演讲稿带有故事

2024-07-13

演讲稿带有故事（7篇）

1.演讲稿带有故事篇一

授权公告日:2016.05.04

申请号:201520260763X

专利权人:福州新欣源电子科技有限公司

发明人:郑春玉

地址:350003福建省福州市福清市江阴工业集中区顺宝路 (福建华光仪表有限公司内)

Int.Cl.:G01F15/00 (2006.01) I

2.带有马的寓言故事篇二

齐威王也很喜欢赛马，并且经常和他手下一员叫田忌的大将一起比赛。按照齐国赛马委员会的规定，双方要把各自的马分成上、中、下三等。比赛的时候，要求上马对上马，中马对中马，下马对下马。毕竟齐威王的马都是御马啊，田忌是屡战屡败，又屡败屡战，齐威王就是喜欢和这样的人比赛，所以三天两头地要求赛一场。这天，他又下令明天要和田忌比赛，奖品依旧是扎着马尾辫的妃子一名。

田忌：唉，以往的比赛我都是以微弱的劣势败北，人家齐威王都快成娘子军军长了，我却一次奖品都没得到，看来得炒掉现在的教练，换一个神奇教练才行。

孙膑：这位老兄，我看你的马并不比威王的马差多少啊，不如让我来执教吧，我肯定能让你取胜的。

田忌：啊?你?残疾人士?你自己都走不快，还想训练我的马?

孙膑：其实我是一个教练，腿瘸怎么了?我跑不快并不代表在我英明领导下的马也跑不快啊，厨子不会下蛋，却可以做出美味的荷包蛋。

田忌：哦，你说的好像有些道理啊，看来不是普通的残疾人，请问你是?

孙膑：呵呵，我就是美貌与智慧的化身，英俊和聪慧的代名词，帅气及天才汇聚于一身的神奇赛马教练孙膑。

田忌：呀，你就是那位不爱见人，人见人爱，爱不释手，首屈一指的孙膑?

孙膑：正是在下，我可是有绝对的把握让你战胜齐威王啊。

田忌：莫非你要给我的马注射兴奋剂?这样不好吧，违背了体育道德不说，万一尿检结果呈阳性的话，那我可是欺君之罪啊!会永久取消比赛资格的。

孙膑：我怎么会用那种卑鄙的手段呢，我的方法绝对绿色、环保、无公害，并能保证让你那些马的尿液通过IS09001质量体系认证。还是水果口味呢。

田忌：哦，这么说都可以喝了?

孙膑：当然了，不过喝前得摇一摇。

田忌：啊?你到底是教练还是做果汁的?

孙膑：我当然是教练啊!我所要表达的意思是我可以使用完全道德的方法让你的马取胜。

田忌：别说那么多废话，到底是什么办法呢?不会要等广告以后再见分晓吧。

孙膑：当然不用，我的办法就是换马战术!厉害吧。

田忌：换马战术?你的意思是让我把自己的马和齐威王的马调换?虽然这样我们一定会赢的，但是估计齐威王不会同意和我换的。

孙膑：估计?这还有什么好估计的?他肯定不会和你换的。

田忌：就是嘛，你也知道他不会换为什么还说?

孙膑：难道非要我把话说明白了?我本想留点悬念的，现在看来还是用通俗易懂的普通话给你解释一下我的独门绝技——换马战术吧。所谓换马战术就是用你的下等马对齐威王的上等马;用你的上等马对他的中等马;用你的中等马对他的下等马。怎样?高吧。

田忌：等等，让我慢慢想一想，你说得那么快，我的大脑还没处理过来呢。

孙膑：天啊，你完全属于内存不足啊!处理速度这么慢。

田忌：哦，我好像明白了你的意思啊，不过我们这样做是不是违规了?

孙膑：当然没有啊，你们只说把马分成三等，却没有说是按照速度分还是按照相貌分。

田忌：对啊，真没发现，你这个残疾人还真有两把刷子。

孙膑：其实我是一个教练。

第二天，可谓是蜜蜂飞到日历上，天气真是风和日丽，比赛就在这样一个好天气里举行了。

解说员：观众朋友们，观众朋友们，晚上好，哦，现在是白天哦，也许有的朋友是刚刚打开电梯，不过时间还不晚，齐威王马队和田忌马队的比赛就要开始了。两队过去交锋过七次，不过最终的结果都是以齐威王取胜而宣告结束，不知道今天田忌马队是否可以改写逢齐不胜的历史呢?我们拭目以待。双方马匹开始入场了，首先走到比赛场地的是田忌的一号马，它穿着黑色的队服。哎?奇怪，今天田忌的一号马怎么用两条腿走路?哦，对不起，首先走到比赛场地的是裁判。

