特許 7289983 元帳の証明可能プルーニングシステム

(19)【発行国】日本国特許庁(JP)

(12)【公報種別】特許公報(B2)

(11)【特許番号】

(24)【登録日】2023-06-02

(45)【発行日】2023-06-12

(54)【発明の名称】元帳の証明可能プルーニングシステム

(51)【国際特許分類】

   H04L 9/32 20060101AFI20230605BHJP

【ＦＩ】

H04L9/32 200Z

【請求項の数】 7

(21)【出願番号】P 2022503829

(86)(22)【出願日】2020-07-21

(65)【公表番号】

(43)【公表日】2022-09-20

(86)【国際出願番号】 KR2020009588

(87)【国際公開番号】W WO2021020794

(87)【国際公開日】2021-02-04

【審査請求日】2022-01-18

(31)【優先権主張番号】10-2019-0093684

(32)【優先日】2019-08-01

(33)【優先権主張国・地域又は機関】KR

(73)【特許権者】

【識別番号】518235631

【氏名又は名称】ブルーム・テクノロジー・インコーポレイテッド

【氏名又は名称原語表記】Ｂｌｏｏｍ Ｔｅｃｈｎｏｌｏｇｙ， ＩＮＣ．

(74)【代理人】

【識別番号】100107766

【弁理士】

【氏名又は名称】伊東 忠重

(74)【代理人】

【識別番号】100070150

【弁理士】

【氏名又は名称】伊東 忠彦

(74)【代理人】

【識別番号】100135079

【弁理士】

【氏名又は名称】宮崎 修

(72)【発明者】

【氏名】ジュ，ヨンヒョン

【審査官】行田 悦資

(56)【参考文献】

【文献】国際公開第２０１９／０３２８９１（ＷＯ，Ａ１）

【文献】特開２０１５－１８００９７（ＪＰ，Ａ）

【文献】国際公開第２００８／０２６２３８（ＷＯ，Ａ１）

【文献】米国特許出願公開第２０１７／０２３６１２３（ＵＳ，Ａ１）

(58)【調査した分野】(Int.Cl.，ＤＢ名)

Ｈ０４Ｌ ９／３２

(57)【特許請求の範囲】

【請求項1】

元帳の証明可能プルーニングシステムにおいて、
連結リスト方式に従って、以前サーブツリーのルートハッシュ値Ｒ_ｎ‐１をデータブロックＴ_ｎに含ませ、前記ルートハッシュ値Ｒ_ｎ‐１が含まれる前記データブロックＴ_ｎをハッシュしてｈ（Ｔ_ｎ）を算出し、算出されたｈ（Ｔ_ｎ）と前記以前サーブツリーの前記ルートハッシュ値Ｒ_ｎ‐１を合算した後、ハッシュしてｈ（ｈ（Ｔ_ｎ）|Ｒ_ｎ‐１）を算出し、算出されたｈ（ｈ（Ｔ_ｎ）|Ｒ_ｎ‐１）をバイナリマークルツリー構造の各ノードに順次追加してスキュードマークルツリーを拡張生成するスキュードマークルツリー生成モジュール、
を含む元帳の証明可能プルーニングシステム。

【請求項2】

過去の所定のデータブロックＴ_ｋが前記スキュードマークルツリーに含まれているか否かを検証するために、前記Ｔ_ｋと前記スキュードマークルツリーの所定のルートハッシュ値ｈ（Ｔ_ｉ）（ここで、ｋ＜ｉ＜＝ｎ）を利用して順次ハッシュ値を演算して前記スキュードマークルツリーの最新ルートハッシュ値を算出し、算出された最新ルートハッシュ値が予め知っている最新ルートハッシュ値Ｒ_ｎと一致するか対比して前記データブロックＴ_ｋの真偽可否を検証するノード真偽証明モジュールをさらに含むことを特徴とする請求項１に記載の元帳の証明可能プルーニングシステム。

【請求項3】

元帳の証明可能プルーニングシステムにおいて、
連結リスト方式に従って、以前サーブツリーのルートハッシュ値Ｒ_ｎ‐１をデータブロックＴ_ｎに含ませ、前記ルートハッシュ値Ｒ_ｎ‐１が含まれる前記データブロックＴ_ｎをハッシュしてｈ（Ｔ_ｎ）を算出し、算出されたｈ（Ｔ_ｎ）と前記以前サーブツリーの前記ルートハッシュ値Ｒ_ｎ‐１とジャンプリンクＲ_{ｎ‐（ベース^オフセット）}を合算した後、ハッシュしてｈ（ｈ（Ｔ_ｎ）|Ｒ_ｎ‐１|Ｒ_{ｎ‐（ベース^オフセット）}）を算出し、算出されたｈ（ｈ（Ｔ_ｎ）|Ｒ_ｎ‐１|Ｒ_{ｎ‐（ベース^オフセット）}）をバイナリマークルツリー構造の各ノードに順次追加して、ｈ‐スキュード（ｈｉｅｒａｒｃｈｉｃａｌ‐ｓｋｅｗｅｄ）マークルツリーを拡張生成するｈ‐スキュードマークルツリー生成モジュールを含み、
前記ジャンプリンクＲ_{ｎ‐（ベース^オフセット）}は、前記ｈ‐スキュードマークルツリー上の所定の過去時点のノード上のルートハッシュ値であり、
前記ベースは、所定間隔ごとにジャンプリンクを割り当てるために所定のジャンプリンクの最短距離であり、
前記オフセットは、現在ノードの位置ｎを前記ベースに分けた値の残りの値であり、
前記ジャンプリンクの距離は、ベース^{オフセット}（ｂａｓｅ^{ｏｆｆｓｅｔ}）値で算出されるように構成される、
ことを特徴とする元帳の証明可能プルーニングシステム。

