Bitcoin: Sistem Uang Elektronik Peer-to-Peer
Abstract
Una version puramente peer-to-peer de dinero electronico permitiria enviar pagos en linea directamente de una parte a otra sin pasar por una institucion financiera. Las firmas digitales proporcionan parte de la solucion, pero los principales beneficios se pierden si todavia se requiere un tercero de confianza para prevenir el doble gasto. Proponemos una solucion al problema del doble gasto utilizando una red peer-to-peer. La red marca temporalmente las transacciones al incluirlas mediante hash en una cadena continua de proof-of-work basada en hash, formando un registro que no puede ser modificado sin rehacer el proof-of-work. La cadena mas larga no solo sirve como prueba de la secuencia de eventos presenciados, sino como prueba de que proviene del mayor conjunto de poder de CPU. Mientras la mayoria del poder de CPU este controlado por nodos que no cooperan para atacar la red, generaran la cadena mas larga y superaran a los atacantes. La red en si requiere una estructura minima. Los mensajes se transmiten con base en el mejor esfuerzo, y los nodos pueden abandonar y reincorporarse a la red a voluntad, aceptando la cadena de proof-of-work mas larga como prueba de lo que ocurrio mientras estuvieron ausentes.
Abstract
Sebuah versi murni peer-to-peer dari uang elektronik akan memungkinkan pembayaran online dikirim langsung dari satu pihak ke pihak lain tanpa melalui lembaga keuangan. Tanda tangan digital menyediakan sebagian dari solusi, tetapi manfaat utama akan hilang jika pihak ketiga yang tepercaya masih diperlukan untuk mencegah double-spending. Kami mengusulkan solusi untuk masalah double-spending menggunakan jaringan peer-to-peer. Jaringan memberi cap waktu pada transaksi dengan melakukan hash ke dalam rantai proof-of-work berbasis hash yang berkelanjutan, membentuk catatan yang tidak dapat diubah tanpa mengulang proof-of-work. Rantai terpanjang tidak hanya berfungsi sebagai bukti urutan peristiwa yang disaksikan, tetapi juga bukti bahwa rantai tersebut berasal dari kumpulan daya CPU terbesar. Selama mayoritas daya CPU dikendalikan oleh node yang tidak bekerja sama untuk menyerang jaringan, mereka akan menghasilkan rantai terpanjang dan mengungguli penyerang. Jaringan itu sendiri memerlukan struktur minimal. Pesan disiarkan berdasarkan upaya terbaik, dan node dapat meninggalkan dan bergabung kembali dengan jaringan sesuka hati, menerima rantai proof-of-work terpanjang sebagai bukti atas apa yang terjadi saat mereka pergi.
Introduction
El comercio en Internet ha llegado a depender casi exclusivamente de instituciones financieras que sirven como terceros de confianza para procesar pagos electronicos. Si bien el sistema funciona suficientemente bien para la mayoria de las transacciones, todavia adolece de las debilidades inherentes del modelo basado en la confianza. Las transacciones completamente irreversibles no son realmente posibles, ya que las instituciones financieras no pueden evitar mediar en disputas. El costo de la mediacion aumenta los costos de transaccion, limitando el tamano minimo practico de la transaccion y eliminando la posibilidad de pequenas transacciones casuales, y existe un costo mas amplio en la perdida de la capacidad de realizar pagos irreversibles por servicios irreversibles. Con la posibilidad de reversion, la necesidad de confianza se extiende. Los comerciantes deben desconfiar de sus clientes, solicitandoles mas informacion de la que de otro modo necesitarian. Un cierto porcentaje de fraude se acepta como inevitable. Estos costos e incertidumbres de pago pueden evitarse en persona utilizando moneda fisica, pero no existe ningun mecanismo para realizar pagos a traves de un canal de comunicacion sin un tercero de confianza.
Lo que se necesita es un sistema de pago electronico basado en prueba criptografica en lugar de confianza, que permita a dos partes dispuestas realizar transacciones directamente entre si sin la necesidad de un tercero de confianza. Las transacciones que son computacionalmente impracticas de revertir protegerian a los vendedores del fraude, y mecanismos rutinarios de deposito en garantia podrian implementarse facilmente para proteger a los compradores. En este documento, proponemos una solucion al problema del doble gasto utilizando un servidor de marcas de tiempo distribuido peer-to-peer para generar prueba computacional del orden cronologico de las transacciones. El sistema es seguro mientras los nodos honestos controlen colectivamente mas poder de CPU que cualquier grupo cooperante de nodos atacantes.
Introduction
Perdagangan di Internet telah bergantung hampir sepenuhnya pada lembaga keuangan yang bertindak sebagai pihak ketiga tepercaya untuk memproses pembayaran elektronik. Meskipun sistem ini berfungsi cukup baik untuk sebagian besar transaksi, sistem ini masih mengalami kelemahan bawaan dari model berbasis kepercayaan. Transaksi yang benar-benar tidak dapat dibatalkan sebenarnya tidak mungkin dilakukan, karena lembaga keuangan tidak dapat menghindari mediasi sengketa. Biaya mediasi meningkatkan biaya transaksi, membatasi ukuran transaksi minimum yang praktis dan menghilangkan kemungkinan transaksi kecil kasual, dan ada biaya yang lebih luas dalam hilangnya kemampuan untuk melakukan pembayaran yang tidak dapat dibatalkan untuk layanan yang tidak dapat dibatalkan. Dengan kemungkinan pembatalan, kebutuhan akan kepercayaan menyebar. Pedagang harus waspada terhadap pelanggan mereka, mengganggu mereka untuk mendapatkan lebih banyak informasi daripada yang seharusnya mereka butuhkan. Persentase tertentu dari penipuan diterima sebagai hal yang tidak dapat dihindari. Biaya-biaya dan ketidakpastian pembayaran ini dapat dihindari secara langsung dengan menggunakan mata uang fisik, tetapi tidak ada mekanisme yang ada untuk melakukan pembayaran melalui saluran komunikasi tanpa pihak yang tepercaya.