田忌：这个解说员什么眼神啊，思维也差，看着我的一号马，想的是齐威王的一号马，嘴里说的却是我的二号马，其实是指齐威王的二号马，而观众却以为是指我的三号马。

解说员：第一轮的比赛开始了，呀，齐威王的一号马可谓是一马当先，嘿，一马当先这个词用得真是好!而田忌的马却像是在散步一样，只一支烟的工夫就被齐威王的马落下了数百米，由此可见，田忌的一号马完全占据劣势!

田忌：孙膑啊，你看，用了你的换马战术后我的马好像根本就不是人家的对手嘛。

孙膑：我知道，第一局我根本就没想赢。

田忌：啊?你这是什么意思?!莫非你收了齐威王的红包?

孙膑：我这么英俊的人怎么可能做那样的事情啊!你老老实实地看比赛吧，今天的总成绩要是输给他的话，我给你当马!

解说员：只见齐威王的马以迅雷不及掩耳盗铃之势冲到了终点，第一轮结束，齐威王暂时领先。接下来是二号马的对决，双方的马正在热身，哦，对不起，它们已经开始比赛了，快看啊，田忌的二号马一路领先，而齐威王的马在后面屁滚尿流地追赶，真是赛马场上本没有路，马儿为自己趟出了一条路。田忌的二号马果然厉害，听说是从西班牙斗牛场引进的新品种，快看，它冲刺，冲了，冲了，哦，离终点还有两圈，不过这匹马的速度跟冲刺一样。

田忌：哈哈，看来我的二号马要赢了!

解说员：不可思议啊，田忌的二号马竟然赢了，好，目前的比分是一比一平，接下来是决定亚军的第三轮比赛，当然，冠军也将在此轮中产生，到底谁能夺得最后的胜利呢?我们拭目以待。

齐威王：没想到田忌竟然撞大运了。

解说员：第三轮比赛如火如茶地开始了，哦，对不起，应该是如火如荼。中国汉字博大精深，有许多字看起来很像，比如茶和荼就很像，希望小朋友不要念白字，茶和荼根本不是一回事，就像马和驴不是一种动物一样。好了，比赛开始了!快看，田忌的三号马跑了!它跑了，而且是用四条腿跑的，四条腿跑起来果然快!哎?齐威王的马竟然也是用四条腿跑!这真是忽如一夜春风来，现在流行四腿跑。

田忌：我的马啊!你快点跑啊!

孙膑：拜托了，你安静些好不好，你迫切想赢的心情我可以理解，不过你用不着也跟着跑啊，这完全起不了多少作用的，反而会误踢到我的。

解说员：田忌的三号马速度相当快，但是不知道什么原因却落后齐威王的马一个身位的距离。

田忌：你眼睛是用来擤鼻涕的啊!我的马领先一圈了!

解说员：原来这样啊，田忌的马目前领先了一圈，看来齐威王的马要想追上去是很困难的了。剩下的是垃圾时间，请要倒垃圾的观众走旁门。

田忌：我感觉胜利在向我挥手，挥手，挥手，再挥手。

孙膑：挥手?说再见的时候也是挥手的，你应该说胜利向你招手比较好。

田忌：不管怎样，你看，我的马已经到了终点了!耶!我赢了!

解说员：田忌的三号马已经到达了终点!这样一来，他就以二比一的成绩取得了这次比赛的冠军!

就这样，孙膑在没有更换一匹马的情况下，依靠换马战术打破了逢齐威王不胜的神话。由于田忌的三匹马都是黑颜色的，所以，后人称之为黑马。

3.英语故事演讲稿-英语故事演讲稿篇三

Two dogs

A man has two dogs: a hound and a housedog.He trains the hound to help him hurt and teaches the housedog to watch the house.When he returns home after a day’s hunt, he always gives the house-dog some meat.The hound feels very angry.He says unhappily to the housedog, “Where I work very hard outside, you share my food.” “Don’t blame me, my friend.You should blame the master.He doesn’t teach me to hurt, but to share other’s food,” the housedog answers.Don’t blame children for the mistakes of

their parent

两只狗

有一个人养了两条狗：一条是猎犬，一条是看家狗。英语故事演讲稿他训练猎狗帮他打猎，教看家狗守家。当猎人打了一天猎回家后，总要分给看家狗一些肉，猎狗对此很生气。它不高兴地对看家狗说道：“我在外边追捕猎物十分辛苦，而你在家什么都不做，但你却分享我的食物。”看家狗回答道：“不要责怪我，我的朋友。你应该去责备主人。他不教我打猎，却只教我分享别人的食物。” 不要因为父母的错误而去责备孩子。

