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秘密 祕密 哪個 對 在 每天為你讀一首詩 Facebook 的最佳貼文
〈雙面維諾妮卡〉 ◎楊瀅靜
我寫下妳,維諾妮卡
妳的一生輕易被我編造,在小學的作文本上
那時的我有足夠的時間可以輕率想像
長大很遠,而妳代替我先到達
虛構的未來足夠完成好幾頁文章
維諾妮卡,今晚妳會坐在梳妝台前嗎
擦好晚霜習慣清淡的香水然後梳攏頭髮
發現自己女人的長相,我坐在鏡子另一面
是女孩還小看妳,卻讓妳出生長大
大概變成我母親一樣的容貌
穿母親的洋裝,過生活一樣
很久以前,在〈我的志願〉我寫下:
「26歲的我變成家庭主婦以及兩個小孩的媽。」
維諾妮卡,我能成為妳嗎?
我總是節食在夜晚跑過操場
白天忙碌教書,偶爾寫寫文章
已經過了妳的年紀,孑然一身
沒有倚賴與被倚賴的問題
維諾妮卡我想起妳還住在,我規畫的人生裡
在廚房熬一鍋湯,客廳插一盆花
我賽跑的時候,妳的家人正陸續回家
第一圈第二圈……我繼續為上升的體重而跑
妳或許福態也不在意別人審美的眼光
維諾妮卡妳,還滿意那樣的生活嗎?
我奔跑出妳的軌道,妳一直在家
我想問妳卻已經到不了妳的方向
維諾妮卡,我靠近過妳還是已經遠離?
國中之後,曾經試圖把各種職業放在妳身上
高中以後,決心讓妳去愛各種不同的人
大學時候,如果再還給我一個維諾妮卡,
在小學的作文本上妳不會長成我母親的模樣
而現在,一天清晨我醒來覺得微冷
沒有任何需要尋覓的人陪在身旁
想起妳或許會在自己婚禮結束的時候
輕輕地哼上一首歌,那個時代
維諾妮卡妳就留在那裡吧
如果有天愛情自己死亡,妳再回到我在的地方
維諾妮卡,妳能成為我嗎?
作文上曾經預言過的不會是寓言
只是另一個身分不同身世的想像
而我現在多麼大方,偶爾會用情色暗示
捕捉我喜歡上的人,安排那些細節
像吻過的毛髮一樣纖細微美
但真的也不介意維諾妮卡式和平的家庭生活
維諾妮卡妳漸漸微弱的時候,還是有光
有無邊的遠景,我看出妳的美麗
在晚餐時刻,妳切菜煮飯洗手羹湯
美麗並且尊貴,直到我又被愛傷亡
妳會死而復生,我的詩裡一再提起
妳的名字──維諾妮卡
註:此詩獲得第六屆林榮三文學獎二獎
--
◎作者簡介
楊瀅靜,東華大學中文所博士,曾獲林榮三文學獎、聯合報文學獎、宗教文學獎、林語堂文學獎、葉紅女性詩獎等,出版過詩集《對號入座》(2011)、《很愛但不能》(2017)。
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◎小編林淵智賞析
此首〈雙面維諾妮卡〉為楊瀅靜於第六屆林榮三文學獎中取得二獎的作品,詩題引用了1991年的法國電影《La double vie de Véronique》,電影劇情描述身在兩地但卻有著極其相似遭遇的維諾妮卡,但卻隨著兩種維諾妮卡的些許性格差異,而造就了越來越分岔的人生,卻依舊維持著心靈上的聯繫。Kieślowski在拍攝時運用了大量的鏡像、反射,作為主要的意指,來隱喻一個人與其命運的雙生性。而此詩則是把此意象挪為己用,只是與電影中同時異地的雙生性不同,此詩中的雙生性則更像是成長中的另一面自己,理想、叛逆、充滿了願景,同時具備了向著未來的期望,以及向著過去的記憶,因此說是雙生性,其實維諾妮卡並非代表了單一的願景個體,而是代表著敘事者對於自己人生鋪演的敘事裡錯綜複雜的想像。詩的最後兩句「你會死而復生,我的詩裡一再提起/妳的名字──維諾妮卡」便正正昭顯了其意志的特異性:只有當我們需要之時,幻想裡的幽靈才會浮顯出來。因此關於此幽靈的生死辯證從來無關於人生,而是關於主體的形構如何被確立。