Yang dibutuhkan adalah sistem pembayaran elektronik berdasarkan bukti kriptografi alih-alih kepercayaan, yang memungkinkan dua pihak yang bersedia untuk bertransaksi langsung satu sama lain tanpa memerlukan pihak ketiga yang tepercaya. Transaksi yang secara komputasional tidak praktis untuk dibatalkan akan melindungi penjual dari penipuan, dan mekanisme escrow rutin dapat dengan mudah diimplementasikan untuk melindungi pembeli. Dalam makalah ini, kami mengusulkan solusi untuk masalah double-spending menggunakan server cap waktu terdistribusi peer-to-peer untuk menghasilkan bukti komputasional dari urutan kronologis transaksi. Sistem ini aman selama node jujur secara kolektif mengendalikan lebih banyak daya CPU daripada kelompok node penyerang mana pun yang bekerja sama.
Transactions
Definimos una moneda electronica como una cadena de firmas digitales. Cada propietario transfiere la moneda al siguiente firmando digitalmente un hash de la transaccion anterior y la clave publica del siguiente propietario, y anadiendo estos al final de la moneda. Un beneficiario puede verificar las firmas para verificar la cadena de propiedad.
El problema, por supuesto, es que el beneficiario no puede verificar que uno de los propietarios no haya gastado doblemente la moneda. Una solucion comun es introducir una autoridad central de confianza, o casa de moneda, que verifique cada transaccion en busca de doble gasto. Despues de cada transaccion, la moneda debe ser devuelta a la casa de moneda para emitir una nueva moneda, y solo las monedas emitidas directamente por la casa de moneda son confiables de no haber sido doblemente gastadas. El problema con esta solucion es que el destino de todo el sistema monetario depende de la empresa que administra la casa de moneda, y cada transaccion debe pasar por ella, igual que un banco.
Necesitamos una forma para que el beneficiario sepa que los propietarios anteriores no firmaron ninguna transaccion previa. Para nuestros propositos, la transaccion mas temprana es la que cuenta, por lo que no nos preocupan los intentos posteriores de doble gasto. La unica forma de confirmar la ausencia de una transaccion es estar al tanto de todas las transacciones. En el modelo basado en la casa de moneda, esta estaba al tanto de todas las transacciones y decidia cual llego primero. Para lograr esto sin un tercero de confianza, las transacciones deben ser anunciadas publicamente [^1], y necesitamos un sistema para que los participantes acuerden un unico historial del orden en que fueron recibidas. El beneficiario necesita prueba de que, en el momento de cada transaccion, la mayoria de los nodos acordo que fue la primera recibida.
Transactions
Kami mendefinisikan koin elektronik sebagai rantai tanda tangan digital. Setiap pemilik mentransfer koin ke pemilik berikutnya dengan menandatangani secara digital hash dari transaksi sebelumnya dan kunci publik (public key) pemilik berikutnya, lalu menambahkannya ke ujung koin. Penerima pembayaran dapat memverifikasi tanda tangan untuk memverifikasi rantai kepemilikan.
Masalahnya tentu saja adalah penerima tidak dapat memverifikasi bahwa salah satu pemilik tidak melakukan double-spending terhadap koin tersebut. Solusi umum adalah memperkenalkan otoritas pusat tepercaya, atau percetakan uang, yang memeriksa setiap transaksi untuk double-spending. Setelah setiap transaksi, koin harus dikembalikan ke percetakan uang untuk menerbitkan koin baru, dan hanya koin yang diterbitkan langsung dari percetakan uang yang dipercaya tidak di-double-spend. Masalah dengan solusi ini adalah nasib seluruh sistem uang bergantung pada perusahaan yang menjalankan percetakan uang, dengan setiap transaksi harus melewati mereka, sama seperti bank.
Kita membutuhkan cara bagi penerima untuk mengetahui bahwa pemilik sebelumnya tidak menandatangani transaksi yang lebih awal. Untuk tujuan kita, transaksi paling awal adalah yang dihitung, jadi kita tidak peduli tentang upaya double-spending selanjutnya. Satu-satunya cara untuk mengonfirmasi ketiadaan suatu transaksi adalah mengetahui semua transaksi. Dalam model berbasis percetakan uang, percetakan uang mengetahui semua transaksi dan memutuskan mana yang tiba lebih dulu. Untuk mencapai ini tanpa pihak tepercaya, transaksi harus diumumkan secara publik [^1], dan kita membutuhkan sistem bagi peserta untuk menyepakati satu riwayat urutan penerimaan. Penerima membutuhkan bukti bahwa pada saat setiap transaksi, mayoritas node menyetujui bahwa transaksi tersebut adalah yang pertama diterima.
Timestamp Server
La solucion que proponemos comienza con un servidor de marcas de tiempo. Un servidor de marcas de tiempo funciona tomando un hash de un bloque de elementos a los que se les asignara una marca de tiempo y publicando ampliamente el hash, como en un periodico o una publicacion de Usenet [^2] [^3] [^4] [^5]. La marca de tiempo demuestra que los datos deben haber existido en ese momento, obviamente, para poder ser incluidos en el hash. Cada marca de tiempo incluye la marca de tiempo anterior en su hash, formando una cadena, donde cada marca de tiempo adicional refuerza las anteriores.
Timestamp Server
Solusi yang kami usulkan dimulai dengan server cap waktu. Server cap waktu bekerja dengan mengambil hash dari blok item yang akan diberi cap waktu dan mempublikasikan hash tersebut secara luas, seperti di surat kabar atau posting Usenet [^2] [^3] [^4] [^5]. Cap waktu membuktikan bahwa data pasti sudah ada pada saat itu, tentunya, agar dapat masuk ke dalam hash. Setiap cap waktu menyertakan cap waktu sebelumnya dalam hash-nya, membentuk rantai, dengan setiap cap waktu tambahan memperkuat yang sebelumnya.