Three Good Friends

One day, a monkey rides his bike near the river.This time he sees a lion under a tree.The lion runs at him.He is afraid and falls into the river.He can’t swim.He shouts.The rabbit hears him.He jumps into the river.The rabbit swims to the monkey, but he can’t help him.Luckily, an elephant comes along.He is very strong.He helps the rabbit and monkey.Three friends are very happy.()They go to the elephant’s home.Then, three of them become good friends.三个好朋友

一天，一只猴子在河边骑车。这时他看见树下有一只狮子，狮子向他跑来。他非常的害怕，掉进河里。他不会游泳，大叫起来。兔子听见了，跳进水里，但他却没有办法救猴子。幸运的是，一只大象过来了。大象非常强壮，救出了兔子和猴子。他们来到大象的家，在那里吃了一顿大餐。从此他们成了好朋友。

Look for a Friend

Sam is a little fish.He lives in the sea.He is very lonely.He wants to have a friend.The friend looks like him.Sam sees an ink fish.The ink fish has eight legs.He doesn’t look like Sam.So Sam goes away.Sam meets a shark.He wants to say hello to the shark.The shark opens his big

mouth.Sam runs away quickly.Sam is tired and hungry.He wants to have a rest.Then he sees a round fish.She says to him.“Hello!Would you like to be my friend?” Sam answers: “Of course!But you are round.I am flat.” The round fish days: “But we are both fishes.”

Sam thinks and says, “You are right.Let’s be friends.” They become good friends.找朋友

塞姆是一条小鱼，他在海里。他生在海里。他很孤独，想要找一个朋友，那个朋友看起来要想他。塞姆看见一条墨鱼。墨鱼有8条腿，看上去不像塞姆。因此塞姆游走了。塞姆遇见一条鲨鱼。他想跟鲨鱼问好。鲨鱼张开大嘴，塞姆有迅速地逃走了。英语故事演讲稿

塞姆又累又饿，他要休息一会儿。这时他看见一条圆鱼，圆鱼对他说：“你好！你愿意做我的朋友吗？”

塞姆回答：“好哇！可你是圆形的，我是扁的。”圆鱼说：“但是我们俩都是鱼啊！”

4.带有刹车功能的电动车转把篇四

控制电动车的转把,当你开到最大码数时,转动的转把还有一定空间,我们可以利用它,将它做成刹车。当你把转把转到最大就有了刹车功能,既方便又安全,何乐而不为呢?

在行驶过程中时常会遇到意外,需要急刹车,而在快速行驶中突然一个急刹车,由于惯性的作用,车不会立即停止,因此很容易发生事故,这样反而会更危险。所以,我们可以在转把开到最大时,再加一个减速装置。当我们将车速开到最大,转把再向下转时是逐渐减速,转到最后刹车。

5.带有商位和节数的素数表篇五

带有商位和节数的素数表是根据王元和发现的《余商法》原理制作而成, 原理公式是:Sn=kw.

式中Sn是某数的商位和, k是该数的节数, w是1节里的商位个数.

$w = [\frac{r}{a_{n}}]_{w}$ , 除至循环, 取个数 (an是某数, r是某数可能有的余数) .

1.如果商位每节里的个数相等, 则该数是素数或者是特殊数.

如素数3, 3做除数, 3的可能有的余数1, 2分别做被除数, 除至循环, 需要2次才可以把3可能有的余数1, 2全部包括在内, 不重复, 不余漏.每节里的商位位数是1.特殊数的节数大于等于8节, 节数是2节的数没有特殊数, 所以3是1位2节循环素数.

如素数7, 7做除数, 7的可能有的余数1做被除数, 除至循环, 需要1次就可以把7可能有的余数1, 2, 3, 4, 5, 6全部包括在内, 不重复, 不余漏.每节里的商位位数是6.特殊数的节数大于等于8节, 节数是1节的数没有特殊数, 所以7是6位1节循环素数.

