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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)
5 u4 q# |5 f: N! B! O; @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。
5 \8 S7 q% e$ r% f: J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。& M' \2 Z9 |/ ]2 s5 E: ?5 V3 `1 s/ G
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。
4 ?/ `/ l8 {3 P. w; k, s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。) F5 N2 l) ]6 A$ ], `/ P2 g
这样的设计有如下优点:
4 E  p+ Q9 w2 v8 z8 H" f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。) U/ ~0 C% W" T! p8 Q. ?2 n' }. X  e
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。
: D5 X- d" I2 Z# f7 G! ~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。9 `% N  n5 b& }2 O+ u0 L+ D8 E
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。
8 a9 T# s" y, V$ Y& S3 \+ x对铸造者的约束( s, V, C+ q" s' N/ a1 ^9 \0 |
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:# o9 i  M4 p$ X/ k
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。
2 d4 H2 }& ]) d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。
3 f! m7 U+ d. z# n' H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。) t5 b3 ~+ W2 ?% V8 {
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」。
: e2 L. {3 R' o+ u一级筛选:哈希相似性' w9 u: [1 Y* m8 P
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。/ N! |& A. }8 Z$ c* J  f/ Z; o% ?
算法伪代码:* Q( y/ n) a& N: i5 L
Code:
* e0 e1 C! K6 o* B  e! A// 铸凭哈希:
# `  O: L5 s* {- g" H" J3 u; \// 加入当前区块高度(4字节)获得定位约束。
* v* D. ^" v  G6 q2 p0 }// 双倍ID与下面单ID形成交错约束。" j  k6 ~$ [8 L" I
var h1 []byte = Hash512( 交易ID + 当前高度 + 交易ID ). `4 s+ N2 e. ^- W1 C  n
// 对比哈希:
! N. }. W  O% i9 Q. u8 f// 加入铸凭哈希(h1)获得关联性约束。0 S+ E' P; D8 j5 M. o0 K
// 加入交易ID与前面形成嵌套的交错约束。( ?5 @- n9 t- u$ R: A
var h0 []byte = Hash512( -11号区块哈希 + h1 + 交易ID )
3 T" z) Z* s3 j: b) X# e+ @// 相位差和计算(哈希空间压缩)。) S% ]* ]: e' G1 _
// 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。; h6 b* f+ X5 I6 w
var sum int64
8 ~4 d' }7 L7 |1 V3 L: `for n:=0; n
: T( {$ t% _9 l% {" c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。
6 ^- s: U4 W1 t5 _二级筛选:币权/ \% e* H- w, [
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。
0 C4 J( M9 a0 E4 r2 L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。' C! t; x5 P+ Z# u+ L& m( 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。) e3 A& }% _8 W0 h1 R2 \# ~
三级筛选:最终唯一性! Q( ~8 N% g; s. [' x( z- X6 [
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。
+ I7 G- c$ p' z4 P铸造委托
$ q6 v& M+ {" C- K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。& m+ p/ Z6 f2 t/ m
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:
, B( y4 {; b2 p2 ?0 a; 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。
5 Q, m- ~) i7 b分成定义:定义铸造地址与收益地址的分成比例。
8 Y; Q. s$ p  u8 f/ Y! _: ~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。
$ R$ O, A0 z0 n# F3 r根据分成定义值的不同,收益分成实际上有三种模式:& }* |( D, O( c, q" p( f
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。4 d$ I: P+ J6 W$ z
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。' _7 t7 X! E8 p, u+ `
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 d8 r( d. v) L" }* C
交易头# U/ p% h8 k" z1 E9 l& F
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。& Q' z: H  E/ q3 _( [* W
交易头伪代码(合计 97+32 字节):
% B: ?' }  e; @4 CCode: (go)
/ M; l" d4 `" W3 sTxHeader {& k/ T' k$ ~, x+ `# V. V9 n1 l
    Version    int32     // 版本! j. i7 y8 K7 e8 i- y
    Timestamp  int64     // 交易时间戳。可设定为未来时间
5 G- Y' C1 l- Y, v* `    BlockClue  [20]byte  // 历史标记
9 b' H- N' E! Z, A    Minter     Address   // 铸造地址,32字节7 {( W7 a  ]7 Z6 i& y' [
    Scale      uint8     // 收益地址分成(x/255)
, ?) L: G+ u! ]: ^, O) j8 o: f" ~6 E    Staker     Address   // 收益地址,32字节,可选
( I4 o6 V# ^6 B+ I. C0 M    HashBody   Hash256   // 交易数据体哈希,由输入序列和输出序列合并而来
  N- M  ?4 Q; D! I, }}
+ m9 S' f. ~5 e& g  j附:交易的末端区块与历史标记; f( _4 \( a: K
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。, x4 F1 P. T3 m5 t' }$ r
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。/ s) S1 `1 k0 F: d7 t& r
安全性/ d, r$ Y- ~. \
