Bitcoin: Eşler Arası Elektronik Nakit Sistemi
Abstract
Une version purement pair-a-pair de monnaie electronique permettrait d'envoyer des paiements en ligne directement d'une partie a une autre sans passer par une institution financiere. Les signatures numeriques fournissent une partie de la solution, mais les principaux avantages sont perdus si un tiers de confiance est toujours necessaire pour empecher la double depense. Nous proposons une solution au probleme de la double depense en utilisant un reseau pair-a-pair. Le reseau horodate les transactions en les hachant dans une chaine continue de proof-of-work basee sur le hachage, formant un enregistrement qui ne peut etre modifie sans refaire le proof-of-work. La chaine la plus longue sert non seulement de preuve de la sequence des evenements observes, mais aussi de preuve qu'elle provient du plus grand pool de puissance CPU. Tant qu'une majorite de la puissance CPU est controlee par des noeuds qui ne cooperent pas pour attaquer le reseau, ils genereront la chaine la plus longue et devanceront les attaquants. Le reseau lui-meme necessite une structure minimale. Les messages sont diffuses au mieux, et les noeuds peuvent quitter et rejoindre le reseau a volonte, acceptant la chaine de proof-of-work la plus longue comme preuve de ce qui s'est passe pendant leur absence.
Abstract
Tamamen eşler arası (peer-to-peer) bir elektronik nakit sistemi, çevrimiçi ödemelerin bir finansal kurum aracılığına gerek kalmadan doğrudan bir taraftan diğerine gönderilmesine olanak tanıyacaktır. Dijital imzalar çözümün bir kısmını sağlar, ancak çifte harcamayı (double-spending) önlemek için güvenilir bir üçüncü tarafa hâlâ ihtiyaç duyuluyorsa temel faydalar kaybolur. Çifte harcama sorununa eşler arası bir ağ kullanarak bir çözüm öneriyoruz. Ağ, işlemleri hash tabanlı proof-of-work'ün devam eden bir zincirine hash'leyerek zaman damgası ekler ve proof-of-work yeniden yapılmadan değiştirilemeyen bir kayıt oluşturur. En uzun zincir yalnızca tanıklık edilen olayların sırasının kanıtı olarak değil, aynı zamanda en büyük CPU gücü havuzundan geldiğinin kanıtı olarak da hizmet eder. CPU gücünün çoğunluğu, ağa saldırmak için işbirliği yapmayan düğümler tarafından kontrol edildiği sürece, en uzun zinciri üretecek ve saldırganları geride bırakacaklardır. Ağın kendisi minimum düzeyde yapı gerektirir. Mesajlar en iyi çaba esasına göre yayınlanır ve düğümler ağdan istedikleri zaman ayrılıp yeniden katılabilir; yokluklarında olanların kanıtı olarak en uzun proof-of-work zincirini kabul ederler.
Introduction
Le commerce sur Internet en est venu a reposer presque exclusivement sur des institutions financieres servant de tiers de confiance pour traiter les paiements electroniques. Bien que le systeme fonctionne assez bien pour la plupart des transactions, il souffre encore des faiblesses inherentes au modele base sur la confiance. Les transactions completement irreversibles ne sont pas vraiment possibles, puisque les institutions financieres ne peuvent eviter de medier les litiges. Le cout de la mediation augmente les couts de transaction, limitant la taille minimale pratique des transactions et eliminant la possibilite de petites transactions occasionnelles, et il y a un cout plus large dans la perte de la capacite a effectuer des paiements irreversibles pour des services irreversibles. Avec la possibilite d'inversion, le besoin de confiance se repand. Les commercants doivent se mefier de leurs clients, les harcelant pour obtenir plus d'informations qu'ils n'en auraient autrement besoin. Un certain pourcentage de fraude est accepte comme inevitable. Ces couts et incertitudes de paiement peuvent etre evites en personne en utilisant de la monnaie physique, mais aucun mecanisme n'existe pour effectuer des paiements sur un canal de communication sans un tiers de confiance.
Ce qui est necessaire est un systeme de paiement electronique base sur la preuve cryptographique plutot que sur la confiance, permettant a deux parties consentantes de transiger directement l'une avec l'autre sans besoin d'un tiers de confiance. Les transactions qu'il est informatiquement impraticable d'inverser protegeraient les vendeurs contre la fraude, et des mecanismes d'entiercement routiniers pourraient etre facilement mis en oeuvre pour proteger les acheteurs. Dans cet article, nous proposons une solution au probleme de la double depense en utilisant un serveur d'horodatage distribue pair-a-pair pour generer une preuve informatique de l'ordre chronologique des transactions. Le systeme est securise tant que les noeuds honnetes controlent collectivement plus de puissance CPU que tout groupe cooperant de noeuds attaquants.
