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比特池塘 区块链前沿 正文
基于概率的证明(PoP: Proof of Probability)
* R( [( a; A1 G3 I/ N交易ID是交易数据的哈希摘要,拥有无法预测的随机性,因此可以把它用作区块铸造的评选因子。交易的币权(币龄x币量)也很有价值,因此增加了二级筛选。评选需要最终唯一性,因此还有第三级筛选。1 N8 A9 E- w/ S  r' Q; Z4 R
一级筛选:交易ID与目标区块哈希的相似性(相位差和)对比,低者胜。注:目标区块取动态的末端 -11号 区块。
  X" l3 q  X4 Z. O( n- p二级筛选:交易的币权大小(输入中 币量x币龄 的合计),高者胜出。/ u' T! j2 `( y5 p6 L& ]1 `
三级筛选:仅为最终唯一性目的,取一级筛选中的某个哈希值简单比较即可。
1 _% b( O7 g( P+ u: y! J这样的设计有如下优点:
" }! {6 X+ h: [* f$ R, r与传统的PoS权益证明不同,交易ID只是一个数据哈希,与财富无关,币权仅作为次级因子,这使得富者越富的情况不再严重。
( Z: k: U8 j6 _" I) q用交易ID实现铸造竞争会鼓励交易,大量的交易费能够保证矿工的收益,这创建了一个正向的良性回馈。
) l6 C/ X: j$ a; Y8 m0 ^2 Z历史交易的数量巨大,如果每区块包含 64k笔 交易,则 20万 区块长度内竞争者规模可达百亿,51%攻击几乎不可能。
" G$ }+ J8 f* l7 \! D" Y$ Y9 Y基本上,这是借助于交易ID和区块哈希的随机性来评选铸造者,因重在随机性,故名为概率证明。7 S$ O/ ^. ~- M- E% j$ o; ?
对铸造者的约束0 r$ \" @9 y; R9 L1 B9 g5 E/ g7 N/ D
通常情况下,交易是自然需求的产物,用户仅在需要实际支付时才会创建交易。但交易可以参与铸造竞争,这为单纯获取竞争机会就创建交易提供了理由。另外,铸造是可以委托的(见后),应当让委托可以失效、现状可变,还用户用脚投票的机会。因此设计如下规则:/ I: M$ \  m" h2 C* k  [+ D
参与铸造竞争的交易必须处于区块链末端20万区块高度以内,取值范围:[-11, -200000]。负号表示从末端倒数。: U* x4 |  o" }
交易包含的币权需要满足一个最低值(如 0.1币时),这可以提高构建大量小微交易的成本。综合兼顾,这个值不应太高。0 v# U" i& {9 r, O6 d
交易需要是有效绑定本链的交易,历史标记(见后)为空或错误的交易无权参与铸造竞争。& s6 D0 I1 C: V0 ~% e% b$ N; t
为便于描述,这些有资格参与铸造竞争的交易称为「铸凭交易」,由其交易ID演生出来用于最终对比的哈希称为「铸凭哈希」。
' x6 ^0 r; B) j) I& W/ b一级筛选:哈希相似性
+ ^# G2 S( M3 X/ K如果将两个哈希序列描绘成两条曲线,两条曲线的相似度称为哈希相似性。进行对比的两个哈希序列分别是铸凭哈希和由目标区块ID(-11号)演算而来的「对比哈希」,相似度采用「相位差和」(可想象成纵坐标上的点距之和)计算,小者胜出。算法如下。
* X) U+ n& h) h  X8 ?# B算法伪代码:
. X  h# m5 p1 a8 z% e# n; L: D1 m% fCode:! P7 [1 ]" R7 U
// 铸凭哈希:( m/ a6 h) M# o, s/ ^" M' X& q
// 加入当前区块高度(4字节)获得定位约束。
8 L& K( Q  }$ {( J. X! F// 双倍ID与下面单ID形成交错约束。: L4 b+ G, }* M% \. N- O; J
var h1 []byte = Hash512( 交易ID + 当前高度 + 交易ID )3 ~/ ~6 R; Y* D" D
// 对比哈希:
! ?, ?' g1 ]2 V// 加入铸凭哈希(h1)获得关联性约束。* ~; b. U$ g: n
// 加入交易ID与前面形成嵌套的交错约束。& N* T$ R4 W1 q$ g: ]6 g' _
var h0 []byte = Hash512( -11号区块哈希 + h1 + 交易ID )9 i8 n( T- e) q7 j/ o+ d