因此,在此詩中,便鋪寫了主體的形構過程。在孩提時的志願裡,維諾妮卡成了對於未來的想像,對於「女孩」而言,一種「女人」式的未來。到了次段,則終於看見維諾妮卡與自己分岔的路途,在意之事不同、生活型態不同,選擇至此終於成為不同的路向,也成為一種隱然的遺憾;到了第三段,才終於開始對於這些錯過之物釋然,而說出了
「維諾妮卡妳就留在那裡吧
如果有天愛情自己死亡,妳再回到我在的地方」
直到末段才終於顯現出了維諾妮卡的幽靈意識性,以及作者對於其進行的除魅。
綜觀全詩,其實是一首時序相當安穩的詩,僅在描繪維諾妮卡時,我們才能發現唯一順時前進的只有敘事者本身,而維諾妮卡則完整地體現了其縈繞在敘事者身邊的特性:只有敘事者存在,維諾妮卡方得以存在。雙生性能在一首詩之間發揮得如此淋漓盡致,著實不易。
--
〈45年〉
窗只是窗
妳是住在裡面的人
在意家裡是否窗明几淨
外面的風景是無關緊要的事情
妳的婚姻也出生在這裡
比妳的孩子年紀還大
和一個慢熱並且講究按部就班的人
一起活過大半輩子
現在是結婚的第45年
焦躁不安的走動
妳的狗欣喜的撲跳
如快捷的風又像一朵白雲柔軟多毛
適合在晴朗的午後
一起走一段長長的路
相形之下妳的丈夫黯然許多
他有自己的小小閣樓
因此妳建造了地窖
你們有各自不甚忠實的角落
差別的是
妳一塵不染而他藏污納垢
丈夫遠行的那天
祕密的長成妳的影
匿在背後窺探
而他自己的秘密是一件黑大衣
時時遮掩匱缺的心房
沒有愛一切家徒四壁
妳注視眼前的牆
領悟人生還有另一種風景
窗外的樹枝蓬勃無章
指向各種不同的方向
如果再年輕一點
攤開的手掌會撐起一片天空
收編那些枝蔓
成為通往妳命運的羅馬
還缺少門
在建造出口前
猶豫該不該維持密室的模樣
他的愛杯水車薪
妳煮好最後一頓晚餐
喝光保溫瓶裡的水
決定了以後每一堵牆
都要裝上落地窗或安全門
他會從哪個方向進入
不是妳需要考慮的事
哪一邊向光
便在那裏種下向日葵
用花園代替家園
狗機靈如蝴蝶也可以是蜜蜂般勤勉
對於表現出愛這件事
牠不落於人後又爭寵於往前
--
而筆者想以此首詩對照的,則是楊瀅靜於2019年出版的詩集《擲地有傷》中的一首詩〈45年〉,此詩有著類似的命題,只是不同於自我的雙生性,此詩中的雙生性則是體現在婚姻上。〈45年〉描述一個女子在結婚四十五年後,離婚後的日子。對兩首詩進行比較,我們可以看到除了基礎的語言不同(白話/口語程度)、形式不同(迴行與否),楊瀅靜偏好的詩句結構也有了許多不同之處,〈雙面維諾妮卡〉所營造的感悟皆介乎情與景之間,透過時間差來顯現出場景所折射出的情感。而〈45年〉則更愛好以隱喻帶出命題,如首段
「窗只是窗
妳是住在裡面的人
在意家裡是否窗明几淨
外面的風景是無關緊要的事情」
中所帶出的「家庭」、「自我」之特性;或是
「他有自己的小小閣樓
因此妳建造了地窖
你們有各自不甚忠實的角落」
所導言的婚姻背叛,從空間來隱喻情感的區隔。甚至連末段都以狗的忠實來嘲諷所謂的「丈夫」其實連畜生都不如。可以發現她的詩風格雖然日漸趨近於近來所興起的厭世詩風,卻也不乏深刻的思索,包括對於過去、關係之間的倫理與辯證,但有所獲必代表其有所捨棄。形式之拋棄對於美的完成或許有所後設之思考。但美的完成是否也有其機敏與技藝,或許是在我們觀察這些詩人的風格走向時,更可以去深刻的思索的。
