密码学中，零知識證明（）或零知識協議（）是一方（證明者）向另一方（檢驗者）證明某命題的方法，特點是過程中除「該命題為真」之事外，不泄露任何資訊。因此，可理解成「零洩密證明」。例如，欲向人證明自己擁有某情報，則直接公開該情報即可，但如此則會將該細節亦一併泄露；零知識證明的精粹在於，如何證明自己擁有該情報而不必透露情報內容。這也是零知識證明的難點。
也有某種，但證明之所以成立，依賴計算假設（典型假設是理想的密碼雜湊函數）。
生活範例
以下有一個熟知的故事，總結零知識證明的若干重要概念。故事最早由及同事發表於。設有小靜（證明者）和阿嚴（驗證者）兩人。
故事中，小靜發現洞穴中某扇魔法門的開門暗號。洞穴呈環形，入口在一側，對側則有魔法門隔斷。阿嚴想知小靜是否已知該暗號，但小靜很注重隱私，不希望泄露暗號予阿嚴，也不想全世界知道她有暗號之事。
兩人分別將入口左右兩條通道標示為A路、B路。首先，阿嚴在洞口外，待小靜進入洞內。小靜自行選擇行A路或B路，但阿嚴不准窺視小靜所選為何。然後，阿嚴行入洞穴，均勻隨機喊出A路或B路，表明希望小靜由該方向返回。假若小靜確實知道暗號，則很易達成，因為即使起初所選不是同一條路，她也可以開門通過，從另一條路返回。
然而，若她其實不知道暗號，則祗有一半概率能從阿嚴所選的方向返回，因為阿嚴隨機選A路和B路，恰有一半機會選中起初小靜進入的方向。若兩人重複以上過程，比如連續20次，則小靜靠運氣全部碰巧從正確方向返回的概率极小，为220分之1。
所以，若小靜連續多次從阿嚴所選的方向返回，則阿嚴可以推斷，小靜很可能知道暗號。
以下考慮第三方的觀點。即使假設阿嚴佩戴隱蔽的鏡頭，錄影所見的整個過程，鏡頭所見亦只有阿嚴喊「A！」小靜從A路返回；或阿嚴喊「B！」小靜從B路返回。此種片段極易由兩人共謀偽造（祗需小靜與阿嚴事前商討多次驗證中阿嚴將選該串A、B的次序），從而對第三方而言，不具說服力，即阿嚴無法藉此向第三方證明小靜知道暗號。事實上，即使錄影換成現場在阿嚴身旁監視亦同，因為兩人可能一早已協調綵排好。
但是，若阿嚴在鏡頭前擲硬幣，然後按該硬幣喊A或B，則協議不再零知識。該段錄影可能足以說服第三方，兩人無法偽造，因為阿嚴難以準確擲出預定的AB次序。於是，雖然證明過程沒有泄露暗號予阿嚴，但是阿嚴可藉此說服世人，證明小靜知道暗號，與小靜起初的意欲完全相反。不過，數碼的密碼學中，「擲硬幣」以伪随机数生成器實作，類似於一枚結果已預定好的硬幣，但該結果（由其随机种子決定）僅有硬幣主人知道。若阿嚴的硬幣實際是以此法運作，則協議又回復為零知識協議，因為兩人又有可能共同偽造「實驗」結果，所以使用偽隨機數生成器與擲真硬幣不同，前者不會向世人泄露小靜知道暗號。
還有另一種做法，小靜以獨一次實驗已可向阿嚴證明自己知道暗號，而不泄漏。方法是，兩人一同走入洞口，然後阿嚴目送小靜沿A路走，沒有原路折返，但從B路返回。如此，小靜必然已向阿嚴證明自己知道暗號，而沒有告知阿嚴暗號。不過此種證明亦非零知識：若第三方觀察到過程，或阿嚴有錄影，則該證明對第三方具說服力。換言之，小靜無法宣稱自己與阿嚴串通，所以無法向第三方說該證明無效。如此，小靜無法控制何人得知她擁有暗號之事。
定義
零知識證明要具備下列三種性質：
;完備（）:若所要證之事為真，則誠實（意即依協議行事）的證明者能說服誠實驗證者。
;健全（）:若命題為假，則作弊證明者僅得極小機會能說服誠實驗證者該事為真。
;零知識（）: 若命題為真，則驗證者除此之外，過程中沒有得悉任何其他資訊。換言之，僅知命題為真（而不知祕密本身）已足以「想像」出一個交互的情境，其中證明者的確知道該秘密。此性質能嚴格定義為：每個驗證者皆有相應的模擬器，輸入欲證事實時，無需求助於證明者，已可輸出一套通訊謄本，看似誠實驗證者與證明者的通訊記錄。
前兩種性質，更廣義的交互式證明系統亦應具備。第三種性質使該交互證明稱為零知識。
零知識證明不算數學證明，因為尚允許有很少（但非零）概率，令作弊證明者能向驗證者「證明」假命題。該概率稱為可靠度誤差（）。換言之，零知識證明是概率「證明」，而非決定性。不過，也有技巧將可靠度誤差壓到忽略不計。