// 相位差和计算(哈希空间压缩)。# i( c: @/ u. Y8 g# K
// 按4字节分段X坐标,4字节整数值为Y坐标,计算两条线Y坐标差距累积。
  f5 r" O# g9 b0 @) A5 Xvar sum int64
* ^) v# x! e9 Ofor n:=0; n! O5 R2 \* S) j
返回的相位差和即是铸造竞争的一级评选因子,也即哈希相似性的权重。
! D" o5 j' B' c$ `! ^* s二级筛选:币权
' k" O8 O0 W# v  O7 @交易包含的每一笔输入的币量乘以币龄的总和,即是交易的币权。它作为第二级筛选因子参与评选,高者胜出。这是在第一级筛选中评出的 2名 获胜者基础上进行的,因为评选的目标范围受限极大,所以纯PoS中富者越富的问题应该可以忽略。
; q/ w& a9 O) v2 [( C  U币权是一个有价值的筛选因子,它可能促使用户优化自己交易的币权分配,比如尽量把古老的余额花掉(得到高的币权),以及尽量保留新的收款以存储币龄。这对系统的数据管理以及整体上的运行效率有益。
9 s$ I9 h- h: Q$ }币权值的计算可采用「聪秒」精度,降低2名获胜者币权相等的概率。
% M  x; m4 Z: @, y6 d0 Z3 S三级筛选:最终唯一性5 z/ {1 b5 Z/ i
如果二级币权筛选不足以决出胜负(极为罕见),则简单地取一级筛选中的 h0 哈希序列按字节对比,小者胜出。这只是一个最终唯一性保证。
5 B( n  y+ }% _& B( z8 B0 N铸造委托" P/ }. F# I: J. `
用交易ID作为铸造评选因子有广泛的普适性,概率基数庞大,但这要求无专业技能的普通用户参与进来。显然,专业技能和时间的花费是一个不小的壁垒。没有普通用户的参与,庞大的概率基数没有意义,因此让普通用户委托专业的铸造者行使铸造权十分必要。9 n' {5 e% y0 m) L: c2 Z* c
为此,设计在交易的数据结构中添加了「铸造委托」的定义。结构为:铸造地址(32) + 分成定义(1) + 收益地址(32),长度65字节。其中:
8 q/ I" O5 Z# \0 J铸造地址:定义签名区块的主人。这可能是用户自己的地址,也可能是专业铸造服务商的地址。% m/ j2 ]1 _# G  p7 S. p* o1 I
分成定义:定义铸造地址与收益地址的分成比例。
2 |2 s+ L. `) ~" ^8 i收益地址:接收铸造的收益分成。这使得铸造可以与收益相分离,也创建了一个外部委托铸造的机制。可选。
7 T; T, @$ w) ]根据分成定义值的不同,收益分成实际上有三种模式:
& B$ Z: J( q. Q% F/ [( P- C值 0:    收益地址无收益,全部收益支付到铸造地址。因此收益地址可省略,节省32字节的空间。' [" d1 g8 Y6 o6 @5 A# o; l* D8 ~
值 255:  铸造收益全部支付到收益地址,铸造者无收入。可实现铸造与收益的完全分离,即冷挖矿。) \  a( E: Q* k, b( i- G
值 1-254:按 n/255 的比例支付到收益地址,剩余的支付到铸造地址。这可实现外部委托铸造。
9 h% C7 m& Y0 Q0 V交易头
3 X. h! R- g4 E. a: x$ c类似于区块头代表了区块数据,这里设计了交易头结构。铸造委托和历史标记被定义在交易头中,便于铸造者资格的验证。交易中的输入和输出序列被分别计算哈希,然后合并计算交易体的哈希,最后嵌入在交易头里。交易ID就是交易头数据的哈希摘要。
: _% J/ C5 F5 y! L交易头伪代码(合计 97+32 字节):
: P% c0 r! a$ y3 dCode: (go)3 T# i  F8 X, A
TxHeader {
( i- a2 \8 M% }7 Q+ X  [) y1 G    Version    int32     // 版本
. b+ B) i1 J1 \6 u. W8 O    Timestamp  int64     // 交易时间戳。可设定为未来时间
" U4 C$ _# l+ D4 F5 Y* S. h    BlockClue  [20]byte  // 历史标记8 {7 ~5 n& G. m0 g* E% F
    Minter     Address   // 铸造地址,32字节