固然,情感之於一首詩是重要的,但這些情感終究是偶然的,我們可以把一切偶然付託於詩歌,但詩歌的完成,卻斷斷不能全然迴付於情感游移間所形成的偶然。
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|#關於文學獎的不重要冷知識|
金車現代詩獎過去有舉辦「網路人氣獎」,2017年網路人氣獎的投稿有2000篇,但整體而言沒有太過有趣的火花。
——小編P
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美術設計:驀地
圖片來源:Unsplash
#每天為你讀一首詩 #文學獎 #林榮三 #林榮三文學獎 #楊瀅靜 #奇士勞斯基
https://cendalirit.blogspot.com/2021/03/20210331.html
秘密 祕密 哪個 對 在 Taipei Ethereum Meetup Facebook 的最佳貼文
📜 [專欄新文章] [ZKP 讀書會] Trust Token Browser API
✍️ Yuren Ju
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Trust Token API 是一個正在標準化的瀏覽器 API,主要的目的是在保護隱私的前提下提供跨站授權 (Cross-domain authorization) 的功能,以前如果需要跨站追蹤或授權通常都使用有隱私疑慮的 Cookies 機制,而 Trust Token 則是希望在保護隱私的前提下完成相同的功能。
會在 ZKP (Zero-knowledge proof) 讀書會研究 Trust Token 主要是這個 API 採用了零知識證明來保護隱私,這也是這次讀書會中少見跟區塊鏈無關的零知識證明應用。
問題
大家應該都有點了一個產品的網頁後,很快的就在 Facebook 或是 Google 上面看到相關的廣告。但是產品網頁並不是在 Facebook 上面,他怎麼會知道我看了這個產品的頁面?
通常這都是透過 Cookie 來做跨網站追蹤來記錄你在網路上的瀏覽行為。以 Facebook 為例。
當使用者登入 Facebook 之後,Facebook 會透過 Cookie 放一段識別碼在瀏覽器裡面,當使用者造訪了有安裝 Facebook SDK 來提供「讚」功能的網頁時,瀏覽器在載入 SDK 時會再度夾帶這個識別碼,此時 Facebook 就會知道你造訪了特定的網頁並且記錄下來了。如此一來再搭配其他不同管道的追蹤方式,Facebook 就可以建構出特定使用者在網路上瀏覽的軌跡,從你的瀏覽紀錄推敲喜好,餵給你 Facebook 最想給你看的廣告了。
不過跨站追蹤也不是只能用在廣告這樣的應用上,像是 CDN (Content Delivery Network) 也是一個應用場景。CDN 服務 Cloudflare 提供服務的同時會利用 Captcha 先來確定進入網站的是不是真人或是機器人。而他希望使用者如果是真人時下次造訪同時也是採用 Cloudflare 服務的網站不要再跳出 Captcha 驗證訊息。
雖然 Cloudflare 也需要跨站驗證的功能來完成他們的服務,但是相較於 Google 或 Facebook 來說他們是比較沒那麼想知道使用者的隱私。有沒有什麼辦法可以保護使用者隱私的狀況下還能完成跨站驗證呢?
