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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). R0 Z) l" U: D+ v/ ^( ]
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。  O4 ]) A$ o% T6 v: F3 n$ 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。
# w. b+ a1 U* }. W- b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。- N8 F6 i- Q1 C0 G1 O* ^8 o
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。4 L6 @# ?' C( A3 _# i$ h* T/ o
这样的设计有如下优点:* S& y3 M' z4 k5 {3 c/ T
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。
, Q4 d# \' {. D0 r2 {( X: R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。) s3 W( M6 g# w( d  w
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。; W. c  y3 s5 M) 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。
, W8 d; C( h' V1 d: U8 X6 n& G; w对铸造者的约束
6 `4 @0 u& l  y+ N5 y! O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:- w8 y* u% F! `. l8 J+ `) D( m, i
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。* B: A1 B$ w  i0 R
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。
$ F% {' N5 c( }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。
$ U2 S/ E* P9 g9 F7 J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」。& i4 O2 ~2 {* l/ ~
一级筛选:哈希相似性9 j$ X, ?! h9 F" N- T% F7 @! _0 Q1 H
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。( t& {8 E; S& s: J
算法伪代码:/ ?6 x4 s. ~4 u* I
Code:
, d% U/ c  J0 ?0 I% ], P// 铸凭哈希:
4 M; @# u$ s! u1 Y# A5 q// 加入当前区块高度(4字节)获得定位约束。0 N) ?. X. i% L0 L
// 双倍ID与下面单ID形成交错约束。( e6 `7 _2 e- w3 R8 g% h* k' L2 e- s1 X; m
var h1 []byte = Hash512( 交易ID + 当前高度 + 交易ID )4 S- {+ A7 |: M# A. l6 F* Z
// 对比哈希:
7 W, X# Y' C4 b5 H6 J# ?// 加入铸凭哈希(h1)获得关联性约束。- U# c; P9 v8 ]
// 加入交易ID与前面形成嵌套的交错约束。3 G: G* t5 m, j0 E2 Q
var h0 []byte = Hash512( -11号区块哈希 + h1 + 交易ID )
% _2 [( n$ Y, e' @8 o3 ^// 相位差和计算(哈希空间压缩)。+ Q" f) H4 h0 V9 w  f* |3 u
// 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。
( q: \; S; p( ~* `( avar sum int64
, n0 [. H7 G4 m% {" ofor n:=0; n/ b- G0 ~  a" W/ T5 S
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。, n# v2 P7 ]9 F& c  }
二级筛选:币权
2 I. X" c( P: s( E2 J. R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。1 C  ~( |( X6 R2 p. B1 `% w
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。
- C9 X8 g# \/ D! d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。' j6 i# H9 x' D
三级筛选:最终唯一性1 H) C0 I/ d0 p6 v  ^/ P
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。! e) J* p- C7 }6 e
铸造委托4 T4 C. ]% U/ D
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。7 U2 w5 z& c6 Z. Y: K
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:
0 n/ |  _0 X& q. V' V  r. ?9 i6 f; Q0 v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。: l9 _2 }9 G$ E/ H; E
分成定义:定义铸造地址与收益地址的分成比例。8 n; i2 }; F% x
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。3 g  A. ]; o+ U. l  N
根据分成定义值的不同,收益分成实际上有三种模式:+ r0 M$ q2 l" A0 F2 ]* N# h
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。! c" D: q& I/ E6 n; a
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。
; }/ E- Q: C" x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。4 E! i5 F/ Z+ A" y' o& D, B
交易头
: C9 k1 v( [/ \# |+ C* N  s+ Q* }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。
9 k& w; n0 {& r$ H6 a# `! [交易头伪代码(合计 97+32 字节):
3 K0 V7 c7 x$ y7 Z/ X, q( F+ ZCode: (go)! y7 B: Y/ u- t! z+ K8 H
TxHeader {
0 k# g6 S. F- Z9 R    Version    int32     // 版本7 W/ [% E- }' ]. B6 E& g
    Timestamp  int64     // 交易时间戳。可设定为未来时间
) e# T  ~) c8 E" y1 }3 F; c. [    BlockClue  [20]byte  // 历史标记3 K/ m4 S$ O8 p; a, u5 H
    Minter     Address   // 铸造地址,32字节  y1 v0 N% W- n  x5 [& Q* r
    Scale      uint8     // 收益地址分成(x/255)
0 O7 n8 I* L& o0 G/ d. N    Staker     Address   // 收益地址,32字节,可选
1 Y6 @) G$ \/ L    HashBody   Hash256   // 交易数据体哈希,由输入序列和输出序列合并而来. @1 d3 Q4 ^( v
}" @5 M+ x7 A( n. R! n8 m
附:交易的末端区块与历史标记
  ~- j, I$ C. }* d: N) w/ }* Q! J# }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。
  ~6 |0 P$ K* j! o# S" ]( y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。: O* L( M+ T% e
安全性