【請求項4】

前記ｈ‐スキュードマークルツリー生成モジュールは、
オフセット＋（ベース^{オフセット}）＊ｋのノードごとに前記ジャンプリンクを割り当てるように構成され、
前記ｋは正の整数で構成されることを特徴とする請求項３に記載の元帳の証明可能プルーニングシステム。

【請求項5】

過去の所定のデータブロックＴ_ｋが前記ｈ‐スキュードマークルツリーに含まれているか否かを検証するために前記Ｔ_ｋと前記ｈ‐スキュードマークルツリーの所定のルートハッシュ値ｈ（Ｔ_ｉ）（ここで、ｋ＜ｉ＜＝ｎ）を利用して順次ハッシュ値を演算して前記ｈ‐スキュードマークルツリーの最新ルートハッシュ値を算出し、算出された最新ルートハッシュ値が予め知っている最新ルートハッシュ値Ｒ_ｎと一致するかを対比して前記データブロックＴ_ｋの真偽可否を検証するノード真偽証明モジュールをさらに含むように構成されることを特徴とする請求項３に記載の元帳の証明可能プルーニングシステム。

【請求項6】

前記ノード真偽証明モジュールは、
下記手続きに従って前記ｈ‐スキュードマークルツリーにハッシュ値Ｒ_ｙまたはデータブロックＴ_ｙが存在するのか否かを証明するように構成され、
１）最新ルートハッシュ値Ｒ_ｈｅａｄから過去時点方向の所定距離内のリンク（ノード）を基準にしてＲ_ｙの時点と同一であるか、または未来にあるリンク（ノード）のうち、最も過去の時点に存在するジャンプリンクまたはリンク（ノード）を検索し、
２）前記検索された最も過去の時点に存在するジャンプリンクまたはリンクのハッシュ値から過去時点方向の所定距離内のリンク（ノード）を基準にしてＲ_ｙの時点と同一であるか、または未来にあるリンク（ノード）のうち、最も過去の時点に存在するジャンプリンクまたはリンク（ノード）を検索し、
３）２）過程を前記Ｒ_ｙに到逹するまで繰り返して、
４）前記Ｔ_ｙを利用して前記２）及び３）で繰り返して検索されたジャンプリンクまたはリンク（ノード）の集合に対して順次未来方向に向かうルートハッシュを計算し、
５）最終的に算出されたルートハッシュ値が前記Ｒ_ｈｅａｄと同一であるかを対比し、その対比結果が同一であれば前記ハッシュ値Ｒ_ｙまたは前記データブロックＴ_ｙが前記ｈ‐スキュードマークルツリーに存在すると証明されることを特徴とする請求項５に記載の元帳の証明可能プルーニングシステム。

【請求項7】

前記所定距離は、
ベースであることを特徴とする請求項６に記載の元帳の証明可能プルーニングシステム。

【発明の詳細な説明】

【技術分野】

【0001】

本発明は、元帳（ｌｅｄｇｅｒ）のプルーニング（ｐｒｕｎｉｎｇ）システムに係り、具体的には、元帳の証明可能プルーニング（ｖｅｒｉｆｉａｂｌｅ ｐｒｕｎｉｎｇ）システムに関する。

【背景技術】

【0002】

既存のブロックチェーン（ｂｌｏｃｋｃｈａｉｎ）やＤＡＧ（ｄｉｒｅｃｔｅｄ ａｃｙｃｌｉｃ ｇｒａｐｈ）のような分散元帳は、時間が経つにつれ元帳の大きさが大きくなって、ストレージ（ｓｔｏｒａｇｅ）不足が大きい問題として台頭されている。

【0003】

高速化技術が発展するほどストレージ容量の不足現象はより大きい問題となっている。

【0004】

現在イーサリアム（ｅｔｈｅｒｅｕｍ）の場合は、２０トランザクション（Ｔｘ）／秒（ｓｅｃ）、ビットコイン（ｂｉｔｃｏｉｎ）は７Ｔｘ／ｓｅｃの処理速度を持っている。イーサリアムの場合は、１年間２５０ＧＢのデータが蓄積されている。

【0005】

今後はさらに高いトランザクション処理速度も持つことができる。例えば、ブロックチェーンよりトランザクションの処理速度がずっと高いＤＡＧ（ｄｉｒｅｃｔｅｄ ａｃｙｃｌｉｃ ｇｒａｐｈ）‐ＡＷＴＣ（ａｃｃｏｕｎｔ‐ｗｉｓｅ ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎ ｃｈａｉｎ）元帳方式では、今後４ｋＴｘ／ｓｅｃの目標設定も可能である。