這就是今天要講的新 API: Trust Token。
Trust Token API - The Chromium Projects
Trust Token / Privacy Pass 簡介
Trust Token 其實是由 Privacy Pass 延伸而來。Privacy Pass 就是由 Cloudflare 所開發的實驗性瀏覽器延伸套件實作一個驗證機制,可以在不透漏過多使用者隱私的前提下實作跨站驗證。而 Trust Token 則是標準化的 Privacy Pass,所以兩個運作機制類似,但是實作方式稍有不同。
先看一下 Privacy Pass 是如何使用。因為這是實驗性的瀏覽器延伸套件所以看起來有點陽春,不過大致上還是可以了解整個概念。
以 hCaptcha 跟 Cloudflare 的應用為例,使用者第一次進到由 Cloudflare 提供服務的網站時,網站會跳出一些人類才可以解答的問題比如說「挑出以下是汽車的圖片」。
當使用者答對問題後,Cloudflare 會回傳若干組 blind token,這些 blind token 還會需要經過 unblind 後才會變成真正可以使用的 token,這個過程為 issue token。如上圖所示假設使用者這次驗證拿到了 30 個 token,在每次造訪由 Cloudflare 服務的網站時就會用掉一個 token,這個步驟稱為 redeem token。
但這個機制最重要的地方在於 Cloudflare 並無法把 issue token 跟 redeem token 這兩個階段的使用者連結在一起,也就是說如果 Alice, Bob 跟 Chris 都曾經通過 Captcha 測試並且獲得了 Token,但是在後續瀏覽不同網站時把 token 兌換掉時,Clouldflare 並無法區分哪個 token 是來自 Bob,哪個 token 是來自 Alice,但是只要持有這種 token 就代表持有者已經通過了 Captcha 的挑戰證明為真人。
但這樣的機制要怎麼完成呢?以下我們會透過多個步驟的例子來解釋如何達成這個目的。不過在那之前我們要先講一下 Privacy Pass 所用到的零知識證明。
零知識證明 (Zero-knowledge proof)
零知識證明是一種方法在不揭露某個祕密的狀態下,證明他自己知道那個秘密。
Rahil Arora 在 stackexchange 上寫的比喻我覺得是相對好理解的,下面簡單的翻譯一下:
假設 Alice 有超能力可以幾秒內算出樹木上面有幾片樹葉,如何在不告訴 Bob 超能力是怎麼運作並且也不告訴 Bob 有多少片葉子的狀況下證明 Alice 有超能力?我們可以設計一個流程來證明這件事情。
Alice 先把眼睛閉起來,請 Bob 選擇拿掉樹上的一片葉子或不拿掉。當 Alice 睜開眼睛的時候,告訴 Bob 他有沒有拿掉葉子。如果一次正確的話確實有可能是 Alice 幸運猜到,但是如果這個過程連續很多次時 Alice 真的擁有數葉子的超能力的機率就愈來愈高。
而零知識證明的原理大致上就是這樣,你可以用一個流程來證明你知道某個秘密,即使你不真的揭露這個秘密到底是什麼,以上面的例子來說,這個秘密就是超能力運作的方式。
以上就是零知識證明的概念,不過要完成零知識證明有很多各式各樣的方式,今天我們要介紹的是 Trust Token 所使用的零知識證明:DLEQ。
DLEQ (Discrete Logarithm Equivalence Proof)
說明一下以下如果小寫的變數如 c, s 都是純量 (Scalar),如果是大寫如 G, H則是橢圓曲線上面的點 (Point),如果是 vG 則一樣是點,計算方式則是 G 連續相加 v 次,這跟一般的乘法不同,有興趣可以程式前沿的《橢圓曲線加密演算法》一文解釋得比較詳細。
DLEQ 有一個前提,在系統中的所有人都知道公開的 G 跟 H 兩個點,此時以下等式會成立:
假設 Peggy 擁有一個秘密 s 要向 Victor 證明他知道 s 為何,並且在這個過程中不揭露 s 真正的數值,此時 Victor 可以產生一個隨機數 c 傳送給 Peggy,而 Peggy 則會再產生一個隨機數 v 並且產生 r,並且附上 vG, vH, sG, sH:
r = v - cs
所以 Victor 會得到 r, sG, sH, vG, vH 再加上他已經知道的 G, H。這個時候如果 Victor 計算出以下兩個等式就代表 Peggy 知道 s 的真正數值:
vG = rG + c(sG)vH = rH + c(sH)
我們舉第二個等式作為例子化簡:
vH = rH + c(sH) // 把 r 展開成 v - csvH = (v - cs)H + c(sH) // (v - cs)H 展開成 vH - csHvH = vH - c(sH) + c(sH) // 正負 c(sH) 消掉vH = vH
這樣只有 Peggy 知道 s 的狀況下才能給出 r,所以這樣就可以證明 Peggy 確實知道 s。