Proof-of-Work
Para implementar un servidor de marcas de tiempo distribuido en una base peer-to-peer, necesitaremos utilizar un sistema de proof-of-work similar al Hashcash de Adam Back [^6], en lugar de publicaciones en periodicos o Usenet. El proof-of-work implica buscar un valor que, al ser hasheado, como con SHA-256, el hash comience con un numero de bits cero. El trabajo promedio requerido es exponencial en el numero de bits cero requeridos y puede verificarse ejecutando un unico hash.
Para nuestra red de marcas de tiempo, implementamos el proof-of-work incrementando un nonce en el bloque hasta que se encuentra un valor que le da al hash del bloque los bits cero requeridos. Una vez que el esfuerzo de CPU se ha gastado para satisfacer el proof-of-work, el bloque no puede ser cambiado sin rehacer el trabajo. A medida que se encadenan bloques posteriores, el trabajo para cambiar el bloque incluiria rehacer todos los bloques posteriores.
El proof-of-work tambien resuelve el problema de determinar la representacion en la toma de decisiones por mayoria. Si la mayoria se basara en una-direccion-IP-un-voto, podria ser subvertida por cualquiera capaz de asignar muchas IPs. El proof-of-work es esencialmente un-CPU-un-voto. La decision mayoritaria esta representada por la cadena mas larga, que tiene el mayor esfuerzo de proof-of-work invertido en ella. Si la mayoria del poder de CPU esta controlada por nodos honestos, la cadena honesta crecera mas rapido y superara a cualquier cadena competidora. Para modificar un bloque pasado, un atacante tendria que rehacer el proof-of-work del bloque y todos los bloques posteriores, y luego alcanzar y superar el trabajo de los nodos honestos. Mostraremos mas adelante que la probabilidad de que un atacante mas lento alcance a los demas disminuye exponencialmente a medida que se anaden bloques subsiguientes.
Para compensar el aumento de la velocidad del hardware y el interes variable en ejecutar nodos a lo largo del tiempo, la dificultad del proof-of-work se determina mediante un promedio movil que apunta a un numero promedio de bloques por hora. Si se generan demasiado rapido, la dificultad aumenta.
Proof-of-Work
Untuk mengimplementasikan server cap waktu terdistribusi secara peer-to-peer, kita perlu menggunakan sistem proof-of-work yang mirip dengan Hashcash milik Adam Back [^6], alih-alih surat kabar atau posting Usenet. Proof-of-work melibatkan pemindaian nilai yang ketika di-hash, seperti dengan SHA-256, hash-nya dimulai dengan sejumlah bit nol. Rata-rata kerja yang diperlukan bersifat eksponensial terhadap jumlah bit nol yang diperlukan dan dapat diverifikasi dengan mengeksekusi satu hash.
Untuk jaringan cap waktu kami, kami mengimplementasikan proof-of-work dengan menambah nonce di blok sampai ditemukan nilai yang memberikan hash blok jumlah bit nol yang diperlukan. Setelah upaya CPU dikeluarkan untuk memenuhi proof-of-work, blok tidak dapat diubah tanpa mengulangi pekerjaan. Karena blok-blok selanjutnya dirangkai setelahnya, pekerjaan untuk mengubah blok akan mencakup pengulangan semua blok setelahnya.
Proof-of-work juga memecahkan masalah penentuan representasi dalam pengambilan keputusan mayoritas. Jika mayoritas didasarkan pada satu-alamat-IP-satu-suara, itu bisa disubversi oleh siapa saja yang mampu mengalokasikan banyak IP. Proof-of-work pada dasarnya adalah satu-CPU-satu-suara. Keputusan mayoritas diwakili oleh rantai terpanjang, yang memiliki upaya proof-of-work terbesar yang diinvestasikan di dalamnya. Jika mayoritas daya CPU dikontrol oleh node jujur, rantai jujur akan tumbuh paling cepat dan mengungguli rantai pesaing manapun. Untuk memodifikasi blok masa lalu, penyerang harus mengulangi proof-of-work blok tersebut dan semua blok setelahnya, lalu mengejar dan melampaui pekerjaan node jujur. Kami akan menunjukkan nanti bahwa probabilitas penyerang yang lebih lambat mengejar berkurang secara eksponensial saat blok-blok berikutnya ditambahkan.
Untuk mengkompensasi peningkatan kecepatan perangkat keras dan variasi minat dalam menjalankan node dari waktu ke waktu, kesulitan proof-of-work ditentukan oleh rata-rata bergerak yang menargetkan rata-rata jumlah blok per jam. Jika dihasilkan terlalu cepat, kesulitannya meningkat.
Network
Los pasos para ejecutar la red son los siguientes:
- Las nuevas transacciones se transmiten a todos los nodos.
- Cada nodo recopila nuevas transacciones en un bloque.
- Cada nodo trabaja en encontrar un proof-of-work dificil para su bloque.
- Cuando un nodo encuentra un proof-of-work, transmite el bloque a todos los nodos.
- Los nodos aceptan el bloque solo si todas las transacciones en el son validas y no han sido gastadas previamente.
- Los nodos expresan su aceptacion del bloque trabajando en crear el siguiente bloque en la cadena, utilizando el hash del bloque aceptado como el hash anterior.
Los nodos siempre consideran la cadena mas larga como la correcta y continuaran trabajando para extenderla. Si dos nodos transmiten diferentes versiones del siguiente bloque simultaneamente, algunos nodos pueden recibir una u otra primero. En ese caso, trabajan en la primera que recibieron, pero guardan la otra rama en caso de que se vuelva mas larga. El empate se rompera cuando se encuentre el siguiente proof-of-work y una rama se vuelva mas larga; los nodos que estaban trabajando en la otra rama cambiaran entonces a la mas larga.
Las transmisiones de nuevas transacciones no necesariamente necesitan llegar a todos los nodos. Mientras lleguen a muchos nodos, entraran en un bloque en poco tiempo. Las transmisiones de bloques tambien son tolerantes a mensajes perdidos. Si un nodo no recibe un bloque, lo solicitara cuando reciba el siguiente bloque y se de cuenta de que le falta uno.
