Протокол $(\mathcal S,\mathcal R)$ привязки к биту удовлетворяет условию абсолютной однозначности, если величина \[ \Pr_r\left(\exists\,s_0,s_1 \operatorname{mess}^{\mathcal S(0;s_0)}_{\mathcal R(;r)}(1^n)=\operatorname{mess}^{\mathcal S(1;s_1)}_{\mathcal R(;r)}(1^n)\right) \] пренебрежимо мала как функция от $n\in\mathbb N$. Вероятность здесь берется по случайной строке $r$ алгоритма $\mathcal R$.

Пусть $g$ — псевдослучайный генератор, отображающий $\{0,1\}^n$ в $\{0,1\}^{3n}$ для всех $n\in\mathbb N$. Такие псевдослучайные генераторы существуют тогда и только тогда, когда существуют односторонние функции (см. генератор псевдослучайный). Определим этап привязки протокола привязки к биту следующим образом (через $n$ обозначается параметр стойкости, а через $b$ — бит, к которому должен «привязаться» отправитель).

Получатель выбирает $r\in_{\mathfrak U}\{0,1\}^{3n}$ и посылает строку $r$ отправителю.
Получив строку $r\in\{0,1\}^{3n}$ от получателя, отправитель выбирает $s\in_{\mathfrak U}\{0,1\}^n$, вычисляет $g(s)$ и посылает получателю строку $g(s)$, если $b=0$, и строку $g(s)\oplus r$, если $b=1$.

Условие вычислительной конфиденциальности для этого протокола следует из того, что $g$ — псевдослучайный генератор. Кроме того, вероятность из определения 1 в данном случае равна \[ \Pr_{r\in_{\mathfrak U}\{0,1\}^{3n}}(\exists\,s_0,s_1\in\{0,1\}^n g(s_0)\oplus g(s_1)=r) \] и не превосходит $2^{-n}$, так как $\#\{g(s_0)\oplus g(s_1)\,|\, s_0,s_1\in\{0,1\}^n\}\leqslant2^{2n}$. Таким образом, построенный протокол является протоколом привязки к биту, удовлетворяющим условию абсолютной однозначности. В частности, протоколы привязки к биту, удовлетворяющие условию абсолютной однозначности, существуют в предположении существования произвольных односторонних функций.