從簡易到實際的情境
Privacy Pass 網站上透過了循序漸進的七種情境從最簡單的假設到最後面實際使用的情境來講解整個機制是怎麼運作的。本文也用相同的方式來解釋各種情境,不過前面的例子就會相對比較天真一點,就請大家一步步的往下看。
基本上整個過程是透過一種叫做 Blind Signature 的方式搭配上零知識證明完成的,以下參與的角色分為 Client 與 Server,並且都會有兩個階段 issue 與 redeem token。
Scenario 1
如果我們要設計一個這樣可以兌換 token 來確認身分的系統,其中有一個方法是透過橢圓曲線 (elliptic curve) 完成。Client 挑選一個在橢圓曲線上的點 T 並且傳送給 Server,Server 收到後透過一個只有 Server 知道的純量 (scalar) s 對 T 運算後得到 sT 並且回傳給 Client,這個產生 sT 的過程稱為 Sign Point,不過實際上運作的原理就是橢圓曲線上的連續加法運算。
SignPoint(T, s) => sT
等到 Client 需要兌換時只要把 T 跟 sT 給 Server,Server 可以收到 T 的時候再 Sign Point 一次看看是不是 sT 就知道是否曾經 issue 過這個 token。
Issue
以下的範例,左邊都是 Client, 右邊都是 Server。 -> 代表 Client 發送給 Server,反之亦然。
// Client 發送 T 給 Server, 然後得到 sT
T -> <- sT
Redeem
// Client 要 redeem token 時,傳出 T 與 sT
T, sT ->
問題:Linkability
因為 Server 在 issue 的時候已經知道了 T,所以基本上 Server 可以透過這項資訊可以把 issue 階段跟 redeem 階段的人連結起來進而知道 Client 的行為。
Scenario 2
要解決上面的問題,其中一個方法是透過 Blind Signature 達成。Client 不送出 T,而是先透過 BlindPoint 的方式產生 bT 跟 b,接下來再送給 Server bT。Server 收到 bT 之後,同樣的透過 Sign Point 的方式產生結果,不一樣的地方是情境 1 是用 T,而這邊則用 bT 來作 Sign Point,所以得出來的結果是 s(bT)。
Client:BlindPoint(T) => (bT, b)
Server:SignPoint(bT, s) => sbT
而 Blind Signature 跟 Sign Point 具備了交換律的特性,所以得到 s(bT) 後可以透過原本 Client 已知的 b 進行 Unblind:
UnblindPoint(sbT, b) => sT
這樣一來在 Redeem 的時候就可以送出 T, sT 給 Server 了,而且透過 SignPoint(T, s) 得出結果 sT’ 如果符合 Client 傳來的 sT 就代表確實 Server 曾經簽過這個被 blind 的點,同時因為 T 從來都沒有送到 Server 過,所以 Server 也無法將 issue 與 redeem 階段的 Client 連結在一起。
Issue
bT -> <- s(bT)
Redeem
T, sT ->
問題:Malleability
以上的流程其實也有另外一個大問題,因為有交換律的關係,當 Client 透過一個任意值 a 放入 BlindPoint 時產生的 a(sT) 就會等於 s(aT):
BlindPoint(sT) => a(sT), a// a(sT) === s(aT)
此時如果將 aT 跟 s(aT) 送給 Server Redeem,此時因為
SignPoint(aT, s) => s(aT)
所以就可以兌換了,這樣造成 Client 可以無限地用任意數值兌換 token。
Scenario 3
這次我們讓 Client 先選擇一個純數 t,並且透過一種單向的 hash 方式來產生一個在橢圓曲線上的點 T,並且在 redeem 階段時原本是送出 T, sT 改成送出 t, sT。
因為 redeem 要送出的是 t,上個情境時透過任意數 a 來產生 s(aT) 的方法就沒辦法用了,因為 t 跟 sT 兩個參數之間並不是單純的再透過一次 BlindPoint() 就可以得到,所以就沒辦法無限兌換了。
Issue
T = Hash(t) bT -> <- sbT
Redeem
t, sT ->
問題:Redemption hijacking
在這個例子裏面,Client 其實是沒有必要傳送 sT 的,因為 Server 僅需要 t 就可以計算出 sT,額外傳送 sT 可能會導致潛在的 Redemption hijacking 問題,如果在不安全的通道上傳輸 t, sT 就有可能這個 redemption 被劫持作為其他的用途。