零知識的嚴格定義，需要抽象計算模型，如常見的图灵机。設P、V、S為三部圖靈機。某語言L的交互式证明系统(P, V)為零知識，意思是對任意概率多項式時間（）驗證者\widehat{V}，皆有PPT模擬器S使得：
: \forall x \in L, z \in \{0, 1\}^{*}, \operatorname{View}_{\widehat V} \left[P(x) \leftrightarrow \widehat V(x, z)\right] = S(x, z)
其中 \operatorname{View}_{\widehat V} \left[P(x) \leftrightarrow \widehat V(x, z)\right]是P(x)與\widehat V(x, z)間交互的全記錄。證明者P通常假設具無限計算能力（實踐上，常為機率圖靈機）。直觀理解，某交互證明系(P, V)為零知識，即對任意驗證者\widehat{V}，皆存在某高效模擬器S（視乎\widehat V而定），給定任何輸入，可以重現P與\widehat{V}間的對話。定義中的輔助串z，是用作放置任何「前備知識」（包括預知\widehat V運行時擲得的硬幣結果）。定義推出，\widehat{V}不能利用預知串z從與P的對話中發掘出資訊，因為若給予S該串，則也同樣可以重現\widehat{V}與P間的對話。
以上為完美零知識的定義。若將定義中，驗證者\widehat{V}的視角（）與模擬相等之要求，改為僅要求，則得到計算零知識的定義。
計算範例
離散對數
前段概念適用於較實際的密碼學場景。設小靜欲向阿嚴證明，自己知道某群某指定元素的离散对数。
例如，給定數y、质数p、生成元g，小靜希望證明自己知道某數x使g^x \bmod{p} = y，而不泄漏x。事實上，知曉x之事，本身可用作身份證明，即小靜可藉此證明該y值是由她先暗中選某隨機值x，再計算y = g^x \bmod{p}，公諸所有潛在的驗證者。如此，若某人證明自己知道x，則相當於證明自己即小靜，因為學者相信離散對數很難計算，即其他人無法從y倒推出x值。
證明協議如下：每輪，小靜預備隨機數r，計算C = g^r \bmod{p}，將該值傳予阿嚴。收到C後，阿嚴隨機請求下列兩者之一：小靜公開r值，或(x + r) \bmod{(p - 1)}值。單獨看任何一個值，其分佈皆是均勻隨機，所以協議每輪皆不泄露任何機密。
阿嚴可以驗證所得回應。若問r，則可以計算g^r \bmod{p}，檢查是否等於C。若問(x + r) \bmod{(p - 1)}，則可以計算g^{(x + r) \bmod{(p - 1)}} \bmod{p}，而該值應當等於C \cdot y \bmod{p}，所以亦驗證C值是否滿足該條件。若小靜確實知道x值，理應很易回答阿嚴的任一條問題。
若小靜預知阿嚴採用何種盤問，則很易作弊，在不知x的情況下，向阿嚴假裝自己知道x：若她知道阿嚴將要問r，則如常繼續，選r，計算C = g^r \bmod{p}，告知阿嚴C值；她可以答出r值。另一方面，若她知道阿嚴將問(x + r) \bmod{(p - 1)}，則取隨機一個r'值，計算C' = g^{r'} \cdot \left(g^x\right)^{-1} \bmod{p}，然後發送C'值予阿嚴（阿嚴會以為該值為C值）。當阿嚴要求公開(x + r) \bmod{(p - 1)}值時，小靜公開r'，但這足以讓阿嚴驗證結果，因為他計算的值實為g^{r'} \bmod{p}，是等於C' \cdot y，因為C'正是小靜一早乘上y的逆元而計出。
然而，若有某輪驗證中，阿嚴的問題與小靜預估的有出入，則小靜無法計算出要答的結果（假定該群的離散對數問題難解）。若她揀選r並公開C = g^r \bmod{p}，則無法作弊給出服眾的(x + r) \bmod{(p - 1)}值來通過阿嚴的檢查，因為不知道x。又若她揀選r'值，偽裝成(x + r) \bmod{(p - 1)}，則要回答公開值的離散對數，但她無法回答，因為該值是由已知值乘出，而非某已知值以g為底的冪，所以她不能計出其離散對數