Network
Langkah-langkah untuk menjalankan jaringan adalah sebagai berikut:
- Transaksi baru disiarkan ke semua node.
- Setiap node mengumpulkan transaksi baru ke dalam sebuah blok.
- Setiap node bekerja untuk menemukan proof-of-work yang sulit untuk bloknya.
- Ketika sebuah node menemukan proof-of-work, node tersebut menyiarkan blok ke semua node.
- Node menerima blok hanya jika semua transaksi di dalamnya valid dan belum dibelanjakan.
- Node mengekspresikan penerimaan mereka terhadap blok dengan bekerja membuat blok berikutnya dalam rantai, menggunakan hash dari blok yang diterima sebagai hash sebelumnya.
Node selalu menganggap rantai terpanjang sebagai yang benar dan akan terus bekerja untuk memperpanjangnya. Jika dua node menyiarkan versi berbeda dari blok berikutnya secara bersamaan, beberapa node mungkin menerima satu atau yang lainnya terlebih dahulu. Dalam kasus itu, mereka bekerja pada yang pertama diterima, tetapi menyimpan cabang lainnya untuk berjaga-jaga jika menjadi lebih panjang. Seri akan diputuskan ketika proof-of-work berikutnya ditemukan dan satu cabang menjadi lebih panjang; node yang bekerja pada cabang lain kemudian akan beralih ke yang lebih panjang.
Siaran transaksi baru tidak harus mencapai semua node. Selama mereka mencapai banyak node, mereka akan masuk ke blok dalam waktu singkat. Siaran blok juga toleran terhadap pesan yang hilang. Jika sebuah node tidak menerima blok, node tersebut akan memintanya ketika menerima blok berikutnya dan menyadari bahwa ada yang terlewat.
Incentive
Por convencion, la primera transaccion en un bloque es una transaccion especial que inicia una nueva moneda propiedad del creador del bloque. Esto anade un incentivo para que los nodos apoyen la red, y proporciona una forma de distribuir inicialmente monedas en circulacion, ya que no existe una autoridad central para emitirlas. La adicion constante de una cantidad fija de nuevas monedas es analoga a los mineros de oro que gastan recursos para anadir oro a la circulacion. En nuestro caso, es el tiempo de CPU y la electricidad lo que se gasta.
El incentivo tambien puede financiarse con tarifas de transaccion. Si el valor de salida de una transaccion es menor que su valor de entrada, la diferencia es una tarifa de transaccion que se anade al valor del incentivo del bloque que contiene la transaccion. Una vez que un numero predeterminado de monedas ha entrado en circulacion, el incentivo puede transicionar completamente a tarifas de transaccion y estar completamente libre de inflacion.
El incentivo puede ayudar a alentar a los nodos a mantenerse honestos. Si un atacante codicioso es capaz de reunir mas poder de CPU que todos los nodos honestos, tendria que elegir entre usarlo para defraudar a las personas robando sus pagos, o usarlo para generar nuevas monedas. Deberia encontrar mas rentable jugar segun las reglas, reglas que lo favorecen con mas monedas nuevas que todos los demas combinados, que socavar el sistema y la validez de su propia riqueza.
Incentive
Secara konvensi, transaksi pertama dalam sebuah blok adalah transaksi khusus yang memulai koin baru yang dimiliki oleh pembuat blok. Ini menambahkan insentif bagi node untuk mendukung jaringan, dan menyediakan cara untuk mendistribusikan koin ke dalam peredaran pada awalnya, karena tidak ada otoritas pusat untuk menerbitkannya. Penambahan tetap sejumlah koin baru secara stabil dianalogikan dengan penambang emas yang mengeluarkan sumber daya untuk menambahkan emas ke peredaran. Dalam kasus kita, yang dikeluarkan adalah waktu CPU dan listrik.
Insentif juga dapat didanai dengan biaya transaksi. Jika nilai output suatu transaksi kurang dari nilai inputnya, selisihnya adalah biaya transaksi yang ditambahkan ke nilai insentif blok yang berisi transaksi tersebut. Setelah sejumlah koin yang telah ditentukan masuk ke peredaran, insentif dapat beralih sepenuhnya ke biaya transaksi dan sepenuhnya bebas inflasi.
Insentif dapat membantu mendorong node untuk tetap jujur. Jika penyerang serakah mampu mengumpulkan lebih banyak daya CPU daripada semua node jujur, ia harus memilih antara menggunakannya untuk menipu orang dengan mencuri kembali pembayarannya, atau menggunakannya untuk menghasilkan koin baru. Ia seharusnya menemukan bahwa bermain sesuai aturan lebih menguntungkan, aturan yang memberinya lebih banyak koin baru daripada semua orang lain digabungkan, daripada merusak sistem dan validitas kekayaannya sendiri.
Reclaiming Disk Space
Una vez que la ultima transaccion en una moneda esta enterrada bajo suficientes bloques, las transacciones gastadas anteriores pueden descartarse para ahorrar espacio en disco. Para facilitar esto sin romper el hash del bloque, las transacciones se hashean en un Merkle Tree [^7] [^2] [^5], con solo la raiz incluida en el hash del bloque. Los bloques antiguos pueden entonces compactarse eliminando ramas del arbol. Los hashes interiores no necesitan ser almacenados.
Un encabezado de bloque sin transacciones seria de aproximadamente 80 bytes. Si suponemos que los bloques se generan cada 10 minutos, 80 bytes * 6 * 24 * 365 = 4.2MB por ano. Con los sistemas informaticos que tipicamente se vendian con 2GB de RAM en 2008, y la Ley de Moore prediciendo un crecimiento actual de 1.2GB por ano, el almacenamiento no deberia ser un problema incluso si los encabezados de bloque deben mantenerse en memoria.