* z& y* ~9 [' C( S" E    Scale      uint8     // 收益地址分成(x/255)
4 O6 M/ u! n! z$ {( I. |+ e+ P    Staker     Address   // 收益地址,32字节,可选
+ G/ _5 r; Z9 O$ H" h    HashBody   Hash256   // 交易数据体哈希,由输入序列和输出序列合并而来( x! o( C8 Y5 h1 Z/ w) i
}
" J/ f! u4 ]' i. f3 P3 n附:交易的末端区块与历史标记
3 {& a5 i. O! \. F& c( B1 Z. \6 n本设计中无需工作量逻辑,区块的出块时间间隔为固定的值(如:6分钟)。交易的末端区块指交易时间戳所在时间的区块链最新已确认区块,高度 = (交易时间戳 - 创始块时间戳) / 6分钟。0 n! T% X* M9 \
在交易中嵌入主链上特定历史区块的标记,可以实现交易者对主链的认可。历史标记绑定的目标就是从交易的末端区块算起的 -11号 区块,值为目标区块哈希的前 20字节。% u7 a: l1 G7 U0 E) V
安全性
5 q6 k- F: K1 A- b& f/ L铸造委托创建了铸造市场化运行的机制:不同的钱包服务商在市场中竞争,创建专业的服务,获取用户的委托。委托是自由的,新的委托不断加入,过期的委托不断失效,这形成了流动性,也形成了市场的活力。
& Z% ^+ U6 i; S7 I! e. i服务良好的钱包服务商会拥有大量的用户委托,这可能带来垄断。但委托存在有效期,用户可以选择用脚投票,改变新交易的委托目标。同时其它钱包服务商也是一个竞争威胁,因此知名服务商串谋攻击的可能性应该不高。, }. G* p9 e+ [
铸造者的预选与同步
+ z3 J9 [. Z+ H; T因为哈希相似性对比是针对区块链末端 -11号 区块的哈希,所以一个铸造者可以提前 10个 区块时段得知对比目标。如果一个节点即时评估自己的铸凭交易并广播,则全网有充足的时间进行预先沟通。尽量多的参与者加入,可以使得尽可能优质的铸凭交易被发掘出来。# I% a6 S/ ^5 c5 l3 f
择优池
6 K* j+ |- I" V9 c- O2 }# V- @5 m在铸造者的预先沟通中,各个节点会收集被广播出来的铸凭交易,构造出一个 100 容量的择优缓存池。当一个新的铸凭交易抵达时,计算它的哈希相似性,如果比池中最差的一个更优,则存储并转播,否则忽略。
0 c4 n% w! W* C广播的铸凭交易需要被验证,这由铸造者对目标区块(-11号)哈希的签名实现(同时也证明在线)。当出块时间到达时,择优池中位于前端的铸造者就可以铸造区块并广播了。1 X. ~9 [6 t) M! }5 g
择优池的设计是一个必要的策略,用于发掘铸造者并有序化竞争,同时也约束全网广播的区块数量,避免造成网络拥堵。9 ?- u# t0 }6 C8 v5 ?
避免分区( ~2 I3 z$ ^  v3 H4 i1 R' c
P2P网络是自由的,任何潜在的铸造者都可能离线,一个实际上拥有最优铸凭交易的用户也可能刚刚上线。如果刚刚上线的铸造者铸造了一个最优区块,但却因为处于出块时间边界而使得区块未能广泛送达,则全网范围内最新区块的评选就可能不一致,这会导致分区情况的发生(末端分叉)。或者,一个拥有最优铸凭交易的攻击者选择有意地延迟,也可能造成这种情况发生。
9 L7 D/ n& ]; j" i: o% o+ z4 }Bitcoin系统中是用最长链作为约束,但这里是固定的出块时间间隔,所有分叉(如果有)长度都一样。因此需要一种机制来约束主链的成长、竞争和选择,这就是下面的择优池的确定性同步,以及后面的竞争支链的纵向评估等规则。
4 Q' X6 M. e8 T( q择优池同步
8 g) R. _& p+ c# A/ ~- i为避免刚上线的优质竞争者的扰乱,各节点择优池中的铸造候选者应当被先期确定下来,而之后的铸造者就不再被认可。这需要在新区块创建时间之前对择优池进行同步。每一个区块都有此逻辑,针对相应的-11号区块有着自己的候选者择优池。4 b" H  w$ k) g7 f8 v) c
择优池中的成员需要不断收集、淘汰和更新,并在适当的时间结束更新并启动同步。时间规划如下:
* N6 @% x% R# B4 j$ {在铸造对比的目标区块被创建后,到它成为 -10号 区块前(9个区块时段,54分钟):与它做相似性匹配的铸凭交易可以被任意广播和收集。7 C) s  ~( {- S
在目标区块成为 -10号 区块时,择优池的收集和更新结束,进入内部候选者的同步阶段。该阶段为 1个 区块时段(6分钟),至它成为 -11号 区块时结束。
7 I5 _/ p% |' D8 R5 I( [当目标区块成为 -11号 区块后,它即正式成为当前区块时段将创建区块的评比参考目标。铸造者收集、验证、打包交易,在预定的时间创建区块并广播。
1 u# X( X5 n/ \* x9 P择优池的同步由择优池中的候选者签名并发起,出于利益无关性考虑,这仅由择优池中权重排序低于32位的成员执行,即第33-100名共 68位 候选者有权发起同步。这样设计的原因是:7 t  @4 |0 E8 N  [# v1 ~" F
在P2P环境下,时间是一个无法准确的值,系统需要容忍这种模糊性。如果没有这种限制,高权重的迟到竞争者可以随时把自己加入择优池然后启动同步,因为其高权重很可能最终获选,于是就会影响到最终的结果,让预先同步失去了意义。同时,这也会让同步工作很难正常结束。  M  [) |% H/ `" M' h$ E- \' q
有了这一限制后,一位后来的中低权重的池外竞争者没有动力去做这样的事(即便做了也无多少影响),而池内有权同步的候选者也没有动力去把那位高权重的后来者补上(注:同步的权利只有一次)。( x. ]+ M& g, }& _
择优池中权重低于32位是一个模糊的概念,因为择优池本身尚未同步,内部成员的序位并不确定。但这没有关系,同步是一个成员补充的逻辑,节点只需检查对方的择优池以及它自己的序位是否合法,然后合并按 100 的容量清理即可:如果对方集优,合并后肯定合法,如果己方集优,合并后只是淘汰掉质差的而已,不造成实质影响。一个同步者只有一次机会,随着越多同步的合并,择优池会越来越稳定。. T" s( g5 a; `4 c2 x/ o
铸造者的最终评选
4 T+ Z, A( L$ p$ v- o+ I当出块时间将要到达时,理论上择优池中的全部候选者都有权出块,但因为筛选的条件很明确,通常只需要处于前端的候选者出块就可以了。但实际上,这里还有一些潜在的隐患。, ~; w4 q* `# R& I7 g- K: a  ?6 W
哈希塑造! z/ u( L7 g8 \" p7 }
哈希相似性要求铸造者用自己掌控的交易ID与目标区块的哈希进行对比筛选,这里存在两种攻击的可能(假设攻击者拥有极大的哈希算力):! Z8 F4 g- }: ]' u0 Y9 `- b
攻击者可以通过在交易里添加随机数据来塑造交易的ID,使它与目标区块的哈希尽量相似(依照算法)。
- X& G) y" f$ p; ~对于已经能够创建最优区块的攻击者,可以通过变更交易ID来塑造当前区块的哈希,使得该哈希与自己拥有交易的ID有更好的相似性,从而为自己下一次的竞争获得优势。6 z) G  O5 L, @% u3 }% i
这就是哈希塑造,一种不可接受的作弊行为。如果诱惑力足够,出现专业的作弊矿机是可以预期的。
& ?% {' I/ G9 s+ o- v; E0 P解决办法:5 T  P' ?; v) W! ^$ h8 j8 C9 g: k7 \! p
对于第一种交易ID的塑造,仅仅适用于末端 10个 区块里的交易,所以简单的排除这10个区块参与铸造竞争即可。
: F5 q  s- p4 k! ?2 A: o8 P对于第二种反向匹配交易ID的区块哈希塑造,虽然它的发生受限于 只能是那个已经胜出的区块的铸造者,但如果攻击者的哈希算力足够,他就可能从基础层面获得优势,持续胜出甚至锁定胜负。
( }( \6 E: ~0 F: Q% }, X因此需要设计更细致的规则来制约:; W# S* R& `7 l" {  a9 p
最低交易数量:区块包含的交易数量必须占到可进入区块总交易数的 70% 以上。这可以压缩攻击者塑造区块哈希的可用时间。
& y7 ?( e3 n7 g- Z; l动态性和模糊性:择优池前 3位 不参与铸造竞争。攻击者会因此而失去塑造的趋近判断(不是最近就好),而择优池是动态的。
. x9 ]8 `/ a+ y- M. f确定性的消减:在一级哈希相似性筛选中增加一个子级筛选:即时哈希。消减哈希相似性的「胜选确定性」,消磨作弊者的动力(见后)。0 c& U9 Z2 [: b  J5 }3 G8 ?