不過在網站上沒講出實際上要怎麼利用這個問題,但是少傳一個可以計算出來的資料總是好的。Client 只要證明他知道 sT 就好,而這可以透過 HMAC (Hash-based Message Authentication Code) 達成。
Scenario 4
步驟跟前面都一樣,唯一不一樣的地方是 redeem 的時候原本是傳 t, sT,現在則改傳 t, M, HMAC(sT, M),如果再介紹 HMAC 篇幅會太大,這邊就不解釋了,但可以是作是一個標準的 salt 方式讓 Hash 出來的結果不容易受到暴力破解。
這樣的特性在這個情境用很適合,因為 Server 透過 t 就可以計算出 sT,透過公開傳遞的 M 可以輕易地驗證 client 端是否持有 sT。
Issue
T = Hash(t) bT -> <- sbT
Redeem
t, M, HMAC(sT, M) ->
問題:Tagging
這邊的問題在於 Server 可以在 issue 階段的時候用不一樣的 s1, s2, s3 等來發出不一樣的 sT’,這樣 Server 在 Redeem 階段就可以得知 client 是哪一個 s。所以 Server 需要證明自己每次都用同樣的 s 同時又不透漏 s 這個純亮。
要解決這個問題就需要用到前面我們講解的零知識證明 DLEQ 了。
Scenario 5
前面的 DLEQ 講解有提到,如果有 Peggy 有一個 s 秘密純量,我們可以透過 DLEQ 來證明 Peggy 知道 s,但是又不透漏 s 真正的數值,而在 Privacy Pass 的機制裡面,Server 需要證明自己每次都用 s,但是卻又不用揭露真正的數值。
在 Issue 階段 Client 做的事情還是一樣傳 bT 給 Server 端,但 Server 端的回應就不一樣了,這次 Server 會回傳 sbT 與一個 DLEQ 證明,證明自己正在用同一個 s。
首先根據 DLEQ 的假設,Server 會需要先公開一組 G, H 給所有的 Client。而在 Privacy Pass 的實作中則是公開了 G 給所有 Client,而 H 則改用 bT 代替。
回傳的時候 Server 要證明自己仍然使用同一個 s 發出 token,所以附上了一個 DLEQ 的證明 r = v - cs,Client 只要算出以下算式相等就可證明 Server 仍然用同一個 s (記住了 H 已經改用 bT 代替,此時 client 也有 sbT 也就是 sH):
vH = rH + c(sH) // H 換成 bTvbT = rbT + c(sbT) // 把 r 展開成 v - csvbT = (v - cs)bT + c(sbT) // (v - cs)bT 展開成 vbT - csbTvbT = vbT - c(sbT) + c(sbT) // 正負 c(sbT) 消掉vbT = vbT
這樣就可以證明 Server 依然用同一個 s。
Issue
T = Hash(t) bT -> <- sbT, DLEQ(bT:sbT == G:sG)
Redeem
t, M, HMAC(sT, M) ->
問題:only one redemption per issuance
到這邊基本上 Privacy Pass 的原理已經解釋得差不多了,不過這邊有個問題是一次只發一個 token 太少,應該要一次可以發多個 token。這邊我要跳過源文中提到的 Scenario 6 解釋最後的結果。
Scenario 7
由於一次僅產生一個 redeem token 太沒效率了,如果同時發很多次,每次都產生一個 proof 也不是非常有效率,而 DLEQ 有一個延伸的用法 “batch” 可以一次產生多個 token, 並且只有使用一個 Proof 就可以驗證所有 token 是否合法,這樣就可以大大的降低頻寬需求。
不過這邊我們就不贅述 Batch DLEQ 的原理了,文末我會提及一些比較有用的連結跟確切的源碼片段讓有興趣的人可以更快速的追蹤到源碼片段。
Issue
T1 = Hash(t1) T2 = Hash(t2)T3 = Hash(t3)b1T1 ->b2T2 ->b3T3 -> c1,c2,c3 = H(G,sG,b1T1,b2T2,b3T3,s(b1T1),s(b2T2),s(b3T3)) <- sb1T1 <- sb2T2 <- sb3T3 <- DLEQ(c1b1T1+c2b2T2+c3b3T3:s(c1b1T1+c2b2T2+c3b3T3) == G: sG)
Redeem
t1, M, HMAC(sT1, M) ->
結論
Privacy Token / Trust Token API 透過零知識證明的方式來建立了一個不需要透漏太多隱私也可以達成跟 cookie 相同效果的驗證方式,期待可以改變目前許多廣告巨頭透過 cookie 過分的追蹤使用者隱私的作法。