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。. [- ~) \2 ?# D, A9 l, @
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。" |! h! j; ^: Q/ {) o) ?1 z* w8 Q
铸造者的预选与同步$ Z" h% o) B2 _# u  n+ ]
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。
6 M* L3 ?. j8 N6 R3 H  h择优池5 {- S' y2 O+ L' 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。
$ B; @  G. [9 r! F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。! ^5 x: e/ N7 j6 D. b7 D
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。0 X7 H9 c9 x$ ^$ A! `% h
避免分区0 n" ]0 V# l. ^* o1 [2 q3 O
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。, V- N: b1 T! Z& J2 c: V+ J- z
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。
& j" e0 Y/ n  j+ {  U9 q9 U择优池同步
( t* C* q: p, N0 q1 j: F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。% T7 M! b" b, v) N4 w; ^/ e
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:
: S4 n  \& R! X  y( q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。5 l7 w7 t0 A: s* X( ]/ _+ E& W4 J
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。
/ _  v: Q& }9 E$ O6 o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。  P$ \( `% M1 a+ P# k3 c
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:, a  V3 g- F5 Q8 ^2 w
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。# G0 l+ H) G, t. p; 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)。
7 L7 y' F3 f6 j! m) Z3 t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。
. l" p) q: K9 q铸造者的最终评选
/ ^* a! K7 s$ {1 m$ `* V+ d0 C) q/ D' [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。
' k" v! {0 f8 H. E! e+ I2 z7 }哈希塑造: y, @6 i) {2 v: h; }- {
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):( C3 ?' x  ?' O- _. D
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)。# k# N7 g& S7 X6 Q
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。
3 k8 p5 H/ \4 f4 ^0 |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。7 c0 W  u2 i6 ~9 }" T
解决办法:& N! V  I! k/ P: y4 D) a
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。& [5 ]& h% o" d
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。
; Q/ V2 R& `9 S: h因此需要设计更细致的规则来制约:, x: G( y5 u+ P0 V0 K3 d
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。
# [0 i* ]9 B, K1 G4 M/ [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。
  v/ L  H  z/ Z& {8 r. t+ g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)。
7 `/ V/ ?* \0 B% _9 D, h9 X( T择优池凭证
* e; I1 y! W( u2 |0 P+ E, L. |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。
7 t2 o! o+ ^* _8 a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。
" a5 U, ^  Q! W微调评选规则
$ N  S$ W. }6 O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。
. X( {: l3 B5 }2 H+ _# l% L+ X) w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。
% d! y8 T1 |) T0 F( M- k即时哈希算法伪代码:
: G* T8 M: I5 c! x6 l3 t. Z8 F2 C: JCode:
) M7 _, W  r: A" J// 当前确定的108字节。# Z) O# n7 u" W4 B  t* _
var base = 择优池凭证0 H3 H# h3 {3 |2 u
// 活跃的前4名是平等的,更优的哈希相似性没有意义。% ]7 n! B0 {  L) ]( [$ x4 r
var h1 []byte = Hash256( base + 活跃者1交易ID ): Z7 K5 M1 Z7 O
var h2 []byte = Hash256( base + 活跃者2交易ID )
: \6 r" u7 f( Ovar h3 []byte = Hash256( base + 活跃者3交易ID )
( x% z2 w4 n5 ]9 z7 t5 Jvar h4 []byte = Hash256( base + 活跃者4交易ID )
; j* K# u4 u3 u- M$ k$ Xqueue := sort(h1, h2, h3, h4)
0 i. z7 c+ U0 D7 H* ?" h% Hreturn queue[0], queue[1] // 选取两名值小者获胜
& I- |6 z& f, `' `7 g末端活跃区块2 _. j' T1 h. W0 h( O
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。
) M- W! d- f, V9 U% T* h% L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」。4 `1 A1 Q& S+ c  m" b0 Z& O
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。
) ~2 V8 p6 _% g, {9 o优势与不足
6 j3 w% L0 Z- S: p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。
: {' s' m3 m$ Q* m3 i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。8 G8 y) U5 Q' D2 O, r" l0 e9 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。
; G) y  ~  E$ B* [! L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。" G& T# j4 Q, j0 ?
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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