【0006】

４ｋＴｘ／ｓｅｃのトランザクション処理速度では、一日に生成される分散元帳の大きさが０．５ｋＢｙｔｅ／Ｔｘ×４ｋＴｘ／ｓｅｃ×６０ｓｅｃ／ｍｉｎ×６０ｍｉｎ／ｈｏｕｒ×２４ｈｏｕｒｓ／ｄａｙであって、１７２．８ＧＢ／ｄａｙになる。

【0007】

全てのノードで毎日１７２．８ＧＢのデータが積もるようになったら、時間がたつほど無数に多い容量のストレージが確保されなければならない問題点がある。

【0008】

高いトランザクション処理速度を持つ元帳構造では、元帳大きさの累積増加によるストレージ活用度の問題がより一層大きい問題となるしかない。

【0009】

処理速度が低いイーサリアム（ｅｔｈｅｒｅｕｍ）の場合も何年前の時点以前のデータを削除するプルーニング（ｐｒｕｎｉｎｇ）をしていて、各ノードではその何年前の時点以後のデータのみを保有するようにしている。プルーニングしたデータは、古いデータは財団で別途管理しながら依頼が入ってくる度に配布する方式で利用されている。

【0010】

ここで、単純に既存のプルーニング（ｐｒｕｎｉｎｇ）だけでも効率的に元帳を管理することに限界があると見られる。

【発明の概要】

【発明が解決しようとする課題】

【0011】

本発明の目的は、元帳の証明可能プルーニングシステムを提供することにある。

【課題を解決するための手段】

【0012】

第１実施例による元帳の証明可能プルーニングシステムは、連結リスト（ｌｉｎｋｅｄ ｌｉｓｔ）方式に従って前記以前サーブツリーのルートハッシュ（ｒｏｏｔ ｈａｓｈ）値Ｒ_ｎ‐１を前記データブロック（ｄａｔａ ｂｌｏｃｋ）Ｔ_ｎに含ませ、前記ルートハッシュ値Ｒ_ｎ‐１が含まれたデータブロックＴ_ｎをハッシュしてｈ（Ｔ_ｎ）を算出し、算出されたｈ（Ｔ_ｎ）と以前サーブツリーのルートハッシュ値Ｒ_ｎ‐１を合算した後、ハッシュしてｈ（ｈ（Ｔ_ｎ）|Ｒ_ｎ‐１）を算出し、算出されたｈ（ｈ（Ｔ_ｎ）|Ｒ_ｎ‐１）をバイナリマークルツリー（ｂｉｎａｒｙ ｍｅｒｋｌｅ ｔｒｅｅ）構造の各ノードに順次追加してスキュードマークルツリー（ｓｋｅｗｅｄ ｍｅｒｋｌｅ ｔｒｅｅ）を拡張生成するスキュードマークルツリー生成モジュールを含むように構成されることができる。

【0013】

ここで、過去所定のデータブロックＴ_ｋが前記スキュードマークルツリーに含まれているかを検証するために、前記Ｔ_ｋと前記スキュードマークルツリーの所定ルートハッシュ値ｈ（Ｔ_ｉ）（ここで、ｋ＜ｉ＜＝ｎ）を利用して順次ハッシュ値を演算して前記スキュードマークルツリーの最新ルートハッシュ値を算出し、算出された最新ルートハッシュ値が予め知っている最新ルートハッシュ値Ｒ_ｎと一致するか対比して前記ブロックＴ_ｋの真偽可否を検証するノード真偽証明モジュールをさらに含むように構成されることができる。

【0014】

第２実施例による元帳の証明可能プルーニングシステムは、連結リスト（ｌｉｎｋｅｄ ｌｉｓｔ）方式に従って前記以前サーブツリーのルートハッシュ（ｒｏｏｔ ｈａｓｈ）値Ｒ_ｎ‐１を前記データブロック（ｄａｔａ ｂｌｏｃｋ）Ｔ_ｎに含ませ、前記ルートハッシュ値Ｒ_ｎ‐１が含まれたデータブロックＴ_ｎをハッシュしてｈ（Ｔ_ｎ）を算出し、算出されたｈ（Ｔ_ｎ）と以前サーブツリーのルートハッシュ値Ｒ_ｎ‐１とジャンプリンク（ｊｕｍｐ ｌｉｎｋ）Ｒ_{ｎ‐（ベース^オフセット）}を合算した後、ハッシュしてｈ（ｈ（Ｔ_ｎ）|Ｒ_ｎ‐１|Ｒ_{ｎ‐（ベース^オフセット）}）を算出し、算出されたｈ（ｈ（Ｔ_ｎ）|Ｒ_ｎ‐１|Ｒ_{ｎ‐（ベース^オフセット）}）をバイナリマークルツリー（ｂｉｎａｒｙ ｍｅｒｋｌｅ ｔｒｅｅ）構造の各ノードに順次追加して、ｈ‐スキュードマークルツリー（ｈｉｅｒａｒｃｈｉｃａｌ‐ｓｋｅｗｅｄ ｍｅｒｋｌｅ ｔｒｅｅ）を拡張生成するｈ‐スキュードマークルツリー（ｈｉｅｒａｒｃｈｉｃａｌ‐ｓｋｅｗｅｄ ｍｅｒｋｌｅ ｔｒｅｅ）生成モジュールを含むように構成されることができる。