不過我在 Trust Token API Explainer 裡面看到這個協議裡面的延伸作法還可以夾帶 Metadata 進去,而協議制定的過程中其實廣告龍頭 Google 也參與其中,希望這份協議還是可以保持中立,盡可能地讓最後版本可以有效的在保護隱私的情況下完成 Cross-domain authorization 的功能。
參考資料
IETF Privacy Pass docs
Privacy Pass: The Protocol
Privacy Pass: Architectural Framework
Privacy Pass: HTTP API
Cloudflare
Supporting the latest version of the Privacy Pass Protocol (cloudflare.com)
Chinese: Cloudflare支持最新的Privacy Pass扩展_推动协议标准化
Other
Privacy Pass official website
Getting started with Trust Tokens (web.dev)
WICG Trust Token API Explainer
Non-interactive zero-knowledge (NIZK) proofs for the equality (EQ) of discrete logarithms (DL) (asecuritysite.com) 這個網站非常實用,列了很多零知識證明的源碼參考,但可惜的是 DLEQ 這個演算法講解有錯,讓我在理解演算法的時候撞牆很久。所以使用的時候請多加小心,源碼應該是可以參考的,解釋的話需要斟酌一下。
關鍵源碼
這邊我貼幾段覺得很有用的源碼。
privacy pass 提供的伺服器端產生 Proof 的源碼
privacy pass 提供的瀏覽器端產生 BlindPoint 的源碼
github dedis/kyber 產生 Proof 的源碼
[ZKP 讀書會] Trust Token Browser API was originally published in Taipei Ethereum Meetup on Medium, where people are continuing the conversation by highlighting and responding to this story.
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秘密 祕密 哪個 對 在 親子天下 Youtube 的最佳解答
到底是哪個厲害的角色,讓作者林世仁老師動彈不得了呢?
究竟部首與部件有哪些神奇的地方?
神奇的「倉頡筆」又有什麼功能呢?
快跟著林世仁老師,以及馴字師、和苞苞俠,一起解開《字的傳奇》的創作秘密吧!
繼萬眾矚目、暢銷五十萬冊「字的童話」系列
金鼎獎作者林世仁再次出擊,
創作「字的傳奇」漢字奇幻故事系列
《字的傳奇》系列作品
閱讀「字的童話」,奠定孩子漢字語感的基礎;
進階閱讀「字的傳奇」,讓孩子認識漢字結構;陶冶文字學性情。
趣味的情節+獨特的角色+俏皮的對話,
完整呈現蘊藏童心的現代版「說文解字」
「字的傳奇」雙主角每集登場:
字靈界的帥氣馴字師和可愛的文字精靈苞苞俠,
上山下海、乘雲騎風、一搭一唱穿越時空馴服字妖。
每一集書末搭配「馴字師破案筆記」和「苞苞俠不懂筆記」,
在冒險故事中,也能一解漢字部件、部首結構的祕密。
【系列作品特色】
1.融合字的結構與部件奧秘,讀故事也能學漢字:延伸故事情節,以苞苞俠《不懂筆記》補充說明當集故事情節中出現的漢字結構,引導讀者進入漢字的象形字、形聲字和會意字;更以馴字師的《破案筆記》呈現歷史上漢字發展脈絡或相關人物介紹,為讀者揭開漢字的神祕世界。
2.跨時空故事背景和冒險刺激的情節:透過主角馴字師以字靈界的神人和倉頡的好幫手,自由穿梭過去、未來與現在,在人和字的世界馴字妖除字魔。過程中和好夥伴苞苞俠有許多冒險的事件,以及驚奇的遭遇。
3.獨特角色以詩歌童謠展現逗趣對話:主角馴字師和苞苞俠分別以口訣、詩歌、繞口令等中文特有的語言形式呈現俏皮的對話,使讀者在閱讀時也能身歷其境感受漢字從古至今的節奏和押韻趣味。
4.搭配插畫和漫畫,培養圖像閱讀力:以符合現代閱讀趨勢的圖像讀本做基礎,文字搭配多元形式的圖像,包括跨頁背景圖、小插圖和漫畫式的連續小圖,同步培養文字和圖像的閱讀力。
《字的傳奇 1: 馴字師捉妖去》
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秘密 祕密 哪個 對 在 Horseman & Storyteller Youtube 的最佳貼文
奧運會史上最黑暗的一天
發生在1972年的慕尼黑慘案
當年恐怖份子綁架以色列選手
並把這些運動員選手作為人質
儘管西德多方警力的攻堅與搶救
不幸的是最後人質依然全數犧牲
這也成為了以色列復仇的導火線
「行動代號: 天誅行動」
這同時也被改編成電影《慕尼黑》
各位觀眾你們看完以後有甚麼想法?