如素数13, 13做除数, 13的可能有的余数1, 2分别做被除数, 除至循环, 需要2次才可以把13可能有的余数1, 2, 3, 4, 5, 6, 7, 8, 9, 10, 12全部包括在内, 不重复, 不余漏.每节里的商位位数是6.特殊数的节数大于等于8节, 节数是2节的数没有特殊数, 所以13是6位2节循环素数.

如特殊数91, 91做除数, 91的可能有的余数1, 2, 3, …分别做被除数, 除至循环, 需要15次才可以把91可能有的余数1, 2, 3, …全部包括在内, 不重复, 不余漏.每节里的商位位数是6, 则91的商位是6, 91的节数是15.如果91是特殊数, 那么91是两个素数的乘积.再设其中一个素数的节数为1, 分别代入判定式 $k_{x} = \frac{k_{t} - k_{y}}{w k_{y} + 1}$ , 得 $k_{x} = \frac{15 - 1}{6 \times 1 + 1} = 2$ .另一个素数的节数是2节, 符合特殊数的条件 (如果判定式有正整数则该数是特殊数, 如果判定式没有正整数则该数是素数) , 所以91是6位15节特殊数.

2.如果商位每节里的个数不相等, 则该数是奇合数.

如奇合数49节数是1.142…;奇合数77节数是12.66…;奇合数119节数是2.458….

3.如果商位的中间数是0.5, 则该数是偶数.

如偶数2, 2的可能有的余数只有1, 1也是2的余数中间数, $\frac{1}{2} = 0.5$ , 所以2是偶数.如偶数4, 4的可能有的余数只有1, 2, 3, 4的余数中间数是 $2 ‚ \frac{2}{4} = 0.5$ , 所以4是偶数.如偶数6, 6的可能有的余数只有1, 2, 3, 4, 5, 6的余数中间数是 $3 ‚ \frac{3}{6} = 0.5$ , 所以6是偶数.

4.带有商位和节数的素数表现有数字7千万以内, 我的电脑可以计算到2亿2千万, 原理可到趋近于∞.

5.带有商位和节数的素数表包括:

7千万以内综合表有数字18666669条.

7千万以内素数表有数字4118066条.

7千万以内相同商位的素数表有数字18666666.

7千万以内素数节数表有数字4118066条.

7千万以内特殊数表有数字1612.

没有2, 3, 5的倍数 (2, 3, 5除外) 的尾数定理:循环周期为1, 3, 7, 9, 3, 9, 1, 7.个数为 $\frac{8}{30} .$

数100以内有奇合数4个.

表中的“不是”是指不是素数.是合数 (除特殊数外) 没有固定的节数.凡是节数不是整数的都是奇合数, 不是素数.

100以内的相同商位的素数只有2对:①7与13, 它们一节里的商位个数是6个, 它们的乘积91的商位个数也是6个, 所以91是13与7形成的特殊数.②53与79, 它们一节里的商位个数是13个, 它们的乘积4187的商位个数也是13个, 所以4187是53与79形成的特殊数.

100以内有2个特殊数:3, 一节里的商位是1, 3和3的乘积9 (3×3=9) , 9是特殊数, 一节里的商位位数也是1.特殊数:两个或两个以上 (最多7个) 相同商位的素数的乘积叫特殊数. (素数的平方只有9是特殊数, 其他素数的平方是合数.)

7一节里的商位是6, 13一节的商位也是6, 7和13的乘积91 (7×13=91) , 91是特殊数, 一节的商位也是6.特殊数:两个或两个以上 (最多7个) 相同商位的素数的乘积叫特殊数, 特殊数具有素数的一切特性, 但不是素数是合数, 所以叫特殊数.

100以内有1节素数10个、2节素数8个、3节素数没有、4节素数2个、5节素数1个、6节素数1个、8节素数1个、9节素数1个、12节素数1个.

参考文献

[1]王元和.余商法.中国科教创新导刊, 2009 (32) :90.

[2]王元和.用《余商法》的公式证明哥德巴赫猜想.2011 (5) :88.