【0015】

ここで、前記ジャンプリンクＲ_{ｎ‐（ベース^オフセット）}は、前記ｈ‐スキュードマークルツリー上の所定過去時点のノード上のルートハッシュ値で、前記ベース（ｂａｓｅ）は、所定間隔ごとにジャンプリンクを割り当てるために予め決まったジャンプリンクの最短距離であって、前記オフセット（ｏｆｆｓｅｔ）は、現在ノードの位置ｎ％ベースで構成されることができる。

【0016】

そして、前記ジャンプリンクの距離（ｄｉｓｔ）は、ベース^{オフセット}（ｂａｓｅ^{ｏｆｆｓｅｔ}）値に算出されるように構成されることができる。

【0017】

一方、前記ｈ‐スキュードマークルツリー生成モジュールは、オフセット＋（ベース^{オフセット}）＊ｋのノードごとに前記ジャンプリンクを割り当てるように構成されることができる。

【0018】

この時、前記ｋは、陽の整数で構成されることができる。

【0019】

一方、過去所定のデータブロックＴ_ｋが前記ｈ‐スキュードマークルツリーに含まれているか否かを検証するために前記Ｔ_ｋと前記ｈ‐スキュードマークルツリーの所定ルートハッシュ値ｈ（Ｔ_ｉ）（ここで、ｋ＜ｉ＜＝ｎ）を利用して順次ハッシュ値を演算して前記ｈ‐スキュードマークルツリーの最新ルートハッシュ値を算出し、算出された最新ルートハッシュ値が予め知っている最新ルートハッシュ値Ｒ_ｎと一致するかを対比して前記ブロックＴ_ｋの真偽可否を検証するノード真偽証明モジュールをさらに含むように構成されることができる。

【0020】

ここで、前記ノード真偽証明モジュールは、下記の手続きにしたがって前記ｈ‐スキュードマークルツリーにハッシュ値Ｒ_ｙまたはデータブロックＴ_ｙが存在するのか否かを証明するように構成され、１）最新ルートハッシュ値Ｒ_ｈｅａｄから過去時点方向の所定距離内のリンク（ノード）を基準にしてＲ_ｙの時点と同一であるか、または未来にあるリンク（ノード）のうち、最も過去の時点に存在するジャンプリンクまたはリンク（ノード）を検索し、２）前記検索された最も過去の時点に存在するジャンプリンクまたはリンクのハッシュ値から過去時点方向の所定距離内のリンク（ノード）を基準にしてＲ_ｙの時点と同一であるか、または未来にあるリンク（ノード）のうち、最も過去の時点に存在するジャンプリンクまたはリンク（ノード）を検索し、３）前記２）過程を前記Ｒ_ｙに到逹するまで繰り返して、４）前記Ｔ_ｙを利用して前記２）及び３）で繰り返して検索されたジャンプリンクまたはリンク（ノード）の集合に対して順次未来方向に向かうルートハッシュを計算し、５）最終的に算出されたルートハッシュ値が前記Ｒ_ｈｅａｄと同一であるかを対比し、その対比結果が同一であれば前記ハッシュ値Ｒ_ｙまたはデータブロックＴ_ｙがｈ‐スキュードマークルツリーに存在すると証明されることができる。

【0021】

ここで、前記所定距離はベースになれる。

【発明の効果】

【0022】

前述した元帳の証明可能プルーニングシステムによれば、元帳構造をスキュードマークルツリーで構成し、最新データのみを貯蔵して管理し、他のノードで提出するトランザクションの真偽を検証するように構成されることで、元帳の大きさの増加を最小化して維持することができる効果がある。

【0023】

特に、スキュードマークルツリーからアップグレードされたｈ‐スキュードマークルツリーに変換して元帳を管理するように構成されることで、時間がたつほど大きくなる証明用データ（ｐｒｏｏｆ）の大きさを画期的に減らすことができる効果がある。プルーフの大きさの縮小とともに数年前以上の古いデータの真偽検証をより少ない回数の演算ステップでもできるようにして、検証速度をさらに高められる効果がある。

【0024】

同時に、ｈ‐スキュードマークルツリーでは、２つ以上の演算経路によって計算されたハッシュ値を相互対比して同一可否を確認するように構成されることで、新たに加えられるジャンプリンクの偽造可否を確認することができる効果がある。