Introduction
İnternet üzerindeki ticaret, elektronik ödemeleri işlemek için güvenilir üçüncü taraflar olarak hizmet veren finansal kurumlara neredeyse tamamen bağımlı hale gelmiştir. Sistem çoğu işlem için yeterince iyi çalışsa da, güvene dayalı modelin doğasında var olan zayıflıklardan hâlâ muzdariptir. Finansal kurumlar uyuşmazlıklarda arabuluculuk yapmaktan kaçınamadığından, tamamen geri dönüşü olmayan işlemler gerçekten mümkün değildir. Arabuluculuk maliyeti, işlem maliyetlerini artırır, minimum pratik işlem boyutunu sınırlar ve küçük gündelik işlemler olasılığını ortadan kaldırır; geri dönüşü olmayan hizmetler için geri dönüşü olmayan ödemeler yapma yeteneğinin kaybedilmesinde daha geniş bir maliyet de vardır. Geri dönüş olasılığı ile güven ihtiyacı yayılır. Tüccarlar müşterilerine karşı temkinli olmak zorundadır ve normalde ihtiyaç duyacaklarından daha fazla bilgi talep ederek onları rahatsız eder. Belirli bir yüzde dolandırıcılık kaçınılmaz olarak kabul edilir. Bu maliyetler ve ödeme belirsizlikleri, fiziksel para birimi kullanılarak yüz yüze ortadan kaldırılabilir, ancak güvenilir bir taraf olmadan bir iletişim kanalı üzerinden ödeme yapmak için hiçbir mekanizma mevcut değildir.
İhtiyaç duyulan şey, güven yerine kriptografik kanıta dayalı, istekli iki tarafın güvenilir bir üçüncü tarafa ihtiyaç duymadan doğrudan birbirleriyle işlem yapmasına olanak tanıyan bir elektronik ödeme sistemidir. Hesaplama açısından geri döndürülmesi pratik olmayan işlemler satıcıları dolandırıcılığa karşı koruyacak ve rutin emanet (escrow) mekanizmaları alıcıları korumak için kolayca uygulanabilecektir. Bu makalede, işlemlerin kronolojik sırasının hesaplamalı kanıtını oluşturmak için eşler arası dağıtık bir zaman damgası sunucusu kullanan çifte harcama sorununa bir çözüm öneriyoruz. Sistem, dürüst düğümler toplu olarak herhangi bir işbirliği yapan saldırgan düğüm grubundan daha fazla CPU gücünü kontrol ettiği sürece güvenlidir.
Transactions
Nous definissons une piece electronique comme une chaine de signatures numeriques. Chaque proprietaire transfere la piece au suivant en signant numeriquement un hash de la transaction precedente et la cle publique du proprietaire suivant, et en ajoutant ceux-ci a la fin de la piece. Un beneficiaire peut verifier les signatures pour verifier la chaine de propriete.
Le probleme bien sur est que le beneficiaire ne peut pas verifier qu'un des proprietaires n'a pas double-depense la piece. Une solution courante est d'introduire une autorite centrale de confiance, ou un atelier monetaire, qui verifie chaque transaction pour la double depense. Apres chaque transaction, la piece doit etre retournee a l'atelier monetaire pour emettre une nouvelle piece, et seules les pieces emises directement par l'atelier monetaire sont considerees comme non double-depensees. Le probleme avec cette solution est que le destin de l'ensemble du systeme monetaire depend de l'entreprise qui gere l'atelier monetaire, chaque transaction devant passer par eux, tout comme une banque.
Nous avons besoin d'un moyen pour le beneficiaire de savoir que les proprietaires precedents n'ont pas signe de transactions anterieures. Pour nos besoins, la transaction la plus ancienne est celle qui compte, donc nous ne nous soucions pas des tentatives ulterieures de double depense. La seule facon de confirmer l'absence d'une transaction est d'etre au courant de toutes les transactions. Dans le modele base sur l'atelier monetaire, l'atelier monetaire etait au courant de toutes les transactions et decidait laquelle etait arrivee en premier. Pour accomplir cela sans un tiers de confiance, les transactions doivent etre publiquement annoncees [^1], et nous avons besoin d'un systeme pour que les participants s'accordent sur un historique unique de l'ordre dans lequel elles ont ete recues. Le beneficiaire a besoin de la preuve qu'au moment de chaque transaction, la majorite des noeuds a convenu qu'elle etait la premiere recue.