6.演讲稿带有故事篇六

2009年3月5日收到在我国的政务实践中往往会涉及到这样一类问题, 提议人向某行政主管部门提出某项提案, 部门中各成员独立地加以考虑, 给出同意与否的意见。若有超过规定数量 (一般是半数以上) 的部门成员同意, 则提案可以通过, 否则提案将被否决。此外, 部门的一个或多个主要领导拥有对提案的一票否决权, 也就是即使部门中有超过规定人数的人员同意提案, 只要主要领导中有一人否决, 则提案依然不能通过。部门的主要领导就是VIP成员。

1 方案描述[1]

现提出的方案是对部门普通成员采用基于中国剩余定理的门限签名方案, 若没有达到规定人数的普通成员同意, 则提案被否决;否则生成普通成员的组签名。该组签名与VIP成员的签名采用多重签名方案, 若全部VIP成员同意则提案通过, 否则提案被否决。

1.1 系统初始化[2,3,4,5,6]

设系统有可信任的秘密分发中心SDC, 可信任的组签名合成者UC, 多重签名合成者VC, n是普通成员人数, t是提案可通过的普通成员的规定人数, (w-1) 是VIP成员人数。Ui (1≤i≤n) 是普通成员身份标识, Vi (2≤i≤w) 是VIP成员身份标识。其初始化过程如下:

步骤1 SDC按照RSA公钥体制的安全要求, 选取两个大素数p1和q1, 令N1=p1q1, 选择SDC的公钥e, e∈ZN1且gcd (e, N1) =1, 计算其私钥d, 使ed≡1 (mod (N1) ) 成立, 让G是Z*N上的一个循环子群, g是G上的生成元, 公开参数{N1, e, g}, 并将p1, q1, d保密。

步骤2 SDC选择一组正整数{m1, m2, …, n}, 要求满足 [1,2,3]:

(1) m1<m2<…<mn;

(2) gcd (mi, mj) =1 (i≠j|1≤i, j≤n) ;

(3) $α = \prod_{i = 1}^{t} m_{i}) > (β = \prod_{i = n - t + 2}^{n} m_{i})$ 。

步骤3 SDC选择一个的大素数P, 使得在GF (P) 上计算离散对数是不可行的, 生成元a∈Z*P。SDC选择一个安全的Hash函数H () , 其函数值属于GF (P) 。SDC再选择一个正整数x1, 满足β<x1<α, 计算y1=ax1modP , x1是组签名私钥, y1是组签名公钥。SDC公开P, a, H () 和y1。

步骤4 SDC计算ei=x1 (modmi) (1≤i≤n) , 计算di, 使得diei≡1 (modφ (N1) ) , ei作为Ui的公钥, di作为Ui的私钥。SDC将{di, mi, m $_{i}^{d}$ }通过安全方式传送给Ui, Ui验证mi= (m $_{i}^{d}$ ) e (modN1) 是否成立, 若成立则相信是SDC传送过来的, 将{di, mi, m $_{i}^{d}$ }作为签名密钥保存。

步骤5 UC按照RSA公钥体制的安全要求选取两个大素数p2和q2, 令N2=p2q2, 选择UC的公钥Ku, Ku∈ZN2且gcd (Ku, N2) =1, 计算其私钥Kr, 使得KuKr≡1 (modφ (N2) ) 成立, 并公开参数{N2, Ku}。

步骤6 提案提议人通过广播信道广播提案m。

步骤7 SDC选择一个随机数b1, 计算t1=ab1 (modP) , fi=ei-b1, Ci=H (m) dib1 (modN1) , 公开t1, fi和Ci。

1.2 普通成员签名过程

若Ui不同意提案m则不发送签名, 若Ui同意提案则计算si=H (m) di (modN1) , 将{ si , (m $_{i}^{d}$ ) Ku } 作为Ui的签名发送给组签名合成者UC。

1.3 生成组签名过程[7]

UC收到Ui发送来的签名后, 用自己的私钥解密m $_{i}^{d}$ = ( (mdi) Ku) Kr (mod N2 ) , 再根据SDC的公钥计算mi= (m $_{i}^{d}$ ) e (modN1) , 验证H (m) =sifiCi (mod N1 ) 是否成立, 若成立则签名正确, 否则签名不正确。验证过程如下:

sifiCi (modN1 ) = (H (m) di) (ei - b1 ) H (m) dib1 × (mod N1 ) =H (m) 。

UC统计收到的正确的签名的个数, 若正确签名个数小于t, 则通过广播信道广播提案m被否决;若收到的正确签名个数大于t, 则合成组签名。设收到的正确签名的Ui的集合为B, 根据中国剩余定理计算 $x_{1^{'}} = \sum_{i \in B} f_{i} Μ_{i} Μ_{i} ´ (m o d Μ)$ , 其中 $Μ = \prod_{i \in B} m_{i} ‚ Μ_{i} = Μ / m_{i} ‚ Μ_{i} ´ Μ_{i} \equiv 1 (m o d m_{i})$ 。