Reclaiming Disk Space
Setelah transaksi terbaru dalam sebuah koin terkubur di bawah cukup banyak blok, transaksi yang sudah dibelanjakan sebelumnya dapat dibuang untuk menghemat ruang disk. Untuk memfasilitasi ini tanpa merusak hash blok, transaksi di-hash dalam Merkle Tree [^7] [^2] [^5], dengan hanya root yang disertakan dalam hash blok. Blok-blok lama kemudian dapat dipadatkan dengan memangkas cabang-cabang pohon. Hash interior tidak perlu disimpan.
Header blok tanpa transaksi akan berukuran sekitar 80 byte. Jika kita mengasumsikan blok dihasilkan setiap 10 menit, 80 byte * 6 * 24 * 365 = 4,2MB per tahun. Dengan sistem komputer yang biasanya dijual dengan RAM 2GB pada tahun 2008, dan Hukum Moore memprediksi pertumbuhan saat ini sebesar 1,2GB per tahun, penyimpanan seharusnya tidak menjadi masalah meskipun header blok harus disimpan di memori.
Simplified Payment Verification
Es posible verificar pagos sin ejecutar un nodo completo de la red. Un usuario solo necesita mantener una copia de los encabezados de bloque de la cadena de proof-of-work mas larga, que puede obtener consultando los nodos de la red hasta estar convencido de que tiene la cadena mas larga, y obtener la rama del Merkle Tree que vincula la transaccion al bloque en el que se le asigno la marca de tiempo. No puede verificar la transaccion por si mismo, pero al vincularla a un lugar en la cadena, puede ver que un nodo de la red la ha aceptado, y los bloques anadidos despues de ella confirman aun mas que la red la ha aceptado.
Como tal, la verificacion es confiable mientras los nodos honestos controlen la red, pero es mas vulnerable si la red es dominada por un atacante. Aunque los nodos de la red pueden verificar las transacciones por si mismos, el metodo simplificado puede ser enganado por transacciones fabricadas de un atacante mientras este pueda continuar dominando la red. Una estrategia para protegerse contra esto seria aceptar alertas de los nodos de la red cuando detecten un bloque invalido, solicitando al software del usuario descargar el bloque completo y las transacciones alertadas para confirmar la inconsistencia. Los negocios que reciben pagos frecuentes probablemente aun querran ejecutar sus propios nodos para una seguridad mas independiente y una verificacion mas rapida.
Simplified Payment Verification
Dimungkinkan untuk memverifikasi pembayaran tanpa menjalankan node jaringan penuh. Pengguna hanya perlu menyimpan salinan header blok dari rantai proof-of-work terpanjang, yang bisa didapatkan dengan menanyakan node jaringan sampai yakin memiliki rantai terpanjang, dan mendapatkan cabang Merkle yang menghubungkan transaksi ke blok tempat transaksi tersebut diberi cap waktu. Pengguna tidak dapat memeriksa transaksi sendiri, tetapi dengan menghubungkannya ke tempat di rantai, pengguna dapat melihat bahwa node jaringan telah menerimanya, dan blok yang ditambahkan setelahnya semakin mengonfirmasi bahwa jaringan telah menerimanya.
Dengan demikian, verifikasi dapat diandalkan selama node jujur mengendalikan jaringan, tetapi lebih rentan jika jaringan dikuasai oleh penyerang. Sementara node jaringan dapat memverifikasi transaksi sendiri, metode yang disederhanakan dapat ditipu oleh transaksi palsu penyerang selama penyerang dapat terus menguasai jaringan. Satu strategi untuk melindungi terhadap ini adalah menerima peringatan dari node jaringan ketika mereka mendeteksi blok yang tidak valid, mendorong perangkat lunak pengguna untuk mengunduh blok penuh dan transaksi yang diperingatkan untuk mengonfirmasi inkonsistensi. Bisnis yang menerima pembayaran sering mungkin masih ingin menjalankan node mereka sendiri untuk keamanan yang lebih independen dan verifikasi yang lebih cepat.
Combining and Splitting Value
Aunque seria posible manejar monedas individualmente, seria poco practico hacer una transaccion separada por cada centavo en una transferencia. Para permitir que el valor se divida y combine, las transacciones contienen multiples entradas y salidas. Normalmente habra una unica entrada de una transaccion previa mayor o multiples entradas que combinan cantidades menores, y como maximo dos salidas: una para el pago, y una devolviendo el cambio, si lo hay, al remitente.
Cabe senalar que la ramificacion, donde una transaccion depende de varias transacciones, y esas transacciones dependen de muchas mas, no es un problema aqui. Nunca es necesario extraer una copia completa e independiente del historial de una transaccion.
Combining and Splitting Value
Meskipun dimungkinkan untuk menangani koin secara individual, akan sangat merepotkan untuk membuat transaksi terpisah untuk setiap sen dalam transfer. Untuk memungkinkan nilai dipecah dan digabungkan, transaksi berisi banyak input dan output. Biasanya akan ada satu input dari transaksi sebelumnya yang lebih besar atau beberapa input yang menggabungkan jumlah lebih kecil, dan paling banyak dua output: satu untuk pembayaran, dan satu mengembalikan kembalian, jika ada, ke pengirim.
Perlu dicatat bahwa fan-out, di mana suatu transaksi bergantung pada beberapa transaksi, dan transaksi-transaksi tersebut bergantung pada lebih banyak lagi, bukanlah masalah di sini. Tidak pernah ada kebutuhan untuk mengekstrak salinan mandiri lengkap dari riwayat transaksi.
Privacy
El modelo bancario tradicional logra un nivel de privacidad limitando el acceso a la informacion a las partes involucradas y al tercero de confianza. La necesidad de anunciar todas las transacciones publicamente excluye este metodo, pero la privacidad aun puede mantenerse rompiendo el flujo de informacion en otro lugar: manteniendo las claves publicas anonimas. El publico puede ver que alguien esta enviando una cantidad a alguien mas, pero sin informacion que vincule la transaccion a nadie. Esto es similar al nivel de informacion publicado por las bolsas de valores, donde el tiempo y tamano de las operaciones individuales, la "cinta", se hace publica, pero sin revelar quienes fueron las partes.