Transactions
Elektronik bir parayı dijital imzalar zinciri olarak tanımlıyoruz. Her sahip, bir önceki işlemin hash'ini ve bir sonraki sahibin açık anahtarını (public key) dijital olarak imzalayarak ve bunları paranın sonuna ekleyerek parayı bir sonraki sahibine aktarır. Alacaklı, sahiplik zincirini doğrulamak için imzaları doğrulayabilir.
Sorun elbette alacaklının, sahiplerden birinin parayı çifte harcamadığını doğrulayamamasıdır. Yaygın bir çözüm, her işlemi çifte harcama açısından kontrol eden güvenilir bir merkezi otorite veya darphane tanıtmaktır. Her işlemden sonra, para yeni bir para basmak için darphaneye iade edilmelidir ve yalnızca doğrudan darphaneden basılan paralara çifte harcanmamış olarak güvenilir. Bu çözümün sorunu, tüm para sisteminin kaderinin darphaneyi işleten şirkete bağlı olması ve her işlemin tıpkı bir banka gibi onlardan geçmek zorunda olmasıdır.
Alacaklının, önceki sahiplerin daha erken işlemleri imzalamadığını bilmesi için bir yola ihtiyacımız var. Bizim amacımız için en erken işlem geçerli sayılandır, bu yüzden sonraki çifte harcama girişimlerini umursamıyoruz. Bir işlemin yokluğunu doğrulamanın tek yolu tüm işlemlerden haberdar olmaktır. Darphane tabanlı modelde, darphane tüm işlemlerden haberdardı ve hangisinin önce geldiğine karar veriyordu. Bunu güvenilir bir taraf olmadan başarmak için işlemler kamuya duyurulmalıdır [^1] ve katılımcıların alındıkları sıranın tek bir geçmişi üzerinde anlaşmaları için bir sisteme ihtiyacımız var. Alacaklı, her işlem anında düğümlerin çoğunluğunun ilk alınan olarak kabul ettiğine dair kanıta ihtiyaç duyar.
Timestamp Server
La solution que nous proposons commence par un serveur d'horodatage. Un serveur d'horodatage fonctionne en prenant un hash d'un bloc d'elements a horodater et en publiant largement le hash, comme dans un journal ou un message Usenet [^2] [^3] [^4] [^5]. L'horodatage prouve que les donnees devaient exister a ce moment-la, evidemment, pour etre incluses dans le hash. Chaque horodatage inclut l'horodatage precedent dans son hash, formant une chaine, chaque horodatage supplementaire renforcant les precedents.
Timestamp Server
Önerdiğimiz çözüm bir zaman damgası sunucusu ile başlar. Zaman damgası sunucusu, zaman damgası uygulanacak bir öğeler bloğunun hash'ini alarak ve bu hash'i bir gazete veya Usenet gönderisi gibi geniş çapta yayınlayarak çalışır [^2] [^3] [^4] [^5]. Zaman damgası, hash'e dahil olabilmesi için verinin o anda var olmuş olması gerektiğini kanıtlar. Her zaman damgası, hash'inde bir önceki zaman damgasını içerir ve bir zincir oluşturur; her ek zaman damgası kendisinden önceki damgaları güçlendirir.
Proof-of-Work
Pour implementer un serveur d'horodatage distribue sur une base pair-a-pair, nous devrons utiliser un systeme de proof-of-work similaire au Hashcash d'Adam Back [^6], plutot que des journaux ou des messages Usenet. Le proof-of-work consiste a rechercher une valeur qui, lorsqu'elle est hachee, par exemple avec SHA-256, le hash commence par un certain nombre de bits zero. Le travail moyen requis est exponentiel par rapport au nombre de bits zero requis et peut etre verifie en executant un seul hash.
Pour notre reseau d'horodatage, nous implementons le proof-of-work en incrementant un nonce dans le bloc jusqu'a ce qu'une valeur soit trouvee qui donne au hash du bloc les bits zero requis. Une fois que l'effort CPU a ete depense pour satisfaire le proof-of-work, le bloc ne peut pas etre modifie sans refaire le travail. Comme les blocs ulterieurs sont chaines apres lui, le travail pour modifier le bloc inclurait de refaire tous les blocs apres lui.