UC选择一个随机数k1, 计算 $r_{1} = a^{k_{1}} (m o d Ρ) ‚ S^{'}_{1} = (Η (m) x^{'}_{1} - k_{1}) (m o d (φ Ρ)) ‚ D_{1} = \sum_{i \in B} Μ_{i} Μ^{'}_{i} (m o d Μ)$ , 公开D1并将{r1, S′1}作为组签名发送给VC。

1.4 VIP成员签名过程

每一个VIP成员Vi (2≤i≤w) 任意选择xi∈[1, P-1]作为Vi的私钥, 计算yi=axi (modP) 作为Vi的公钥, 并将yi公开。

Vi (2≤i≤w) 选择随机数bi和ki, 计算ri=aki (modP) , ti=abi (modP) 。VIP成员若不同意该提案则不发送签名;若同意该提案则计算Si= (H (m) (xi-bi) -ki) (modφ (p) ) , 并将{ri, ti, Si}作为Vi的签名发送给VC。

1.5 生成多重签名过程[8]

VC根据收到组签名{r1, S′1}计算y $_{1}^{Η (m)}$ =as1 ′r1 t1D1 H (m) 是否成立, 验证过程如下:

$x_{1^{'}} = \sum_{i \in B} f_{i} Μ_{i} Μ_{i} ´ = \sum_{i \in B} (e_{i} - b_{1}) Μ_{i} Μ_{i} ´ = \sum_{i \in B} e_{i} Μ_{i} Μ_{i} ´ - b_{1} \sum_{i \in B} Μ_{i} Μ_{i} ´ = x_{1} - b_{1} D_{1}$ 。

S1′=H (m) x1′ - k1 =H (m) (x1 - b1 D1 ) - k1

as1 ′r1 t1D1 H (m) =aH (m) (x1 - b1 D1 ) - k1 ak1 ab1 D1 H (m) =y $_{1}^{Η (m)}$ 。

VC根据收到的VIP签名{ri, ti, Si} (2≤i≤w) , 计算y $_{i}^{Η (m)}$ =asi tH (m) iri 是否成立, 验证过程如下:

asir1t $_{i}^{Η (m)}$ =aH (m) (xi-bi) -kiak1abiH (m) =axiH (m) =y $_{1}^{Η (m)}$

若其中有任意一个签名不成立则通过广播信道广播提案被否决;否则生成多重签名。计算

$R = \prod_{i = 1}^{w} r_{i} (m o d Ρ) ‚ Τ = \prod_{i = 1}^{w} t_{i} (m o d Ρ)$ ,

$S = (s^{'}_{1} + \sum_{i = 2}^{w} s_{i}) (m o d φ (Ρ))$ ,

并通过广播信息广播提案通过的消息和多重签名{R, T, S}。

1.6 验证多重签名

提案提议人或任何一个签名者都可以验证多重签名{R, T, S}的正确性。计算YH (m) =asRTH (m) t $_{1}^{(D_{1} - 1) Η (m)}$ (modP) 是否成立, 其中 $Y = \prod_{i = 1}^{w} y_{i} (m o d Ρ)$ 。

验证过程如下: $R = \prod_{i = 1}^{w} r_{i} = \prod_{i = 1}^{w} a_{i}^{k_{i}} = a^{\sum_{i = 1}^{w} k_{i}}$ ;

$Τ^{Η (m)} = (\prod_{i = 1}^{w} t_{i})^{Η (m)} = (\prod_{i = 1}^{w} a_{i}^{b_{i}})^{Η (m)} = (a^{\sum_{i = 1}^{w} b_{i}})^{Η (m)} =$

