf” 指的是 “盲化因子”，是用来微调私钥或者公钥的。
前面我已经提到，我们不希望路径上的中间节点知道他们在路径的什么位置。为此，给每一跳的洋葱包裹都是相同的长度（1300 字节），而且每一跳都只能读到安排给 TA 的载荷，剩余的部分对 Ta 来说就像随机的字节串。
封装洋葱的第一次尝试
我们会过两遍封装洋葱的流程。在第一次尝试中，我们会建立一个初步印象，然后我们会在第二次尝试中看到，为什么要添加某一些复杂性。
Alice 需要从后往前封装洋葱：先要加入给 Dave 的载荷，封装它；然后加入给 Charlie 的载荷，等等。最终得到的、完整封装的包裹会交给 Bob。每一跳都能剥开一层封装。
首先，Alice 使用会话密钥生成 1300 字节的伪随机字节流。这个过程叫做 “填充”。
为 Dave 封装
然后，Alice 移动到填充数据的开头，为 Dave 的载荷提供空间。这时候加入 Dave 载荷的 HMAC 并不是真实的 HMAC。因为 Dave 是最后一跳，这个洋葱不需要再传递给下一个人了，因此这个 HMAC 被设为由 0 字节构成的空集，以此作为信号，告诉 Dave 他已经是这条路径的最后一跳。
包裹需要保持 1300 字节长，所以填充数据末尾的部分就会被切掉。
然后，Alice 使用她与 Dave 的共享密钥 $SS_{AD}$ ，使用常量 rho，派生出一个长达 1300 字节的伪随机字节流。这个字节流会跟上一步得到的洋葱包裹运行 XOR，产生一个加密的包裹，只有 Dave 才能解密它。然后，Alice 使用 $SS_{AD}$ 和常量 mu ，与这时候的洋葱包裹内容计算出一个 HMAC。Dave 会验证这个 HMAC 等于他独立为收到的包裹计算出的 HMAC。
为 Charlie 封装
然后，Alice 加入 Charlie 的载荷。注意，他的载荷包含了上图中的 $HMAC_1$ 。再一次，包裹的长度会控制在 1300 字节。
类似于为 Dave 使用的加密手段，Alice 也使用她与 Charlie 的共享秘密值 $ss_{AC}$，推导出一段伪随机的字节流，然后与洋葱包裹运行 XOR。这就形成了给 Charlie 安排的加密包裹。同样地，Alice 也会为当前的载荷计算出一个 HMAC。
为 Bob 封装
到最后一层了！最后，Alice 将 Bob 的负载放在包裹的开头、切掉末尾剩余的部分，使之依然是一个 1300 字节长的包裹。然后，Alice 用她与 Bob 的共享秘密值 $ss_{AB}$，推导出一段字节流，然后运行 XOR 运算。最终为这个包裹计算 HMAC：$HMAC_3$。
在将这个包裹发送给 Bob 之前，Alice 还要加入一些信息：包裹的版本字节、Alice 的第一个临时公钥 $E_{AB}$，最后是最终的洋葱包裹的 HMAC（$HMAC_3$）。
现在，Alice 可以把这个包裹交给 Bob 了。
剥洋葱
Bob 剥开第一层
Bob 首先要做的事情是使用临时密钥 $E_{AB}$ 来派生他与 Alice 的共享密钥。他一边这样做的时候，也一边计算出了 下一个 临时公钥，需要交给 Charlie 的那个。
然后，Bob 需要验证 HMAC。他使用与 Alice 的共享秘密值 $ss_{AB}$ 和常量 mu，以及洋葱包裹的内容，来计算当前载荷的 HMAC。 如果计算出的 HMAC 等于从 Alice 处收到的消息的末尾那个，就说明载荷没有被篡改过。
这个 HMAC 应该是有效的，因为你可以在上图中看到，包裹的内容就跟 Alice 在计算 HMAC 的时候一样。
很好！现在，Bob 已经准备好解密了。因为他可以派生出密钥 $ss_{AB}$，他可以推导出跟 Alice 相同的伪随机字节流，来解密他的载荷。他使用 XOR 运算来解密载荷。但是，且慢！Bob 要把剩余的载荷传递给 Charlie 时，肯定会把属于自己的部分删掉 …… 但包裹要保持 1300 字节的长度啊，而且他没法直接用 0 字节来填充，因为这就会让下一跳能够（从 0 字节的长度中）了解路径的长度，以及 Bob 的负载的长度。所以，反过来，在解密载荷之前，Bob 先给加密的载荷填充 1300 个 0 字节，然后生成长度为 2600 字节的伪随机字节流，再运行 XOR 解密。
现在，解密完成，Bob 移除安排给自己的那部分载荷，然后截断末尾的部分，使包裹的长度回到 1300 字节：
然后，就像 Alice 对 Bob 做的一样，Bob 通过添加 Charlie 需要的临时公钥以及 Alice 在载荷中提供给他的 $HMAC_2$，包裹好了给 Charlie 的洋葱。
你可能已经发现了这里会出一个问题 …… 花点时间，看看你是否能自己找出来。在下一节我们深入 Charlie 的验证流程时，这问题会变得更加清楚。现在，我们假设 Bob 就把这样的包裹交给 Charlie。
Charlie 剥开一层
Charlie 收到来自 Bob 的洋葱包裹。他首先要做的，是使用临时公钥 $E_{AC}$ 和他自己的私钥 c 派生出他与 Alice 个共享秘密值。然后，他也使用这个共享秘密值派生出给 Dave 的临时公钥。