Como cortafuegos adicional, se deberia usar un nuevo par de claves para cada transaccion para evitar que se vinculen a un propietario comun. Cierto grado de vinculacion es aun inevitable con transacciones de multiples entradas, que necesariamente revelan que sus entradas pertenecian al mismo propietario. El riesgo es que si se revela el propietario de una clave, la vinculacion podria revelar otras transacciones que pertenecieron al mismo propietario.
Privacy
Model perbankan tradisional mencapai tingkat privasi dengan membatasi akses informasi kepada pihak-pihak yang terlibat dan pihak ketiga tepercaya. Keharusan mengumumkan semua transaksi secara publik menghalangi metode ini, tetapi privasi masih dapat dipertahankan dengan memutus aliran informasi di tempat lain: dengan menjaga kunci publik tetap anonim. Publik dapat melihat bahwa seseorang mengirim sejumlah uang kepada orang lain, tetapi tanpa informasi yang menghubungkan transaksi kepada siapa pun. Ini mirip dengan tingkat informasi yang dirilis oleh bursa saham, di mana waktu dan ukuran perdagangan individual, yaitu "tape," dipublikasikan, tetapi tanpa memberi tahu siapa pihak-pihaknya.
Sebagai firewall tambahan, pasangan kunci baru harus digunakan untuk setiap transaksi agar tidak terhubung ke pemilik yang sama. Beberapa penautan masih tidak terhindarkan dengan transaksi multi-input, yang secara niscaya mengungkapkan bahwa input-inputnya dimiliki oleh pemilik yang sama. Risikonya adalah jika pemilik suatu kunci terungkap, penautan dapat mengungkapkan transaksi lain yang milik pemilik yang sama.
Calculations
Consideramos el escenario de un atacante que intenta generar una cadena alternativa mas rapido que la cadena honesta. Incluso si esto se logra, no abre el sistema a cambios arbitrarios, como crear valor de la nada o tomar dinero que nunca pertenecio al atacante. Los nodos no van a aceptar una transaccion invalida como pago, y los nodos honestos nunca aceptaran un bloque que las contenga. Un atacante solo puede intentar cambiar una de sus propias transacciones para recuperar dinero que gasto recientemente.
La carrera entre la cadena honesta y la cadena de un atacante puede caracterizarse como un Paseo Aleatorio Binomial. El evento de exito es que la cadena honesta se extienda un bloque, aumentando su ventaja en +1, y el evento de fracaso es que la cadena del atacante se extienda un bloque, reduciendo la brecha en -1.
La probabilidad de que un atacante alcance desde un deficit dado es analoga al problema de la Ruina del Jugador. Supongamos que un jugador con credito ilimitado comienza con un deficit y juega potencialmente un numero infinito de intentos para tratar de alcanzar el punto de equilibrio. Podemos calcular la probabilidad de que alguna vez alcance el punto de equilibrio, o de que un atacante alguna vez alcance a la cadena honesta, de la siguiente manera [^8]:
p = probabilidad de que un nodo honesto encuentre el siguiente bloque
q = probabilidad de que el atacante encuentre el siguiente bloque
q = probabilidad de que el atacante alguna vez alcance desde z bloques detras
``````
\[
qz =
\begin{cases}
1 & \text{if } p \leq q \\
\left(\frac{q}{p}\right) z & \text{if } p > q
\end{cases}
\]
Dada nuestra suposicion de que p q, la probabilidad cae exponencialmente a medida que aumenta el numero de bloques que el atacante tiene que alcanzar. Con las probabilidades en su contra, si no logra un avance afortunado temprano, sus posibilidades se vuelven infinitesimalmente pequenas a medida que queda mas atras.
Ahora consideramos cuanto tiempo necesita esperar el destinatario de una nueva transaccion antes de estar suficientemente seguro de que el remitente no puede cambiar la transaccion. Asumimos que el remitente es un atacante que quiere hacer creer al destinatario que le pago durante un tiempo, y luego cambiarlo para pagarse a si mismo despues de que haya pasado algun tiempo. El receptor sera alertado cuando eso suceda, pero el remitente espera que sea demasiado tarde.
El receptor genera un nuevo par de claves y entrega la clave publica al remitente poco antes de firmar. Esto evita que el remitente prepare una cadena de bloques con anticipacion trabajando en ella continuamente hasta que tenga la suerte de adelantarse lo suficiente, y luego ejecutar la transaccion en ese momento. Una vez que la transaccion es enviada, el remitente deshonesto comienza a trabajar en secreto en una cadena paralela que contiene una version alternativa de su transaccion.
El destinatario espera hasta que la transaccion se haya anadido a un bloque y z bloques se hayan vinculado despues de el. No conoce la cantidad exacta de progreso que el atacante ha hecho, pero asumiendo que los bloques honestos tomaron el tiempo promedio esperado por bloque, el progreso potencial del atacante sera una distribucion de Poisson con valor esperado:
\[
\lambda = z\frac{q}{p}
\]
Para obtener la probabilidad de que el atacante aun pueda alcanzar, multiplicamos la densidad de Poisson para cada cantidad de progreso que podria haber hecho por la probabilidad de que pueda alcanzar desde ese punto:
\[
\sum_{k=0}^{\infty} \frac{\lambda^k e^{-\lambda}}{k!} \cdot \left\{
\begin{array}{cl}
\left(\frac{q}{p}\right)^{(z-k)} & \text{if } k \leq z \\
1 & \text{if } k > z
\end{array}
\right.
\]
Reorganizando para evitar sumar la cola infinita de la distribucion...
\[
1 - \sum_{k=0}^{z} \frac{\lambda^k e^{-\lambda}}{k!} \left(1-\left(\frac{q}{p}\right)^{(z-k)}\right)
\]
Convirtiendo a codigo C...
