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No.143 レアリティ:☆ ライフ:4 必要アビリティ:パワー1 攻撃力/防御力:-/20 アビリティ:パワー1 テキスト 場に出たとき、 カードを1枚引く。 (距離制限なし) 収録セット 第2弾 神の威光編(エリナ・カトレア・ナナエル・イルマ・メナス・メルファ) イラストレーター 金子ひらく マスターキャラとなっている場合、必ず3枚投入することになる基本カード。入れない理由はどこにも存在しない。
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No.141 レアリティ:☆ ライフ:3 必要アビリティ:パワー1 攻撃力/防御力:-/10 アビリティ:パワー3 テキスト (テキストなし) (距離制限なし) 収録セット 第2弾 神の威光編(エリナ・カトレア・ナナエル・イルマ・メナス・メルファ) イラストレーター 金子ひらく 必要アビリティの点を除くと、ほぼ全般的に「カトレア ボディを負傷」の方が優秀であるため、ライフカードとして使うか、アビリティが極端に少ない場合にのみ投入されることになるだろう。
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2022/09/06 に公開 (ニコニコ動画) https //www.nicovideo.jp/watch/sm41041767 カツドンが描いているイラストのメドレー。 模写も中にはあるようだが、基本はオリジナルで、格言と共に描かれている。 休止期間中、5chにカツドン本人が降臨した際も自身のイラストを公開していた。
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ここに置かれているポケモンのイラストは空白のポケモン図鑑のところに入れる予定です。名前等を考えていただければ幸いです
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デザインの類似 ★現在このキャラクターは未検証です。 キャラクター詳細 +長文にご注意下さい。 目次 デザインの類似 目次 プロフィール 史実での活躍 スペックデータ 艦船の歴史 トレパク検証 デザイン検証 動画まとめ プロフィール キャラクター名 ウェストバージニア 所属 ロイヤル(イギリス) ヴィシア聖座 アイリス(フランス) 鉄血(ドイツ) ユニオン(アメリカ) 絵師/イラストレーター 未編集 声優/ボイス 未編集 アニメ/フィギュア 人気や発売は未確認
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AA関係の【イラスト】 1~10 11~20 21~30 31~40?
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ストレージ証明の機能ストレージ証明 (Kg, St, V, P): 完全性(completeness) ストレージ証明の安全性セットアップゲーム 定義 (ε-健全) ストレージ証明の構成私的検証可能ストレージ証明 Priv = (Kg, St, V, P)部品 パラメータ Kg() St(sk, M) (V(pk, t, sk), P(pk, t, M*)) スキームの観察構成について 安全性について 定理 (私的検証可能ストレージ証明 Priv)証明について 公的検証可能ストレージ証明 Pub = (Kg, St, V, P)部品 パラメータ Kg() St(sk, M) (V(pk=(v,spk), t, sk), P(pk, t, M*)) スキームの観察構成について 安全性について 定理 (公的検証可能ストレージ証明 Pub)証明について 文献 ストレージ証明の機能 ストレージ証明とは、証明者(サーバ)P が、検証者(クライアント)V から預ったデータ M を(捨てたり壊したりしないで)完全に保持していることを証明するプロトコル。 ストレージ証明においては、データMは非常に大きなサイズとなることを想定している。証明サイズを、データMのサイズに比べ、なるべく小さくすることがポイント。 (ストレージ証明は、その証明サイズがデータサイズと同程度でよいのなら、通常のデジタル署名やMACで容易に実現される。) ストレージ証明 (Kg, St, V, P): (pk, sk) ← Kg() (t, M*) ← St(sk, M) ※ a file-storing algorithm 0/1 ← (V(pk, t, sk), P(pk, t, M*)) 完全性(completeness) ∀(pk, sk) ← Kg(), ∀M ∈ {0,1}*, ∀(t, M*) ← St(sk, M) (V(pk, t, sk), P(pk, t, M*)) = 1. ストレージ証明の安全性 セットアップゲーム (pk, sk) ← Kg() 公開鍵pkを入力として攻撃者Aを起動: AがファイルMのストアを要求したら、 (t, M*) ← St(sk, M) を計算し、(t, M*)をAに返す。 Aが、あるファイルMをストアさせる際に得たタグtについて、そのストレージ証明の実行を要求したら、 V(pk, t, sk)にしたがって相手をする。 Aは(t,P )を出力して停止する。 ただし、 t AがあるファイルMをストアさせる際に得たタグ P 証明者アルゴリズム。 P がε-許容可能 であるとは、 Pr[ (V(pk,t,sk), P ) = 1 ] ≧ ε. 定義 (ε-健全) ストレージ証明 (Kg, St, V, P)がε-健全であるとは、 あるエクストラクタ Extr が存在し、 任意の攻撃者Aについて、 Aがセットアップゲームの結果、あるファイルMについて、ε-許容可能である証明者P を出力したならば、 ネグリジブルな確率の例外を除いて、ExtrがP を利用してMを復元できること、すなわち M = Extr(pk, sk, t, P ) であることを云う。 ストレージ証明の構成 私的検証可能ストレージ証明 Priv = (Kg, St, V, P) 部品 ρ-erasure code(割合ρ以上の符号語から全体ファイルをデコード可能な線形符号)C 対象鍵暗号 Enckenc メッセージ認証子 MACkmac 擬似ランダム関数 f {0,1}* x Kprf → Zp パラメータ B ⊆ Zp チャレンジ集合 l ランダムインデックス集合の大きさ Kg() kenc ← Kenc kmac ← Kmac return sk = (kenc, kmac). St(sk, M) { mi }1≦i≦n = M ← C(M) ※ 以下、各符号語miは必要な場合はZpの要素と考える。 kprf ← Kprf, α ← Zp t0 = n || Enckenc(kprf || α), t = t0 || MACkmac(t0). i ∈ [1..n] σi ← fkprf(i) + α mi ※ σiはmiのMAC M* = M ∪ { σi }1≦i≦n return (t, M*). (V(pk, t, sk), P(pk, t, M*)) [V → P] (kenc, kmac) = sk, t0 || mac = t kmac を用いて、macの正しさを確認 kenc を用いて、t0から、kprf とαを復号。 l個のランダムインデックス I(⊆ [1..n])を選択、i ∈ I vi ← B Send Q = {(i, vi)}i ∈ I. [P → V] { mi } ∪ { σi } = M* μ ← Σ(i, vi)∈Qvi mi σ ← Σ(i, vi)∈Qviσi Send (σ, μ). [V] return σ =? Σ(i, vi)∈Qvifkprf(i) + αμ. スキームの観察 構成について 証明者Pはファイルの各ブロックmiのMACであるσiを保持。 検証者Vは、ランダムに選択したl個のブロックのランダムな線形結合μ=Σ(i, vi)∈Qvi miのMACを要求する。 証明者PはチャレンジμのMACとして、各ブロックのMACの線形結合であるσ=Σ(i, vi)∈Qviσiを答える。 利用しているMACスキームの準同型性のおかげで、MACの線形結合σが意味を持つ。 安全性について 与えられたチャレンジQ = {(i, vi)}i ∈ Iについて、 検証式の係数であるfkprf(i)やαは検証者にしか見えない乱数だから、 σ = ? Σ(i, vi)∈Qvifkprf(i) + αμ を満たす (σ, μ) を答えるためには、証明者は、インデックス集合Iに属するiについて、{mi}も{σi}も捨てられない。 ところが、Q = {(i, vi)}i ∈ I においてインデックス集合Iはランダムに選ばれるから、証明者は結局どの{mi}も{σi}も捨てられない。 定理 (私的検証可能ストレージ証明 Priv) もしも MAC が偽造不可能で、 ENC が意味論的安全で、 f が擬似ランダム関数である ならば、 ω = 1/#B + (ρn)l/(n-l+1)l とするとき、 ε ≧ ω かつ ε-ωが非無視可能であるようなεについて、 私的検証ストレージ証明 Priv はε-健全と言える。 