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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)) _8 L2 m; M+ P$ T1 z7 O4 E1 |
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。7 {4 t& f6 U$ S1 }/ \
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。. C! v: m; J, R( T
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。
$ X/ S/ P! _; F- r% T4 s6 c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。
# x& ?6 `6 I( U3 |1 H8 f3 o0 d这样的设计有如下优点:; E: m, g5 F4 i( i  g
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。' i* k: H" R" `: a/ f6 M4 w! U* B
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。
6 k0 E; q$ U3 p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。" m& r0 d4 I* H& C( g' L; I
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。
9 B5 A8 L  {9 P+ w对铸造者的约束) S$ w. e: i+ 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:$ }+ [. M  V# t
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。
. E7 V6 s  F) g5 S) C, f0 t, E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。
. Y' G8 y& p& \8 @- G" Q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。9 a+ c; ^5 J* L; l& Q+ _
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」。
, m% n1 `0 Z; F, `一级筛选:哈希相似性7 H4 L+ Z& @1 c
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。2 O( t, J4 ~: r1 I9 Q! J
算法伪代码:
: J' {- V, x: W5 B6 JCode:
0 j2 j" _: c  {/ A. D// 铸凭哈希:
3 h7 ~3 v4 ~! }7 Q, Q$ a// 加入当前区块高度(4字节)获得定位约束。
+ o' k1 U( _& c# @% |6 {// 双倍ID与下面单ID形成交错约束。
8 J5 _( k6 x" h8 L( n4 u3 y, pvar h1 []byte = Hash512( 交易ID + 当前高度 + 交易ID )
, Q3 [1 E/ V( J. |* J3 s7 D5 l  N// 对比哈希:' ~' [  i. a9 p) W& G
// 加入铸凭哈希(h1)获得关联性约束。
* F# t7 i+ ^% @8 G! |) t. E// 加入交易ID与前面形成嵌套的交错约束。/ z3 C* y0 i9 G. s
var h0 []byte = Hash512( -11号区块哈希 + h1 + 交易ID )# V$ w2 B* L) z% g' o
// 相位差和计算(哈希空间压缩)。
3 L7 J3 B1 I1 A// 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。
. F1 ?7 x/ Z+ O9 l7 O6 Tvar sum int64( X+ K) b* Z' ?% U" K
for n:=0; n0 N$ j# L; ^# O* p: v+ g4 Q
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。
$ M. g" j4 t8 t3 S二级筛选:币权
% s( N! n6 R5 h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。9 G/ o+ @' w7 ]- Y4 L# u9 z
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。
  x# f. {) x# b. R8 V3 u% |; v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。
" T" G. F% x& y; f% k1 l三级筛选:最终唯一性
) ^+ i9 K" A, [4 ^2 ~% s0 B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。3 z+ l& A  x8 t  K
铸造委托
" K" \; [- O/ d6 n) 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。$ X! c: W% k3 j+ k/ q! N4 d4 \' e
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:
+ F% n4 r1 q. N: O8 H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。) a5 {4 F. n5 C1 K6 w$ \) N+ m% V
分成定义:定义铸造地址与收益地址的分成比例。
2 ]' p0 `0 T. ^  V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。! b" t& P6 _4 |7 z; I! m, d* p
根据分成定义值的不同,收益分成实际上有三种模式:+ D: ^# s+ b: ?! [
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。
, y5 X/ E: x' e4 H$ d7 i) w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。/ d1 ]3 i/ m, ]+ J
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。
7 y6 x0 i# S8 F3 C, g( |交易头2 c1 _6 S% ~2 V# o
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。
* k$ R- P( X6 V" \交易头伪代码(合计 97+32 字节):
& V% B* V% n( p4 e3 E1 QCode: (go)
: K9 {) A" w7 a# fTxHeader {/ {, K* `0 `) o. A' Z: n
    Version    int32     // 版本
+ R9 Z6 l, ?5 G0 T! S8 e, h    Timestamp  int64     // 交易时间戳。可设定为未来时间7 u* S) o9 @3 L/ _
    BlockClue  [20]byte  // 历史标记4 k4 L3 B' V/ ]2 u+ Q7 ]
    Minter     Address   // 铸造地址,32字节+ M. B" m( Y( e. s- |( ]
    Scale      uint8     // 收益地址分成(x/255)
: h# H; R' {) c- ?2 I0 e8 Q2 a) e( C% W    Staker     Address   // 收益地址,32字节,可选) [7 J5 X1 ~9 Q5 \
    HashBody   Hash256   // 交易数据体哈希,由输入序列和输出序列合并而来$ [% X) v% I5 [% Y5 j1 y
}
! \0 u# G2 |4 _& H: E  M附:交易的末端区块与历史标记7 P2 p; Q' V' O" U
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。) i* x7 ]- q- A+ o; j  @
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。
  J0 ~  v- W; U& G安全性5 c5 ~1 ]5 ^0 c/ R
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。