【図面の簡単な説明】

【0025】

【図1】本発明の実施例による元帳の証明可能プルーニングシステムのブロック構成図である。

【図2】既存マークルツリーの構造図である。

【図3】本発明の実施例によるスキュードマークルツリー生成アルゴリズムの概念図である。

【図4】本発明の実施例によるスキュードマークルツリー生成アルゴリズムの概念図である。

【図5】本発明の実施例によるｈ‐スキュードマークルツリー生成アルゴリズムの概念図である。

【図6】本発明の実施例によるｈ‐スキュードマークルツリー生成アルゴリズムの概念図である。

【図7】本発明の実施例によるｈ‐スキュードマークルツリー生成アルゴリズムの概念図である。

【図8】本発明の実施例によるｈ‐スキュードマークルツリー生成アルゴリズムの概念図である。

【図9】本発明の実施例によるｈ‐スキュードマークルツリー生成アルゴリズムの概念図である。

【図10】本発明の実施例によるｈ‐スキュードマークルツリー生成アルゴリズムの概念図である。

【発明を実施するための形態】

【0026】

本発明は、多様な変更を加えることができ、様々な実施例を持つことができるところ、特定実施例を図面に例示して発明を実施するための具体的な内容について詳細に説明する。しかし、これは本発明を特定実施形態に対して限定しようとするものではなく、本発明の思想及び技術範囲に含まれる全ての変更、均等物ないし代替物を含むものとして理解しなければならない。各図面を説明しながら類似な参照符号を類似な構成要素に対して使用した。

【0027】

第１、第２、Ａ、Ｂなどの用語は多様な構成要素を説明するために使われることができるが、前記構成要素は前記用語によって限定されてはならない。前記用語は一つの構成要素を他の構成要素から区別する目的のみに使われる。例えば、本発明の権利範囲を脱せずに第１構成要素は第２構成要素と命名されることができるし、同様に第２構成要素も第１構成要素と命名されることができる。及び／またはという用語は、複数の係る記載された項目の組み合わせまたは複数の係る記載された項目のいずれかの項目を含む。

【0028】

とある構成要素が他の構成要素に「連結されて」いたり「接続されて」いると言及された時は、その他の構成要素に直接連結されていたり、または接続されていることもできるが、中間に他の構成要素が存在することもできると理解しなければならない。一方、とある構成要素が他の構成要素に「直接連結されて」いたり「直接接続されて」いると言及された時は、中間に他の構成要素が存在しないものとして理解しなければならない。

【0029】

本出願で使用した用語は、単に特定実施例を説明するために使われたもので、本発明を限定しようとする意図ではない。単数の表現は文脈上明らかに違うことを意味しない限り、複数の表現を含む。本出願において、「含む」または「持つ」などの用語は、明細書上に記載された特徴、数字、段階、動作、構成要素、部品またはこれらを組み合わせたものが存在することを指定しようとするものであって、一つまたはそれ以上の他の特徴や数字、段階、動作、構成要素、部品またはこれらを組み合わせたものなどの存在または付加可能性を予め排除しないものとして理解しなければならない。

【0030】

他に断らない限り、技術的や科学的用語を含んで、ここで使われる全ての用語は、本発明が属する技術分野における通常の知識を有する者によって一般的に理解されるものと同一な意味を持っている。一般的に使われる辞典に定義されているもののような用語は、関連技術が文脈上持つ意味と一致する意味を持つものとして解釈しなければならず、本出願で明らかに定義しない限り、理想的や過度に形式的な意味で解釈されない。

【0031】

以下、本発明による好ましい実施例を添付の図面を参照して詳細に説明する。

【0032】

図１は本発明の実施例による元帳の証明可能プルーニングシステムのブロック構成図で、図２は既存マークルツリーの構造図で、図３及び図４は本発明の実施例によるスキュードマークルツリー生成アルゴリズムの概念図で、図５ないし図１０は本発明の実施例によるｈ‐スキュードマークルツリー生成アルゴリズムの概念図である。

【0033】

先ず、図１を参照すれば、本発明の実施例による元帳の証明可能プルーニングシステムは、スキュードマークルツリー（ｓｋｅｗｅｄ ｍｅｒｋｌｅ ｔｒｅｅ）生成モジュール１１０またはｈ‐スキュードマークルツリー（ｈｉｅｒａｒｃｈｉｃａｌ‐ｓｋｅｗｅｄ ｍｅｒｋｌｅ ｔｒｅｅ）生成モジュール１２０と、ノード真偽証明モジュール１３０を含むように構成されることができる。

【0034】

一般に、マークルツリー（ｍｅｒｋｌｅ ｔｒｅｅ）は、ハッシュツリー（ｈａｓｈ ｔｒｅｅ）ともいい、暗号学的ハッシュ値で構成されるツリーデータ構造を持つ。

【0035】

図２で見るように、マークルツリーは、とあるデータ（例えば、Ｈ_１、Ｈ_２、Ｈ_３、Ｈ_４、Ｈ_５）に対するハッシュ値（例えば、Ｈ_６、Ｈ_７、Ｈ_８、ｒｏｏｔ）がマークルツリーに含まれていたことを証明するために使われる。すなわち、ルートノード（ｒｏｏｔ ｎｏｄｅ）までの経路に沿ってハッシュ値を計算して検証すればよい。最終計算値がルートハッシュ値と一致すれば証明される。例えば、Ｈ_１を検証するためには、Ｈ_２とＨ_８を利用して経路に沿ってハッシュ値を計算検証した結果がルートハッシュ値と一致すれば証明される。

【0036】

しかし、このようなマークルツリーを利用した証明方式を利用するにあたり、ハッシュ値（Ｈ_６、Ｈ_７、Ｈ_８、ｒｏｏｔ）のデータの大きさは小さい方だが、元々のデータ（Ｈ_１、Ｈ_２、Ｈ_３、Ｈ_４、Ｈ_５）は相対的にデータの大きさがとても大きいしかない。