所以，作弊的證明者僅得1/2概率通過某輪驗證。重複足夠多輪，成功作弊的概率可壓到任意小。
撮要
小靜要證知道x值（如其密碼）。
#小靜與阿嚴約定某質數p，及域\mathbb Z /p\mathbb Z的乘法生成元g。
#小靜計算y = g^x \bmod{p}，傳送予阿嚴。
#重複以下步驟若干次：
##小靜選某個均勻隨機數r\in U[0, p-2]，計算C = g^r \bmod{p}，傳送C 予阿嚴。
##阿嚴問小靜(x + r) \bmod{(p-1)}或 r ，二選其一。若問前者，則阿嚴驗證(C \cdot y) \bmod{p}\equiv g^{(x + r) \bmod{(p - 1)}} \bmod{p} 。若問後者，則他驗證 C \equiv g^{r} \bmod{p}。
(x + r) \bmod (p-1)之值，可視為x \bmod (p-1)的加密。若r確為隨機，在0至(p-2)間均勻分佈，則(x + r) \bmod{(p-1)}也同樣均勻分佈，所以不會泄漏任何關於x的資訊（見一次性密碼本）。
大圖的哈密頓環
下列方案是曼紐爾·布盧姆提出。
此場境中，小靜知道某大圖G的哈密頓環。阿嚴知道G但不知該環（比如說小靜將該圖列印給阿嚴）。一般相信，找大圖的哈密頓環，在計算上並不可行，因為相應的決定問題已證為NP完全。小靜欲證自己知道該環，但不想泄漏出去，原因可能是阿嚴打算向小靜買，但付款前希望先驗證小靜知道；也可能是全世界衹得小靜知道該環，所以小靜向阿嚴證明此事，是為向阿嚴核實自己身份。
小靜為證明自己知道哈密頓環，與阿嚴作若干輪驗證。每輪中：
- 一開始，小靜預備圖H，是與G同構（即H與G一樣，但頂點的標籤不同）。若小靜知道G的哈密頓環，則因為H與G間的同構由她揀選，她很易找到H中對應的哈密頓環。
- 小靜秘諾H。此處可選任意密碼學，甚或直接將H的頂點編號，然後對H的每條邊，將兩端編號寫在小紙片上，反轉蓋在枱面。總之，秘諾目的是使小靜此後無法竄改H，但同時不讓阿嚴提早知道H的資訊。
- 阿嚴隨機問小靜以下兩事之一：給出H與G間的同構（見）；或給出H的哈密頓環。
- 若問兩圖的同構，則小靜先展示H（將枱面全部紙翻開），並給出G頂點與H頂點的對應表。阿嚴可以驗證該對應關係是否滿足圖同構的條件。
- 若問哈密頓環，則小靜衹翻開在H的哈密頓環上的紙片。如此，阿嚴已可驗證H有哈頓頓環。
秘諾一步必須使阿嚴在第二種情況能驗證該環確實由H的邊構成。一種做法是，逐條邊分別秘諾。
完備
若小靜確知G中的哈密頓環，則阿嚴詢問同構時，她很易回答（該同構為她所選），而阿嚴問H中的哈密頓環時，她同樣很易回答（G有哈密頓環，G與H間的同構為所她選，所以可以找到H中對應的環）。
健全
若小靜不知哈密頓環，則衹能預先猜測阿嚴會問何種問題，相應準備某個與G同構的圖，或另一個不相關的哈密頓圖。然而，因為她不知G的哈密頓環，所以無法同時做兩件事。於是，若以上驗證重複n次，則小靜蒙混過關的概率僅得2^{-n}，從而實際意義上，衹需合理多輪驗證，已使造假者寸步難行。
零知識
小靜的回答不泄漏原圖G的哈密頓環，因為每一輪，阿嚴衹會得悉H與G的同構，或是H的哈密頓環，兩者之一，但他需要對同一個H同時得知兩者，纔能構造出G中的哈密頓環。如此，衹要小靜每輪預備一幅不同的圖H，就能保密。若小靜不知G的哈密頓環，但不知為何已事前得知阿嚴每輪會問的問題，則她可以作弊。例如，若小靜預知阿嚴該輪會問H的哈密頓圖，則大可以祕諾一幅與G無關的哈密頓圖。與之類似，若小靜預知阿嚴會問同構表，則她可以隨便預備一幅與G同構的圖H（其中她不知道任何哈密頓圖）。阿嚴根本無需小靜在場，亦可獨自想像出自己將見的場面，因為他清楚自己將會問甚麼，將見的僅是一個環（而不顯示圖的其他部分）或一幅與G同構的圖，即阿嚴可以自行模擬該協議。因此，阿嚴從每一輪驗證揭露之事，無法得到任何關於G哈密頓環的資訊。
零知識條件的變式
「零知識」的定義有若干變形，分別在於如何嚴謹定義模擬結果「看似」真實的交互記錄：
;完美零知識（）: 模擬器與真正交互產生的概率分佈完全相等。離散對數範例即屬此類。
;統計零知識（）: 兩個分佈並非完全相等，但，即有某個可忽略函數，使該兩列分佈在任意集合取值的概率差，皆小於該函數。