整場營救計畫是哪個環節出了問題?
趕快在下方留言跟我們一起聊聊討論
#東奧 / #慕尼黑 / #天誅行動
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美國恐怖都市傳說鬼影瘦長人 / 兩個小女孩為了獻祭不惜犯案
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倫敦第一網紅的騙徒餐廳 / 美味雞胸肉真相是後腳跟
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Ptt讓你以為出國工作Hen爽? / 告訴你出國打工不比在台灣輕鬆
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神到底是不是起源於宇宙中? / 人類科技文明無法達到的高度
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新型喪屍病毒如果從中國傳出去 / 人類有辦法在殭屍末日下撐多久?
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新型冠狀病毒疫情下當兵到底多辛苦? / 1年義務役看完絕對吐血
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美國政府CIA認證的UMA / 一度震驚世界的外星怪物
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惡夢的天蛾人UMA未確認生物 / 震驚全美的鄉野都市傳說
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時空旅行的謎團終於被解開 / 來自2043年未來人的警告
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中國武漢肺炎是新一代黑死病? / 滅絕人類的傳染病
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不死鳥馬爾科的原型生物 / 神魔都會懼怕的不死鳥火鳳凰
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傳說對決古代中國四大邪獸 / 山海經中的上古怪獸
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路西法為何成為墮落天使? / 關於天使你不知道的10大真相
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人類起源的真相? / 女人的始祖竟然不是夏娃
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秘密 祕密 哪個 對 在 潘瑋柏官方頻道Will Pan Youtube 的精選貼文
曲:潘瑋柏 詞:潘瑋柏
我是我 他是我 你是我 那我是誰 我是他 我是你 我是我 那我是誰
我是我 他是我 你是我 那我是誰 我是他 我是你 我是我 那你是誰
體內的細胞正在蠢蠢欲動
不知名的面貌在異度空間領域瞬間轉動
異樣的眼光全都注視著我
不知情的請你小心因為我可能無法承受 太多 太多
比利: 這是我的身體但我發現我卻不是唯一
各個個體都在分離幾時幾何幾個聚集在我心底
說什麼是黃金比例
他們分明喜歡角力
如何能同體共存成為唯一的習題
維祺/
瑞奇:我有個秘密祕密
藏在我的心裡心裡
本尊他毫無詳情不知誰現身的時機
托比:請你不要告密
我隨時會爆發
你看的是我但你看到並不是我 你面對就是我但我早已經就不是我
Go Crazy
誰X 3
我到底是誰
比利:時間幾點幾分當時我到底哪個你 又躲在哪裡
湯米:請你不要在逼我 請相信我聽不懂
馬里:我也都看不清 離開了光明
蘇奇:顛覆了黑夜白天 你的尊重決定我的在場證明
so 慢慢 抽離開and GO
或快快 喚醒後自由
誰存活 誰逃脫 我該只屬於一個我
別太多BODY BODY
不要在MOVE MOVE
哭笑 酷肖 苦笑的不得 shout shout shout shout
KKBOX
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myMusic(EZpeer)
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Omusic
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MyMusic(EZPEER)獨家上架潘瑋柏的Baby tongight和不想醒來
Mobile:
Baby tonight
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不想醒來
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