証明について 上に見たように、検証者Vを説得するには、正しい{mi}について μ ← Σ(i, vi)∈Qvi mi と計算するしかない。 ランダムに選ばれたQについて、O( n/(ε-ω) )回、P にそのようなμを答えさせれば、線形代数(行縮約)を用いて、{mi}の割合ρを復元できる。 公的検証可能ストレージ証明 Pub = (Kg, St, V, P) 部品 ρ-erasure code(割合ρ以上の符号語から全体ファイルをデコード可能な線形符号)C 双線形写像 e G x G → GT, G = g 位数p ハッシュ関数 H {0,1}* → G 署名スキーム (Skg, SSig, Svfy) パラメータ B ⊆ Zp チャレンジ集合 l ランダムインデックス集合の大きさ Kg() (spk, ssk) ← SKg α ← Zp, v = gα return sk = (α, ssk), pk = (v, spk). St(sk, M) { mi }1≦i≦n = M ← C(M) ※ 以下、各符号語miは必要な場合はZpの要素と考える。 (α, ssk) = sk name ← Zp, u ← G t0 = name||n||u, t = t0||SSigssk(t0) i ∈ [1..n] σi ← ( H(name||i) umi )α ※ σiはmiの署名 M* = M ∪ { σi }1≦i≦n return (t, M*). (V(pk=(v,spk), t, sk), P(pk, t, M*)) [V → P] spk を用いてタグtの正しさを確認して後、 name||n||u = t. l個のランダムインデックス I(⊆ [1..n])を選択、i ∈ I vi ← B Send Q = {(i, vi)}i ∈ I. [P → V] { mi } ∪ { σi } = M* μ ← Σ(i, vi)∈Qvi mi σ ← Π(i, vi)∈Qσivi Send (σ, μ). [V] return e(σ,g) =? e(Π(i, vi)∈QH(name||i)vi uμ, v). スキームの観察 構成について 証明者Pはファイルの各ブロックmiの署名であるσiを保持 検証者Vは、ランダムに選択したl個のブロックのランダムな線形結合μ=Σ(i, vi)∈Qvi miの署名を要求する。 証明者Pはチャレンジμの署名として、各ブロックの署名の(乗法的)線形結合であるσ=Π(i, vi)∈Qσiviを答える。 利用している署名スキームの準同型性のおかげで、署名の線形結合σが意味を持つ。 安全性について 与えられたチャレンジQ = {(i, vi)}i ∈ Iについて、証明者*は、あるμについて、 σ = ( Π(i, vi)∈Q H(name||i)vi uμ )α を答えなければならない。(双線形写像の非退化性) 公開情報g, v=gαから、このようなσ=wαを作り出すのは、ハッシュ関数H(・)の操作不可能なランダム性を仮定すると困難。ここで、 w = Π(i, vi)∈Q H(name||i)vi uμ の g に関する離散対数がわからないことが効く。 定理 (公的検証可能ストレージ証明 Pub) もしも 署名スキームが存在的偽造不可能で、 群Gについて計算的ディフィー・ヘルマン仮定が成り立つ ならば、 ω = 1/#B + (ρn)l/(n-l+1)l とするとき、 ε ≧ ω かつ ε-ωが非無視可能であるようなεについて、 ハッシュ関数Hに関するランダムオラクルモデルのもとで、公的検証ストレージ証明 Pub はε-健全と言える。 証明について 上に見たように、検証者Vを説得するには、正しい{mi}について μ ← Σ(i, vi)∈Qvi mi と計算するしかない。 ランダムに選ばれたQについて、O( n/(ε-ω) )回、P にそのようなμを答えさせれば、線形代数(行縮約)を用いて、{mi}の割合ρを復元できる。 文献 [SW 08] [AKK 09] [JK07] [BJO 09] 上へ
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御込 捜一郎 イラスト 外部リンク
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支援画像のまとめ 絵師など、追加したいなら追加しておkです。 全体 飛行機 ポーターさん 黄名子 白竜(ヌルヌル) アスカ 晩餐 以下特殊 特殊すぎる
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電報イラストページ。