;計算零知識（）:無高效算法分辨兩個分佈。
應用
身份驗證
零知識證明的研究，是受身份驗證系統啟發。驗證時，一方要向另一方證明自己身份，通常藉賴證明自己持有某種袐密（如通行密碼），但不希望對方知悉該袐密，稱為零知識。不過，通行密碼一般不是太短，就是不夠隨機，不能用於許多零知識知識證明方案。就是有考量密碼長度限制的一類零知識知識證明。
2015年4月，Sigma協議（「其中之一」證明，）面世。
道德行為
密碼學協議之中使用零知識證明，可以在不退讓隱私的情況下，確保各方誠實。粗略言之，方法是迫用戶零知識地證明，其所作所為是依足協議。由健全性，用戶必先確實跟從協議，纔能服眾。又由於證明是零知識，此過程並無犠牲用戶的隱私。
核裁軍
2016年，普林斯頓電漿物理實際室與普林斯頓大學展示一個技巧，或許適用於未來的核裁軍談判。其特點是，無需揭露某物件內部的機密構造，亦可允許督查員判斷該物件是否核武器。
區塊鏈
零知識證明用於與大零幣協議中，最終於2016年發展成和大零幣兩種加密貨幣。小零幣內置有混幣模型，以確保匿名，且該模型無需信任任何對等用戶或中央集權混幣者。大零幣協議的模型也類似（該變式稱為），而且可以掩蓋交易額，但小零幣則不能。大零幣的交易數據如此隱密，所以與小零幣相比，較不易受到隱私。不過，此層額外隱私，可能導致不能追蹤假幣，倘因此造成大零幣供給的超通漲，可能無法偵測到。
2018年，防彈證明（）面世。其改進自非交互式零知識證明，不再需要可信的安裝環境。其後，實作成「結舌」協議（，和兩種加密幣皆出自該協議）和门罗币。2019年，飛熔幣實作，是對應小零幣協議無可信環境的改進。同年，飛熔幣引入萊蘭托斯協議（），更自Sigma協議改進，隱去交易的源頭與金額。
沿革
零知識證明最早由莎菲·戈德瓦塞尔、希爾維奧·米卡利、三人於1985年發表，論文題為。
、希爾維奧·米卡利、阿维·威格森更進一步證明，假定存在無懈可擊的加密法，則可以造出三色圖着色問題的零知識證明系統，而該問題本身為NP完全。又因為每個NP問題都可以高效化歸成該NP完全問題，所以在前述假定下，所有NP問題皆有零知識證明。需要該假定的原因是，正如前節範例，需要有秘諾的手段。若存在單向函數，則的確有牢不可破的加密法。此為廣泛引用的充分條件。另外也可能有物理方法實作。
更上一層樓，他們亦證明，，即之，有零知識證明。該問題已知屬於反NP，但未知是否屬於NP或其他實際可行的複雜度類。更一般地，、二人，與米高·本-奧爾（）及同事，兩組證明：同樣假設存在單向函數或牢不可破的加密，則任何屬於IP（已證等於PSPACE）的問題，皆有零知識證明。換言之，任何命題若可藉交互系統證明，則可零知識證明。
許多理論家不希望假設不必要的條件，所以試圖在不假定單向函數的條件之下，證明同樣的結論。有種做法稱為「多證明者交互式證明系統」（見交互式证明系统），即有多個獨立的證明者，而非僅得一個。驗證者可以將證明者逐個孤立，然後詰問，以免被作弊證明者誤導。無需任何難解假設，已可證明在此系統中，任何NP問題皆有零知識證明。
後來發現，互聯網等同時執行多個協議的環境中，較難構造零知識證明。研究並行零知識證明的先驅是、、。此類研究之中，重要成果有協議。與零知識相比，其性質較弱：可能有多種證據供證明者選擇採用何者作證，此時僅要求驗證者無法分辨證明者選擇為何，但證明者可以泄漏部分資訊，如全體證據組成的集合。儘管失去零知識性質，但此類協議的好處是，並行時不會遇到此前提及的問題。
變式尚有。曼纽尔·布卢姆、保羅·費爾德曼（）、米卡利證明，若證明者與驗證者共有一條隨機字串，則可以達成計算零知識，而毋須交互。
參見
- ：給定f(x)與f(y)，無需知道x、y，已可計算f(x \times y)。
- 安全多方计算：各方的輸入值保密，但共同計算出該些輸入對應的結果。
- ：可以簽署某文件，使圈外人無法得悉由圈內何人署名，衹知圈內有某人署名。
*
- 密碼學協議
*
- 密碼學諸主題
註
參考文獻
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