```c
#include math.h
double AttackerSuccessProbability(double q, int z)
{
double p = 1.0 - q;
double lambda = z * (q / p);
double sum = 1.0;
int i, k;
for (k = 0; k = z; k++)
{
double poisson = exp(-lambda);
for (i = 1; i = k; i++)
poisson *= lambda / i;
sum -= poisson * (1 - pow(q / p, z - k));
}
return sum;
}
Ejecutando algunos resultados, podemos ver que la probabilidad cae exponencialmente con z.
q=0.1
z=0 P=1.0000000
z=1 P=0.2045873
z=2 P=0.0509779
z=3 P=0.0131722
z=4 P=0.0034552
z=5 P=0.0009137
z=6 P=0.0002428
z=7 P=0.0000647
z=8 P=0.0000173
z=9 P=0.0000046
z=10 P=0.0000012
q=0.3
z=0 P=1.0000000
z=5 P=0.1773523
z=10 P=0.0416605
z=15 P=0.0101008
z=20 P=0.0024804
z=25 P=0.0006132
z=30 P=0.0001522
z=35 P=0.0000379
z=40 P=0.0000095
z=45 P=0.0000024
z=50 P=0.0000006
Resolviendo para P menor que 0.1%...
P 0.001
q=0.10 z=5
q=0.15 z=8
q=0.20 z=11
q=0.25 z=15
q=0.30 z=24
q=0.35 z=41
q=0.40 z=89
q=0.45 z=340
Calculations
Kita mempertimbangkan skenario penyerang yang mencoba menghasilkan rantai alternatif lebih cepat dari rantai jujur. Bahkan jika ini tercapai, sistem tidak terbuka untuk perubahan sewenang-wenang, seperti menciptakan nilai dari udara kosong atau mengambil uang yang tidak pernah milik penyerang. Node tidak akan menerima transaksi tidak valid sebagai pembayaran, dan node jujur tidak akan pernah menerima blok yang berisi transaksi tersebut. Penyerang hanya dapat mencoba mengubah salah satu transaksinya sendiri untuk mengambil kembali uang yang baru saja dibelanjakannya.
Perlombaan antara rantai jujur dan rantai penyerang dapat dikarakterisasi sebagai Jalan Acak Binomial. Peristiwa sukses adalah rantai jujur diperpanjang satu blok, meningkatkan keunggulannya sebesar +1, dan peristiwa gagal adalah rantai penyerang diperpanjang satu blok, mengurangi jarak sebesar -1.
Probabilitas penyerang mengejar dari defisit tertentu analog dengan masalah Kebangkrutan Penjudi. Misalkan seorang penjudi dengan kredit tak terbatas mulai dari defisit dan memainkan jumlah percobaan yang berpotensi tak terbatas untuk mencoba mencapai titik impas. Kita dapat menghitung probabilitas ia pernah mencapai titik impas, atau bahwa penyerang pernah mengejar rantai jujur, sebagai berikut [^8]:
p = probabilitas node jujur menemukan blok berikutnya
q = probabilitas penyerang menemukan blok berikutnya
q = probabilitas penyerang akan pernah mengejar dari z blok di belakang
``````
\[
qz =
\begin{cases}
1 & \text{if } p \leq q \\
\left(\frac{q}{p}\right) z & \text{if } p > q
\end{cases}
\]
Mengingat asumsi kita bahwa p q, probabilitas turun secara eksponensial seiring bertambahnya jumlah blok yang harus dikejar penyerang. Dengan peluang melawannya, jika ia tidak membuat lompatan beruntung ke depan di awal, peluangnya menjadi sangat kecil saat ia semakin tertinggal.
Sekarang kita mempertimbangkan berapa lama penerima transaksi baru perlu menunggu sebelum cukup yakin bahwa pengirim tidak dapat mengubah transaksi. Kita mengasumsikan pengirim adalah penyerang yang ingin membuat penerima percaya bahwa ia telah membayarnya untuk sementara waktu, kemudian mengalihkan pembayaran kembali ke dirinya sendiri setelah beberapa waktu berlalu. Penerima akan diperingatkan ketika itu terjadi, tetapi pengirim berharap sudah terlambat.
Penerima menghasilkan pasangan kunci baru dan memberikan kunci publik kepada pengirim sesaat sebelum menandatangani. Ini mencegah pengirim menyiapkan rantai blok lebih awal dengan terus bekerja sampai cukup beruntung untuk cukup jauh di depan, lalu mengeksekusi transaksi pada saat itu. Setelah transaksi dikirim, pengirim yang tidak jujur mulai bekerja secara rahasia pada rantai paralel yang berisi versi alternatif transaksinya.
Penerima menunggu sampai transaksi ditambahkan ke blok dan z blok telah ditautkan setelahnya. Ia tidak mengetahui jumlah pasti kemajuan yang telah dibuat penyerang, tetapi dengan mengasumsikan blok jujur mengambil rata-rata waktu yang diharapkan per blok, potensi kemajuan penyerang akan berupa distribusi Poisson dengan nilai harapan:
\[
\lambda = z\frac{q}{p}
\]
Untuk mendapatkan probabilitas penyerang masih bisa mengejar sekarang, kita mengalikan densitas Poisson untuk setiap jumlah kemajuan yang mungkin telah dibuatnya dengan probabilitas ia bisa mengejar dari titik tersebut:
\[
\sum_{k=0}^{\infty} \frac{\lambda^k e^{-\lambda}}{k!} \cdot \left\{
\begin{array}{cl}
\left(\frac{q}{p}\right)^{(z-k)} & \text{if } k \leq z \\
1 & \text{if } k > z
\end{array}
\right.
\]
Menyusun ulang untuk menghindari penjumlahan ekor tak terbatas dari distribusi...
\[
1 - \sum_{k=0}^{z} \frac{\lambda^k e^{-\lambda}}{k!} \left(1-\left(\frac{q}{p}\right)^{(z-k)}\right)
\]
Mengonversi ke kode C...