【0037】

元帳の証明可能プルーニングシステムは、このような既存の一般的なマークルツリー構造ではなく、これよりアップグレードされたスキュードマークルツリー構造と、スキュードマークルツリー構造からさらにアップグレードされたｈ‐スキュードマークルツリー構造を利用して古いデータを削除するプルーニング（ｐｒｕｎｉｎｇ）をすると同時に、このようなアップグレードされたマークルツリー構造だけでも古いデータの真偽可否を完璧に証明できるように構成される。

【0038】

スキュードマークルツリー構造では、各ノードは最近のデータ、例えば、一日程度のデータのみを保有したまま全てのデータの真偽可否を検証することができる。

【0039】

分散元帳システムが一日４ｋＴｘ／ｓｅｃのトランザクション処理速度を持つと仮定すれば、一日に蓄積されるデータである１７２．８ＧＢのデータのみノードに保管して、残りの以前のデータは全てプルーニングし、プルーニングされたデータは保管されたデータ、すなわち、スキュードマークルツリーのルートハッシュ値を利用して真偽可否を完璧に検証するように構成される。

【0040】

これに加え、ｈ‐スキュードマークルツリー構造では数年以上の非常に古いデータに対してスキュードマークルツリー構造よりずっと短いプルーフ（ｐｒｏｏｆ）長さを持つようになる。このような証明用データ（ｐｒｏｏｆ）の大きさは、時間がたつにつれ大きくなるが、本発明ではプルーフの大きさ自体を縮めて検証にかかる演算負担を減らし、検証にかかる時間も減らすことができる。

【0041】

また、図１及び図３を参照すれば、スキュードマークルツリー生成モジュール１１０は、データブロック（ｄａｔａ ｂｌｏｃｋ）を利用してバイナリマークルツリー（ｂｉｎａｒｙ ｍｅｒｋｌｅ ｔｒｅｅ）構造のスキュードマークルツリーを生成するように構成されることができる。

【0042】

スキュードマークルツリー生成モジュール１１０は、データブロック（ｄａｔａ ｂｌｏｃｋ）Ｔ_ｎと以前サーブツリーのルートハッシュ値Ｒ_ｎ‐１が対を成すバイナリマークルツリー（ｂｉｎａｒｙ ｍｅｒｋｌｅ ｔｒｅｅ）構造の形態を持つスキュードマークルツリーを生成するように構成されることができる。

【0043】

スキュードマークルツリーの各ノードには初期データブロックＴ_１とルートハッシュ値Ｒ_ｎ‐１が貯蔵される。

【0044】

スキュードマークルツリー生成モジュール１１０は、各ノードのルートハッシュ値をｈ（ｈ（Ｔ_ｎ）|Ｒ_ｎ‐１）によって算出して各ノードに順次貯蔵し、スキュードマークルツリーを拡張生成するように構成されることができる。

【0045】

スキュードマークルツリー生成モジュール１１０は、先ず新たに生成されるデータブロックＴ_ｎに連結リスト（ｌｉｎｋｅｄ ｌｉｓｔ）方式に従ってそれ以前のサーブツリーのルートハッシュ（ｒｏｏｔ ｈａｓｈ）値Ｒ_ｎ‐１を含ませるように構成されることができる。

【0046】

そして、Ｔ_ｎをハッシュしてｈ（Ｔ_ｎ）を算出し、その算出されたｈ（Ｔ_ｎ）と以前サーブツリーのルートハッシュ値Ｒ_ｎ‐１を合算した後、再びハッシュしてｈ（ｈ（Ｔ_ｎ）|Ｒ_ｎ‐１）を算出するように構成されることができる。スキュードマークルツリーには、ｈ（ｈ（Ｔ_ｎ）|Ｒ_ｎ‐１）が順次貯蔵される。

【0047】

すなわち、スキュードマークルツリーは連結リストとバイナリマークルツリーの組み合わせと見られる。

【0048】

図３において、ハッシュ値Ｒ_１は一番目のデータブロックであるＴ_１とルートハッシュ初期値Ｒ_０を合わせてハッシュした値である。そして、ハッシュ値Ｒ_２は二番目のデータブロックであるＴ_２と一番最近のルートハッシュ値Ｒ_１をハッシュした値である。Ｔ_２には連結リスト方式によって一番最近のルートハッシュ値Ｒ_１が含まれているので、Ｔ_２とＲ_１をハッシュしてＲ_２を算出することができる。このような方式でＴ_３データブロックにはＲ_２を追加して前記過程を繰り返してスキュードマークルツリーを拡張生成するように構成される。

【0049】

一方、図１のノード真偽証明モジュール１３０は、スキュードマークルツリー上の過去の特定ノードに対してその真偽可否を検証するように構成されることができる。

【0050】

図４において、Ｔ_２がスキュードマークルツリーに含まれていたのか否かを検証するためには、スキュードマークルツリーの最新データブロックであるＴ_４からこれに含まれたＲ_４を取得する。そして、検証のために与えられたＴ_２からその中に含まれたＲ_１を取得する。そして、Ｔ_２をハッシュしてｈ（Ｔ_２）を算出し、そしてＲ_１とｈ（Ｔ_２）を合わせてハッシュすればＲ_２を算出することができる。