$\begin{array}{l} a^{^{Η (m)} \sum_{i = 1}^{w} b_{i}} ； a^{S} R Τ^{Η (m)} t_{1}^{(D_{1} - 1) Η (m)} = \\ a^{(s_{1^{'}} + \sum_{i = 2}^{w} s_{i})} a^{\sum_{i = 1}^{w} k_{i}} a^{^{Η (m)} \sum_{i = 1}^{w} b_{i}} a^{b 1 (D_{1} - 1) Η (m)} = \\ a^{Η (m) (x_{1} - b_{1} D_{1}) - k_{1} + \sum_{i = 2}^{w} Η (m) (x_{i} - b_{i}) - k_{i}} a^{\sum_{i = 1}^{w} k_{i}} a^{^{Η (m)} \sum_{i = 1}^{w} b_{i}} = \\ a^{Η (m) \sum_{i = 1}^{w} (x_{i} - b_{i}) - \sum_{i = 1}^{w} k_{i} - Η (m) b_{1} D_{1}} a^{\sum_{i = 1}^{w} k_{i}} a^{^{Η (m)} \sum_{i = 1}^{w} b_{i}} a^{b_{1} D_{1} Η (m)} = a^{Η (m) \sum_{i = 1}^{w} x_{i}} = Y^{Η (m)} 。 \end{array}$

若验证成立则认为提案通过, 否则可以向上级主管部门提出复核的要求。

2 安全性分析

2.1 外部攻击

外部攻击者要想仿造普通成员Ui的签名{ si=H (m) di, (m $_{i}^{d}$ ) Ku} , 就要知道di和m $_{i}^{d}$ 。要知道SDC的签名私钥d, 只能通过公开的参数e求得, 而根据e求 d的难度相当于大数分解。要知道普通成员Ui的签名私钥di要通过ei求得, 要知道ei, 就要知道SDC选择的随机数b1 (fi=ei-b1) 或知道所有签名的普通成员的要得到mi就要得到UC的签名私钥Kr, 其难度相当于破解RSA公钥算法。

外部攻击者要仿造组签名{r1, S′1}并通过VC的验证, 就必须知道UC选择的随机数k1和x′1, 根据a和r1求k1的难度相当于求离散对数;而要求得x′1就必须知道所有的mi。

外部攻击者要伪造VC的多重签名{R, T, S}且能通过验证, 就必须知道x′1, xi, bi和ki, 根据a和ri求ki的难度以及根据a和ti求bi的难度均相当于求离散对数。

2.2 内部攻击

t个以内的普通成员合谋不能生成x′1或x1, t个或t个以上的普通成员合谋可以生成x′1或x1但不知道UC的随机数k1, 无法生成组签名。

如果UC收集到足够多的mi就可以伪造出合法的组签名。但UC不知道SDC选择的随机数b1, 从而无法得知普通成员的公私钥对和x1。

SDC知道所有普通成员的公私钥对, 它可以仿造出所有的普通成员签名。

由于不知道VIP成员的私钥, SDC, Ui, UC, VC及部分VIP成员合谋均不能伪造出合法的多重签名。

3 结束语

提出一种基于门限签名方案和多重签名方案的带有VIP成员的提案表决方案, 该方案在生成组签名时可以防止外部攻击, 在生成最终的多重签名时可以防止外部攻击和内部成员联合攻击。方案要求对SDC和UC高度信任, 对基于半可信或不可信的SDC和UC的签名方案有待今后进一步研究。

摘要：针对目前我国在电子政务实践中存在的提案表决问题提出了基于中国剩余定理的门限签名方案以及多重签名方案, 并将二者结合起来实现了带有VIP成员的提案表决方案, 并分析了该方案的安全性。

关键词：电子政务,中国剩余定理,门限签名,多重签名

参考文献

[1]王小康, 杨明.基于秘密共享理论的安全组通信研究综述.计算机应用研究, 2006;5:5—9

[2]Stallings W.密码编码学与网络安全——原理与实践 (第三版) .北京:电子工业出版社, 2004

[3]Iftene S.Compartmented secret sharing based on the Chinese remain-der theorem.http://eprint.iacr.org/complete/.

[4]Iftene S.A generalization of mignotte’s secret sharing scheme.In:Retcu T, Zaharie D, Editors, Proceedings of the6th International Symposium on Symbolic and Numeric Algorithms for Scientific Com-puting, Timisoara, Romania, September, 2004:196—201, Mirton Publishing House, 2004