然后，他检查载荷中提供的 HMAC 是否有效。啊哈！这就是问题所在！如果你回去看展示 Alice 用来创建这个 HMAC 的图，你会发现那个包裹看起来不一样。不过现在，我们至少知道了，在 Alice 计算给 Charlie 的 HMAC 的时候，那个包裹 应该 长什么样。
出于完整性考量，并且 为了能够发现其它可能出错的地方，我们假设 Charlie 可以继续这个流程。
Charlie 使用共享密钥来解密包裹，就像 Bob 做的那样。然后他阅读安排给他的载荷，并重新构建给 Dave 的包裹。
Dave 剥开一层
Dave 收到包裹，派生出于 Alice 的共享密钥：
然后尝试验证 HMAC。再一次，这会失败，因为包裹的内容于 Alice 用来计算 HMAC 的内容并不一致。但还是一样，我们现在知道为了让 HMAC 能够通过，包裹应该是什么样的了，我们会把这些教训用在第二次尝试中。
再次假设 Dave 可以继续，并使用共享秘密值来解密包裹。
Dave 将看到发送给他的 HMAC 是 0 比特数组。他因此知道自己就是整条路径的最后一个节点了。
封装洋葱的第二次尝试
我们看来是犯了一些错误，但我们也学到了一些教训。现在，我们知道了在计算 HMAC 时，各包裹应该长什么样。我们可以重新把洋葱正确地包好。
我们先看看 Dave 收到的包裹（解密之前）的状态：
这个包裹与我们一开始用来计算 HMAC 的包裹的区别在于上图所示末尾的比特。幸运的是，我们追踪了这里涉及到哪些伪随机字节流，以及这些伪随机字节流都涉及哪些部分。所以 Alice 一开始需要做的，是构建出这一部分，叫做 “填充符”。下图展示了其构造过程：
很棒！那我们再试一次？
为 Dave 封装
初始化填充流程保持不变：
同样地，我们加入 Dave 的载荷，并加密它：
现在，就是需要改变的地方了！我们知道，在 Alice 计算相应的 HMAC 之前，必须先插入填充符：
很棒！现在，Charlie 最终收到的 HMAC，就会在事实上对它收到的载荷有效了。
为 Charlie 封装
再一次，Alice 加入给 Charlie 的载荷，加密它，然后 …… 我们还需要再次去除一些字节，换成一个推导出的填充符码？似乎不用了！因为 XOR 的特性，对已经存在填充符内容的包裹使用 Charlie 用来解密载荷的字节流运行 XOR 操作，结果正好 等于 Charlie 将会收到的包裹！因此，这时候就不需要特殊操作了。Alice 可以直接计算 HMAC。
为 Bob 封装
最后，Alice 加入给 Bob 的载荷，加密包裹并计算最终的 HMAC。
注意，最终的洋葱包裹，跟我们在第一次尝试的末尾得到的包裹完全相同（当然，现在的 HMAC 才是对的），所以，剥开它的过程将跟我们剥开第一次尝试所得到的包裹完全相同。
故障
跟我们已经了解到的东西相比，理解如何处理故障应该是轻而易举的 : )
假设 Charlie 解密了来自 Alice 的洋葱包裹中的载荷之后，他发现，满足 Alice 的转发数额要求将使他得不到他已经公开的手续费。那么，Charlie 希望这笔支付失败。所以，他不再转递洋葱给 Dave，而是构造一个失败消息包裹，并在其中包含一条他希望发回给 Alice 的包裹，来告诉她哪里出了问题。他可能也要填充这条信息。他先使用跟 Alice 的共享秘密值 $ss_{AC}$ 以及常量 um，产生对数据的一个 HMAC。然后，他使用 $ss_{AC}$ 与常量 ammag 产生伪随机字节流，与故障消息包裹运行 XOR。然后，他会将这条加密消息放在一个 update_fail_htlc 消息中，并发回给 Bob。
Bov 直接使用与 Alice 的共享秘密值 $ss_{AB}$ 产生另一个字节流，并重新加密这段负载。他也会将这段密文放在 update_fail_htlc 消息中发回给 Alice：
当 Alice 收到这条消息时，她并不能马上知道是哪一跳生成了这段载荷，但她知道加密的顺序。所以她先解密（剥开）Bob 的加密层。解密之后，她先看载荷的前面 32 字节（将它当成一个 HMAC），然后用剩余的载荷计算 HMAC，看看两者是否相等。在这个案例里是不相等的，这就表明 Bob 不会产生故障的节点。
Alice 继续，剥开 Charlie 的加密层，然后重复检查 HMAC 的过程。这时候，HMAC 将匹配，那么 Alice 知道了 Charlie 就是故障的源头，现在她可以从故障消息中了解错误原因了。
一个例外情形
需要注意的一个例外情形是，Charlie 从 Bob 处获得洋葱包裹之后无法解析它。如果 Charlie 无法解析，他就不知道用来派生共享秘密值的临时公钥。这意味着他也无法加密故障消息包裹。所以，在这种情况下，Charlie 会给 Bob 发送一条 update_fail_malformed_htlc 消息，并附带关于发生的故障的信息。 Bob 收到这消息之后，他知道自己必须为这个错误运行初始化加密轮次。他这样做，然后在一条 update_fail_htlc 消息中发回给 Alice。
结论
如果你读完了，恭喜！现在你知道怎么创建一个 Sphinx 洋葱包裹了！
像往常一样，如果你认为还需要补充什么，或者有任何问题，欢迎留下你的评论。如果你认为某个地方应该纠正，请让我知道，或者可以直接在本网站的 GitHub 页面开启 PR。
（完）