【0051】

ここで、もし、Ｔ_３のハッシュ値ｈ（Ｔ_３）を予め知っていたら、同一な方式でＲ_３を計算することができるし、ｈ（Ｔ_４）も予め知っていたら、Ｒ_３を利用してＲ_４を計算することができる。このように計算されたＲ_４が取得したＲ_４と同一であれば、検証対象であるＴ_２がスキュードマークルツリーに含まれているノードであることを証明することができる。

【0052】

すなわち、Ｔ_２の検証はスキュードマークルツリーでｈ（Ｔ_３）とｈ（Ｔ_４）さえ知っていれば可能になる。

【0053】

これを一般化して適用すれば、ノード真偽証明モジュール１３０はスキュードマークルツリーで特定ノードのデータブロックＴ_ｋを証明するために最新のルートハッシュ値Ｒ_ｎと中間段階のデータブロックのハッシュ値ｈ（Ｔ_ｉ）（ここで、ｋ＜ｉ＜＝ｎ）さえ予め知っていればＴ_ｋの真偽証明ができると見られる。

【0054】

この時、中間段階の他のデータブロックを予め知っている必要がなく、Ｔ_ｋ以前のとあるデータブロックやハッシュ値に対しては知らなくてもよい。

【0055】

スキュードマークルツリー構造では、全てのデータブロックを各ノードが直接全部保有しなくても、いくつかの小さなハッシュ値だけでもデータの真偽検証が可能である。これはネットワークの負荷減少にも多く寄与するようになる。

【0056】

しかし、スキュードマークルツリーもやはり短所がある。スキュードマークルツリーの各ノードは、連結リスト方式によって直ぐ以前のサーブツリーのハッシュ値のみ保有しているので、検証プロセスでは図４のように全てのノードに対して一つずつ計算して演算しなければならない。スキュードマークルツリーは最近のデータに対する検証には有利であるが、数年単位の数千億トランザクションに対しては演算ステップが多くなって計算負荷が増加する短所がある。これを補完するために、ｈ‐スキュードマークルツリーが利用されることができる。

【0057】

図１のｈ‐スキュードマークルツリー生成モジュール１２０は、図５で見るように各ノードが直前のルートハッシュ値を保有することに加え、それよりずっと以前のノードのルートハッシュ値に対する情報をさらに保有するように構成される。ずっと以前のノードのルートハッシュ値を過去ツリーを参照するリンクとしてジャンプリンク（ｊｕｍｐ ｌｉｎｋ）と定義する。すなわち、ジャンプリンクは過去のルートハッシュ値である。

【0058】

図５で見るように、ジャンプリンクは指数関数的なノード間の距離を持つようになるが、検証にかかる長い演算ステップを省略し、直ぐ過去ジャンプリンクのデータブロックに対して検証することができるようにする。すなわち、プルーフの大きさが減って演算ステップの回数も著しく減って、数年前のノードに対しても早く検証できるようにする。

【0059】

図５のジャンプリンクをさらに保有するｈ‐スキュードマークルツリーの各ノード値Ｒ_ｎは、ｈ（ｈ（Ｔ_ｎ）|Ｒ_ｎ‐１|Ｒ_{ｎ‐（ベース^オフセット）}）で整理されることができる。

【0060】

ここで、Ｒ_{ｎ‐（ベース^オフセット）}は過去のある時点のノードのハッシュ値であるジャンプリンクである。

【0061】

ジャンプリンクでベース（ｂａｓｅ）は、所定間隔ごとにジャンプリンクを割り当てるために予め決まったジャンプリンクの最短距離である。ベースが３であれば３個のノード間隔でジャンプリンクが割り当てられる。

【0062】

そして、オフセット（ｏｆｆｓｅｔ）は現在ノードの位置ｎをベースに分けた値の残りの値、すなわち、ｎ％ベースである。

【0063】

そして、現在ノードの位置ｎからジャンプリンクまでの距離（ｄｉｓｔ）はベース^{オフセット}（ｂａｓｅ^{ｏｆｆｓｅｔ}）値で算出されることができる。

【0064】

図５でベースが３でオフセットが１のジャンプリンクを例示している。

【0065】

図５を参照すれば、ジャンプリンクの距離はベース^{オフセット}すなわち、３^１として３である。

【0066】

ノードＲ_４をよく見れば、Ｒ_４の値はＴ_４のハッシュ値と直ぐ前のハッシュ値Ｒ_３、そしてジャンプリンクＲ_１を合算した後でハッシュして得られることができることが分かる。

【0067】

図６はベースが３でオフセットが２のジャンプリンクを例示している。

【0068】

図６ではジャンプリンクの距離が３^２として９になることが分かる。

【0069】

しかし、オフセットが２である全てのノードにジャンプリンクを割り当てる必要はない。図７のようにノード位置ｎでオフセット＋（ベース^{オフセット}）＊ｋのノードのみに割り当てることができる。ここで、ｋは陽の整数である。上記ノード以外のノードにはジャンプリンクを割り当てないこともある。