[5]邹时华, 曾吉文, 全俊杰.基于Mignotte’s列的 (t, n) 门限签名方案.信息技术, 2006;12:121—124

[6]刘锋, 张建中.基于William体制的门限签名方案.计算机应用研究, 2006;6:108—109

[7]陈泽文, 张龙军, 王育民, 等.一个基于中国剩余定理的群签名方案.电子学报, 2004;32 (7) :1062—1065

7.演讲稿带有故事篇七

关键词：有源负载,差分式放大电路,共模电压增益

集成运算放大器以其具有高增益、高共模抑制比和低漂移等诸多优点广泛用于模拟信号的放大与处理电路中。而运算放大器的高共模抑制比主要取决于构成其第一级的差分式放大电路, 该电路通常是带有源负载的差分式放大电路, 因此弄清楚有源负载差分式放大电路的共模增益, 对理解运放高共模抑制比有极大帮助。由于带有源负载的差分式放大电路分析相对复杂, 所以国内多数教材少有涉及[1,5], 只有个别教材含有这部分内容[6], 且重点讨论的是差模增益, 采用的方法是简化的单边小信号等效电路分析法 (半电路法) , 对共模增益关注不够, 读者不太理解高共模抑制比是如何获得的。因此, 本文对有源负载差分式放大电路的共模增益进行了较详细地分析, 以便说明运算放大器具有高共模抑制比的缘由, 以期对学习这部分内容的读者有所帮助。鉴于MOS工艺已成为半导体器件的主流工艺, 所以这里仅以MOS管构成的差分式放大电路为例进行分析, BJT差分式放大电路的分析与此类似。

1 共模增益

MOS管构成的一种典型的差分式放大电路如图1所示, 该电路也称为带有源负载的源极耦合CMOS差分式放大电路。其中T1、T2是差分对管, T3和T4组成的镜像电流源作为T1、T2的漏极有源负载。由于T1、T2是NMOS管, T3、T4是PMOS管, 所以电路也称为CMOS (Complementary MOS) 差分式放大电路。图1虚线框中所示的T5~T8组成另一组直流镜像电流源, 它为差分式放大电路提供静态偏置, 由T8漏极看进去的电阻为电流源的动态电阻ro (=rce8) , 其中T5~T7用来建立基准电流IREF。

当输入共模信号时, 图1电路的完整小信号等效电路如图2所示, 有vi1=vi2=vic。可列出d1 (d3) 、d2 (d4) 和s1 (s2) 3个节点的KCL

电路对称情况下有vgs1=vgs2=vic-vs, vgs4=vgs3, rds1=rds2, rds3=rds4, 并且假设gm1=gm2=gm3=gm4=gm, 可得共模电压增益

尽管式 (1) 分子乘积项中第一部分很小, 但它对共模电压增益起着决定性作用, 所以不能将其简单近似为0。根据式 (2) , 式 (1) 可近似为

如果继续有gmrds2>>1, 则式 (3) 可进一步近似为

由此可见, 增大源极电流源的动态电阻ro, 将减小共模电压增益, 这与基本差分式放大电路 (漏极是电阻负载) 的影响趋势是一致的。

2 仿真验证

为简单起见, 图1电路中MOS管T1~T4、T8相关参数取值相同, 如表1所示。调整T5~T7相关参数, 设置电路静态工作点如表2所示, 在此静态工作点下进行电路仿真 (MOSFET采用Level=1模型) 。

输入共模电压时的PSpice仿真结果如图3所示, 得到共模电压增益Avc2≈-5.96×10-4。由表2第一组静态工作点下的gm和rds2值可知满足gmrds2>>1, 所以按照式 (4) 计算得Avc2≈-5.92×10-4, 与仿真结果一致, 而且获得小于10-3的共模增益也非常容易。说明该电路不仅可以获得比基本差分式放大电路 (漏极带电阻) 更高的差模增益[6], 而且也有更低的共模增益, 也就意味着它很容易获得高共模抑制比。

3 结束语

本文通过完整的小信号等效电路, 在电路对称情况下, 推导出带有源负载的源极耦合CMOS差分式放大电路的共模电压增益表达式, 进而在满足 (1/gm) 远小于rds2、rds4、ro和gmrds2>>1条件下, 得到其近似的表达式 (4) 。通过PSpice仿真, 验证了式 (4) 的正确性。

也可用本文类似的方法分析带有源负载的BJT差分式放大电路的共模电压增益。

参考文献

[1]华成英.模拟电子技术基础.[M].第四版.北京:高等教育出版社, 2006.

[2]郑家龙, 陈隆道, 蔡忠法.集成电子技术基础教程 (上册) [M].第二版.北京:高等教育出版社, 2008.

[3]杨栓科.模拟电子技术基础[M].第2版.北京:高等教育出版社, 2010.

[4]王淑娟, 蔡惟铮, 齐明.模拟电子技术基础[M].北京:高等教育出版社, 2009.

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