  D- Q: {! _% N+ k: ?, q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& f. v7 ^0 R/ x% |9 F% t铸造者的预选与同步1 ^4 |0 E9 O/ a  y4 X: O; c
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。: ^0 h# t9 D6 M8 p7 N& d7 n! k
择优池! z$ y- M2 B9 R# P' u
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。
& q0 V# T: `" D; f+ u. h1 C& F- A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。
- K0 ]- k+ l% R# [3 i) E/ ~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。  k( ?8 A0 S1 @5 T
避免分区$ E3 \. z: N* D* s9 Y
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。7 ]0 h- Z! T  l' e: I; ?. ^( |4 h9 P
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。
) `- c1 J4 ~" y9 i  g' {) O2 m择优池同步2 s9 h' L1 {1 s6 i2 m2 w  [- K
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。
5 r1 r) E; ?# q6 o) k3 N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:# t8 f9 p9 s7 W. ]/ c# r
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 ~8 j9 {- J& I2 x
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。4 M/ B+ \( n/ U& T+ 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。
& M/ E/ p" j0 d" K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:4 I" p, W7 g# x  [' c
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。
; c0 I4 U( G! E( F3 O( Y( I$ s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)。
- L9 a1 H7 D+ j8 O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。
" @& a& S: `( F, V/ k铸造者的最终评选4 j+ M) H1 h( ^, K, p
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。0 \% u: A& Y% a
哈希塑造% f" B8 V' x7 M' s2 Q! q  {! ~
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):
, y2 x9 a: n. \! x% r" l2 q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)。
, l7 N- r& {! k  S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 \/ a8 i& Y( d/ X" y  P
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。
: t& T' D) ?9 g! a9 [& b1 x解决办法:
: _8 y2 b) e/ K' ]6 J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。
2 T- h' K# L/ h" B. r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。
! R8 b7 c% r, e  [因此需要设计更细致的规则来制约:
# i: x' E1 T3 ?3 W) Z1 ~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。2 p1 J; ]3 X6 F7 Q) @1 [5 c- K
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。; H6 |/ y+ `, v/ J, Q1 c( U9 W
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)。: p7 ^. W4 Q% K0 H$ S5 g
择优池凭证6 w! ?, }. o1 @( L5 j
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。
4 a* p+ L& @' u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。; V1 \. z9 |( v  r& \2 w) J
微调评选规则
; c2 q2 I2 w5 k$ R& u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。# q, o8 p0 s" V' ?% {2 u
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。
$ p4 u; B: b0 B! }! K; z即时哈希算法伪代码:/ V' L6 U  k) G
Code:) i# o9 i* E6 m' m) ^5 Z
// 当前确定的108字节。. \5 N! u/ p! G5 u+ M
var base = 择优池凭证2 E4 c5 V7 \' `+ b" X
// 活跃的前4名是平等的,更优的哈希相似性没有意义。
1 S% T$ x" |4 _- N7 \, H. ]* _var h1 []byte = Hash256( base + 活跃者1交易ID )
9 |* f3 T5 K% h- _, A# `  s1 R' hvar h2 []byte = Hash256( base + 活跃者2交易ID )7 P9 @9 d  ~: B- {6 R3 f
var h3 []byte = Hash256( base + 活跃者3交易ID )9 o9 C! a! ?9 ^
var h4 []byte = Hash256( base + 活跃者4交易ID )5 b5 t2 k0 M  a7 M2 _4 H/ G
queue := sort(h1, h2, h3, h4)
. h6 c6 @' U2 h$ f. Mreturn queue[0], queue[1] // 选取两名值小者获胜
+ ^$ j' _3 y0 X! S/ Y1 @末端活跃区块
& Z1 K, F, Y" ?5 I$ h1 W1 q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。7 B- H- P( B( @, L% _5 Y
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」。9 W# L& W/ j2 Z6 d# V& j
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。" X7 u1 x8 t* ~% P7 R: P" g+ W
优势与不足
( Y- |9 ]' O. Y7 b& |6 h% t& `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。) J, Z6 @/ f& \2 C# K8 n+ p  C
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。& I: r, G8 S' n3 C, A% v9 o
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。
" N5 S) W- M- g0 I0 w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。% W, [0 ^1 I# @9 N
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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