【0070】

図７で見るようにベースが１でオフセットが１であれば、１＋３^１＊ｋになってＲ_１９、Ｒ_１３、Ｒ_１０、Ｒ_７、Ｒ_４、Ｒ_１にジャンプリンクが割り当てられている。そして、ベースが３でオフセットが２であれば、２＋３^２＊ｋになってＲ_２０、Ｒ_１１、Ｒ_２にジャンプリンクが割り当てられている。ベースが３でオフセットが３であれば、Ｒ_５７、Ｒ_３０、Ｒ_３にジャンプリンクが割り当てられる。

【0071】

図８は、図７のジャンプリンクの割り当てが完了された状態を示している。ジャンプリンクの割り当ては、各オフセットがベースに至るまで繰り返し遂行されることを示す。

【0072】

一方、ブロックの検証は次のように行われることができる。

【0073】

ｈ‐スキュードマークルツリーでルートハッシュ値Ｒ_ｘを持っていて、ある中間ハッシュ値にアクセスできる状況において、データブロックＴ_ｙまたはその上位ノードＲ_ｙがｈ‐スキュードマークルツリーに含まれていたか否かを検証するためには次の手続きにしたがう。

【0074】

１）最新のルートハッシュ値から過去時点方向の適切な距離（例えば、ベース）分のリンク（ノード）を基準にしてＲ_ｙと同一であるか、未来にある一番過去のジャンプリンクまたは一般リンクを検索する。

【0075】

２）検索された過去のジャンプリンクまたは一般リンクのハッシュ値からまた過去時点方向の適切な距離（例えば、ベース）分をリンク（ノード）を基準にしてＲ_ｙと同一であるか、未来にある一番過去のジャンプリンク或いは一般リンクを検索する。この過程をＲ_ｙに到逹するまで繰り返す。

【0076】

３）Ｔ_ｙを利用して上記検索されたリンクの集合に対して順に未来方向に向かうルートハッシュを計算する。もし、最終計算結果がＲ_ｈｅａｄと同一であれば、検証が完了されてｈ‐スキュードマークルツリーに存在することが証明される。

【0077】

図９は、Ｒ_５９で始めてＴ_８を検証するためにＲ_８を捜すことを例示している。

【0078】

図９を参照すれば、Ｒ_ｈｅａｄはＲ_５９であり、Ｒ_５９から適切な距離、すなわち、ベース３の距離分のリンク（ノード）Ｒ_５８、Ｒ_５７を値を参照し、Ｒ_５７からオフセット３の距離、すなわち３^３のジャンプリンクの中でＲ_８よりは未来にある一番過去のリンクＲ_３０を検索して照会する。

【0079】

ここで、また適切な距離、すなわち、ベース３の距離分のリンク（ノード）Ｒ_２９を照会する。Ｒ_２９でまたオフセット２の距離、すなわち、３^２のジャンプリンクＲ_２０とジャンプリンクＲ_２０のジャンプリンクＲ_１１を検索して照会する。ジャンプリンクＲ_１１はＲ_２９を基準にしてオフセット２のジャンプリンクの中でＲ_８よりは未来にある一番過去のリンクになる。

【0080】

そして、Ｒ_１１でまた適切な距離内のリンクＲ_１０、Ｒ_９、Ｒ_８をそれぞれ検索して、最終的にＲ_８に至る。

【0081】

そして、上記検証対象であるＴ_８を利用して、また未来方向にルートハッシュ値を順次算出していく。最終算出されたルートハッシュ値がｈ‐スキュードマークルツリー上のＲ_５９と一致すれば、Ｔ_８がｈ‐スキュードマークルツリー上に存在することが証明される。

【0082】

この過程で、Ｒ_８からＲ_９、Ｒ_１０、Ｒ_１１、Ｒ_２０、Ｒ_２９、Ｒ_３０、Ｒ_５７、Ｒ_５８、Ｒ_５９に至るまで、総９回の演算ステップが要求される。しかし、ジャンプリンクを利用しない場合は、Ｒ_８からＲ_５９まで全てのノードを全て演算しなければならないので、総５１演算ステップが要求される。著しく演算ステップが減ることが分かるし、元帳の大きさが大きくなれば相当な演算量と演算時間が減少されることができる。

【0083】

図１０は実際の具現事例であって、ベースが１０であるｈ‐スキュードマークルツリーを示す。ジャンプリンクは１０^{オフセット}なので、１０、１０^２、１０^３とジャンプリンクの距離が増え、距離が１９９９の場合、２８ステップだけでも到達可能である。

【0084】

このように、元帳の証明可能プルーニングシステムは、全てのデータブロックを直接保有しなくてもハッシュ値のみでデータ検証が完璧に可能であるため、データの貯蔵量を大幅に減らすことができる。元帳も時間が経てばその大きさが顕著に大きくなるので、ジャンプリンクを利用した検索と演算が切実に必要となる。

【0085】

以上、実施例を参照して説明したが、該当技術分野における熟練された当業者は下記特許請求範囲に記載された本発明の思想及び領域から脱しない範囲内で本発明を多様に修正及び変更させることができることを理解することができる。

【図1】

【図2】

【図3】

【図4】

【図5】

【図6】

【図7】

【図8】

【図9】

【図10】