1 w3 r' [4 `6 L( q7 ]" s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。1 W# p. t0 `1 d: p1 e
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。: [) Z' [4 l7 h5 G
铸造者的预选与同步. }' [# A+ |! `) I  d/ C) O
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。
$ h+ J; l9 {  o4 L0 z0 ]6 ]& \择优池
/ X8 y# l. ]8 X: 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。5 p9 b: a. z, r/ W
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。
9 ~" k" |0 p7 I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。, q/ t0 T& c7 K( @/ ]
避免分区
1 j  o7 x, E2 h' `& z8 l$ f# BP2P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。. X1 c( _2 V5 `- D& R. b3 E4 n
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。" b. t! k# ^0 g( h7 R( L. M# @
择优池同步* r9 b8 ]2 l8 p9 z) r
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 {) V& B  e" b2 ]7 y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:& N* B1 `  y4 v3 @; [3 B- K
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。) }6 M( C+ ^. O5 l) W0 O
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。
2 Q# {- {2 m( q% G6 d* r# K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。
- ^' A: H( P+ b' k: L  N. o: O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:
- {& L4 p, r# A( n- j% z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。7 r5 S; z! N6 j, u! v- k% t
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)。* T2 }& _; M5 w& ]4 l  p$ o( E
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。
) S: \3 [8 q: V+ [) L' v铸造者的最终评选0 [/ E+ ?6 Z$ R$ T' ?/ U
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。
# d# w0 e) C/ k* t6 X  @哈希塑造
4 E9 d( G( A$ I  s7 X8 w8 A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):$ k$ i& ]" I0 F' o0 e
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)。
- H0 M) `$ P2 }  H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。2 Z1 ]2 a- I) {3 s0 D, k" K
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。0 J7 J8 O$ E3 ]' ?/ L2 Q2 d
解决办法:
2 m7 J* _) I! V4 z& Z; P$ o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。
# v; g/ Q' E8 s/ k! z+ S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。& R9 i. o3 |6 _' Q7 I" @
因此需要设计更细致的规则来制约:# `' ^/ G2 s* ~+ 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。4 k+ Q% R: C0 v- s
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。
3 P2 f" K8 |6 D5 v, ^0 `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)。- h3 n: r6 E$ m- c6 |. Q+ l- u
择优池凭证
' S6 M7 g; f- ~3 w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。/ l3 [6 |0 _8 J/ M) j$ p
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。' i4 h/ a7 U( Q& l. D  r0 i
微调评选规则
; B. r& N& \3 n7 T6 |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。  k0 n1 Y6 j7 n) T
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。
8 g$ h% N# `& R  D即时哈希算法伪代码:
$ o$ B7 p1 }' l; ICode:4 `, L; D0 K7 ~* q, M+ e0 T
// 当前确定的108字节。
& X0 ~( T; ~* w% ]& u: X  w. tvar base = 择优池凭证
* F  s7 `; X9 K1 g4 K  [// 活跃的前4名是平等的,更优的哈希相似性没有意义。
7 n- c6 q, \& ~" F) r6 Zvar h1 []byte = Hash256( base + 活跃者1交易ID )
5 d# e2 j( z- O  s; Q! Ovar h2 []byte = Hash256( base + 活跃者2交易ID )
. K) Y# [) ~: g0 }, S* w2 `( Evar h3 []byte = Hash256( base + 活跃者3交易ID )/ _) w1 A5 d7 w5 }! k. X
var h4 []byte = Hash256( base + 活跃者4交易ID )
4 ~& r1 t. h: X5 w# M, D6 [queue := sort(h1, h2, h3, h4)
/ f! m- Q! p& ~; J5 k4 _+ |: ]return queue[0], queue[1] // 选取两名值小者获胜4 E# x- N) ]. T
末端活跃区块$ z7 r3 n6 A/ G- k6 t. O7 s
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。" p% E  P" Q2 X# Z; ~# r) q% F5 K
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」。
! k! o* S! L& C/ _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。5 a' C3 F( w4 m: E! K9 h% c
优势与不足1 v  _; r+ I# B  ?: R: W5 B, }2 `
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。: u- |4 \% \- X# {6 q' y
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。/ _4 H& Y/ z! e& q
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。% r7 u$ g: D- P& Y
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。2 J3 H: W; U, G$ ?( v
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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