```c
#include math.h
double AttackerSuccessProbability(double q, int z)
{
double p = 1.0 - q;
double lambda = z * (q / p);
double sum = 1.0;
int i, k;
for (k = 0; k = z; k++)
{
double poisson = exp(-lambda);
for (i = 1; i = k; i++)
poisson *= lambda / i;
sum -= poisson * (1 - pow(q / p, z - k));
}
return sum;
}
Menjalankan beberapa hasil, kita dapat melihat probabilitas turun secara eksponensial dengan z.
q=0.1
z=0 P=1.0000000
z=1 P=0.2045873
z=2 P=0.0509779
z=3 P=0.0131722
z=4 P=0.0034552
z=5 P=0.0009137
z=6 P=0.0002428
z=7 P=0.0000647
z=8 P=0.0000173
z=9 P=0.0000046
z=10 P=0.0000012
q=0.3
z=0 P=1.0000000
z=5 P=0.1773523
z=10 P=0.0416605
z=15 P=0.0101008
z=20 P=0.0024804
z=25 P=0.0006132
z=30 P=0.0001522
z=35 P=0.0000379
z=40 P=0.0000095
z=45 P=0.0000024
z=50 P=0.0000006
Menyelesaikan untuk P kurang dari 0,1%...
P 0.001
q=0.10 z=5
q=0.15 z=8
q=0.20 z=11
q=0.25 z=15
q=0.30 z=24
q=0.35 z=41
q=0.40 z=89
q=0.45 z=340
Conclusion
Hemos propuesto un sistema para transacciones electronicas sin depender de la confianza. Comenzamos con el marco habitual de monedas hechas de firmas digitales, que proporciona un fuerte control de propiedad, pero es incompleto sin una forma de prevenir el doble gasto. Para resolver esto, propusimos una red peer-to-peer que utiliza proof-of-work para registrar un historial publico de transacciones que rapidamente se vuelve computacionalmente impractico de cambiar para un atacante si los nodos honestos controlan la mayoria del poder de CPU. La red es robusta en su simplicidad no estructurada. Los nodos trabajan todos a la vez con poca coordinacion. No necesitan ser identificados, ya que los mensajes no se enrutan a ningun lugar particular y solo necesitan ser entregados con base en el mejor esfuerzo. Los nodos pueden abandonar y reincorporarse a la red a voluntad, aceptando la cadena de proof-of-work como prueba de lo que ocurrio mientras estuvieron ausentes. Votan con su poder de CPU, expresando su aceptacion de bloques validos al trabajar en extenderlos y rechazando bloques invalidos al negarse a trabajar en ellos. Cualquier regla e incentivo necesario puede ser aplicado con este mecanismo de consenso.
Conclusion
Kami telah mengusulkan sistem untuk transaksi elektronik tanpa bergantung pada kepercayaan. Kami memulai dengan kerangka biasa koin yang dibuat dari tanda tangan digital, yang memberikan kontrol kuat atas kepemilikan, tetapi tidak lengkap tanpa cara untuk mencegah double-spending. Untuk mengatasi ini, kami mengusulkan jaringan peer-to-peer yang menggunakan proof-of-work untuk mencatat riwayat publik transaksi yang dengan cepat menjadi tidak praktis secara komputasi bagi penyerang untuk diubah jika node jujur mengendalikan mayoritas daya CPU. Jaringan ini kuat dalam kesederhanaan tidak terstrukturnya. Node bekerja sekaligus dengan sedikit koordinasi. Mereka tidak perlu diidentifikasi, karena pesan tidak dirutekan ke tempat tertentu manapun dan hanya perlu dikirimkan berdasarkan upaya terbaik. Node dapat meninggalkan dan bergabung kembali dengan jaringan sesuka hati, menerima rantai proof-of-work sebagai bukti atas apa yang terjadi saat mereka pergi. Mereka memilih dengan daya CPU mereka, mengekspresikan penerimaan blok valid dengan bekerja memperpanjangnya dan menolak blok tidak valid dengan menolak bekerja pada blok tersebut. Setiap aturan dan insentif yang diperlukan dapat ditegakkan dengan mekanisme konsensus ini.
References
-
H. Massias, X.S. Avila, and J.-J. Quisquater, "Design of a secure timestamping service with minimal trust requirements," In 20th Symposium on Information Theory in the Benelux, May 1999.
-
S. Haber, W.S. Stornetta, "How to time-stamp a digital document," In Journal of Cryptology, vol 3, no 2, pages 99-111, 1991.
-
D. Bayer, S. Haber, W.S. Stornetta, "Improving the efficiency and reliability of digital time-stamping," In Sequences II: Methods in Communication, Security and Computer Science, pages 329-334, 1993.
-
S. Haber, W.S. Stornetta, "Secure names for bit-strings," In Proceedings of the 4th ACM Conference on Computer and Communications Security, pages 28-35, April 1997.
-
A. Back, "Hashcash - a denial of service counter-measure," http://www.hashcash.org/papers/hashcash.pdf, 2002.
-
R.C. Merkle, "Protocols for public key cryptosystems," In Proc. 1980 Symposium on Security and Privacy, IEEE Computer Society, pages 122-133, April 1980.
-
W. Feller, "An introduction to probability theory and its applications," 1957.
References
-
H. Massias, X.S. Avila, and J.-J. Quisquater, "Design of a secure timestamping service with minimal trust requirements," In 20th Symposium on Information Theory in the Benelux, May 1999.
-
S. Haber, W.S. Stornetta, "How to time-stamp a digital document," In Journal of Cryptology, vol 3, no 2, pages 99-111, 1991.
-
D. Bayer, S. Haber, W.S. Stornetta, "Improving the efficiency and reliability of digital time-stamping," In Sequences II: Methods in Communication, Security and Computer Science, pages 329-334, 1993.
-
S. Haber, W.S. Stornetta, "Secure names for bit-strings," In Proceedings of the 4th ACM Conference on Computer and Communications Security, pages 28-35, April 1997.
-
A. Back, "Hashcash - a denial of service counter-measure," http://www.hashcash.org/papers/hashcash.pdf, 2002.
-
R.C. Merkle, "Protocols for public key cryptosystems," In Proc. 1980 Symposium on Security and Privacy, IEEE Computer Society, pages 122-133, April 1980.
-
W. Feller, "An introduction to probability theory and its applications," 1957.