择优池凭证; m- q6 @2 A; |; L* P% R
择优池是一种局部的逻辑,为了可验证,可用择优池中 前3名 为代表,用它们的定位信息(3x36=108字节)作为择优池凭证。择优池凭证和铸造者签名信息会包含在 Coinbase 交易中,这大概会增加约300字节的数据量。
' y  [0 N" e- l8 \这样的设计可以提高攻击者的门槛:如果攻击者要构造一条竞争支链,除了自身需要有足够权重的哈希相似性外,还需要对每一个区块寻找3名权重更高的铸造候选者为凭证,而这显然是一个很高的门槛。
1 v6 `/ ?& q& w( [* ~3 I* t微调评选规则
  I2 N2 I/ C3 `择优池中 前3名 不参与铸造竞争,对于之后的 97位 候选者,取当前活跃的 前4名 作为初选结果。
2 v) F" F% j- X7 w) D这4名初选者按「即时哈希」进一步筛选,取值最小的 2位 为决胜者进入币权的二级评选,规则同前。7 ]* Q( {+ y. z8 V
即时哈希算法伪代码:
8 k/ W5 h% b+ V+ C2 ]Code:
( k3 H: m% w9 J; U4 Q) @2 |6 D// 当前确定的108字节。
! Z3 W+ s- ?$ G' C- J/ G4 n; avar base = 择优池凭证
, c4 w8 j3 V" q; D6 o// 活跃的前4名是平等的,更优的哈希相似性没有意义。& f" E4 I4 U( z8 m
var h1 []byte = Hash256( base + 活跃者1交易ID )
0 D4 `+ H4 F( b8 g1 E) i0 V2 |$ ivar h2 []byte = Hash256( base + 活跃者2交易ID )
$ J$ r# p/ ~4 G0 m$ |var h3 []byte = Hash256( base + 活跃者3交易ID )
% D( P6 j5 o; ]  |var h4 []byte = Hash256( base + 活跃者4交易ID )" e# J- w$ j5 g) `$ l6 b! n
queue := sort(h1, h2, h3, h4)
! f# r9 |+ x8 g  Q7 ], E  Lreturn queue[0], queue[1] // 选取两名值小者获胜
. N& d4 i1 a6 A# E. P0 |末端活跃区块
8 w% Q  W; e3 J$ b! q: n* e区块不能收录未来的交易(按时间戳计算),这是一个基本设计。铸造者没有理由等待,新区块通常会在预定的时间(6分钟的间隔时间点)开始创建。区块的创建、广播和验证都需要时间,这里作如下规定:新区块的创建和广播可延长至下一区块时段内的前 3分钟,之后节点不再接受新的区块。" |6 M; V( q+ [3 b$ A7 x1 `
在择优池中排前的候选者不一定持续活跃,虽然概率不高,但逻辑上这是动态的,因此新区块并不能在准确的时间点确定。随着变化,优胜者可能改变,新区块也会随之变更,这种动态的变化可称之为「活跃」。& ~# g0 c$ [! O( l2 u( P
区块的广播抵达和区块数据的同步完成不是同一个概念,只要可验证的区块证明抵达全网,区块的数据同步可延续到下一区块时段完整的6分钟。考虑可靠性冗余,同步的区块可以不止一个,候选的次优区块也应当伴随,如果最终发现最优区块里有无效交易,次优区块就可以被考虑了。' u+ f: K7 X9 @" J! N' ?
优势与不足
( P6 S5 [) B& K; C& M7 F4 S1 T) f$ g基于历史交易ID和区块的哈希随机性,用概率的方式评选区块,没有工作量证明(PoW)的能源浪费。
& h! U/ w. u7 B+ [0 ]  L次级的币权筛选因子受到很大的限定,可以认为基本上不存在权益证明(PoS,起源于Peercoin)模式下富者越富的问题。; n0 P( a5 @- b  N# H
自由的直接筛选,不需要委托权益证明(DPoS,由BitShares发明) 的选举流程,更接近自然的去中心化形式。
7 O' p! G8 v; n; e/ R+ ?- h固定的出块时间间隔使得区块拥有可预测性,时间因子的价值更容易被开发利用。; s* s! ^+ \' Y7 ]. o
每一笔交易中需要包含铸造委托定义和主链绑定标记,会多出 53+32 字节与交易逻辑无关的额外数据。
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