Le proof-of-work resout egalement le probleme de la determination de la representation dans la prise de decision majoritaire. Si la majorite etait basee sur une-adresse-IP-un-vote, elle pourrait etre corrompue par quiconque capable d'allouer de nombreuses adresses IP. Le proof-of-work est essentiellement un-CPU-un-vote. La decision majoritaire est representee par la chaine la plus longue, qui a le plus grand effort de proof-of-work investi. Si une majorite de la puissance CPU est controlee par des noeuds honnetes, la chaine honnete croitra le plus rapidement et devancera toutes les chaines concurrentes. Pour modifier un bloc passe, un attaquant devrait refaire le proof-of-work du bloc et de tous les blocs apres lui, puis rattraper et depasser le travail des noeuds honnetes. Nous montrerons plus tard que la probabilite qu'un attaquant plus lent rattrape diminue exponentiellement a mesure que des blocs subsequents sont ajoutes.
Pour compenser la vitesse croissante du materiel et l'interet variable pour l'exploitation des noeuds au fil du temps, la difficulte du proof-of-work est determinee par une moyenne mobile visant un nombre moyen de blocs par heure. S'ils sont generes trop rapidement, la difficulte augmente.
Proof-of-Work
Eşler arası bir temelde dağıtık bir zaman damgası sunucusu uygulamak için, gazete veya Usenet gönderileri yerine Adam Back'in Hashcash'ine [^6] benzer bir proof-of-work sistemi kullanmamız gerekecektir. Proof-of-work, hash'lendiğinde (örneğin SHA-256 ile) hash'in belirli sayıda sıfır bit ile başladığı bir değer taramayı içerir. Gereken ortalama iş, gereken sıfır bit sayısında üstel olarak artar ve tek bir hash çalıştırılarak doğrulanabilir.
Zaman damgası ağımız için, bloktaki bir nonce'u artırarak proof-of-work'ü uyguluyoruz; ta ki bloğun hash'ine gereken sıfır bitleri veren bir değer bulunana kadar. CPU çabası proof-of-work'ü karşılamak için harcanıldıktan sonra, blok işi yeniden yapmadan değiştirilemez. Sonraki bloklar onun ardına zincirlendiğinde, bloğu değiştirmek için gereken iş, ondan sonraki tüm blokları yeniden yapmayı da içerecektir.
Proof-of-work aynı zamanda çoğunluk karar alma sürecinde temsil belirleme sorununu da çözer. Çoğunluk bir-IP-adresi-bir-oy temelinde olsaydı, çok sayıda IP tahsis edebilen herkes tarafından alt edilebilirdi. Proof-of-work esasen bir-CPU-bir-oy'dur. Çoğunluk kararı, en büyük proof-of-work çabasının yatırıldığı en uzun zincir tarafından temsil edilir. CPU gücünün çoğunluğu dürüst düğümler tarafından kontrol ediliyorsa, dürüst zincir en hızlı şekilde büyüyecek ve rakip zincirleri geride bırakacaktır. Geçmişteki bir bloğu değiştirmek için, bir saldırganın o bloğun ve sonrasındaki tüm blokların proof-of-work'ünü yeniden yapması ve ardından dürüst düğümlerin çalışmasını yakalayıp geçmesi gerekecektir. Daha yavaş bir saldırganın yetişme olasılığının sonraki bloklar eklendikçe üstel olarak azaldığını daha sonra göstereceğiz.
Artan donanım hızını ve zaman içinde düğüm çalıştırmaya olan değişen ilgiyi telafi etmek için, proof-of-work zorluğu saat başına ortalama blok sayısını hedefleyen hareketli bir ortalama ile belirlenir. Çok hızlı üretiliyorlarsa, zorluk artar.
Network
Les etapes pour faire fonctionner le reseau sont les suivantes :
- Les nouvelles transactions sont diffusees a tous les noeuds.
- Chaque noeud collecte les nouvelles transactions dans un bloc.
- Chaque noeud travaille a trouver un proof-of-work difficile pour son bloc.
- Lorsqu'un noeud trouve un proof-of-work, il diffuse le bloc a tous les noeuds.
- Les noeuds acceptent le bloc uniquement si toutes les transactions qu'il contient sont valides et n'ont pas deja ete depensees.
- Les noeuds expriment leur acceptation du bloc en travaillant a la creation du bloc suivant dans la chaine, en utilisant le hash du bloc accepte comme hash precedent.
Les noeuds considerent toujours la chaine la plus longue comme etant la correcte et continueront a travailler a son extension. Si deux noeuds diffusent des versions differentes du bloc suivant simultanement, certains noeuds peuvent recevoir l'une ou l'autre en premier. Dans ce cas, ils travaillent sur la premiere qu'ils ont recue, mais conservent l'autre branche au cas ou elle deviendrait plus longue. L'egalite sera brisee lorsque le prochain proof-of-work sera trouve et qu'une branche deviendra plus longue ; les noeuds qui travaillaient sur l'autre branche basculeront alors sur la plus longue.
Les diffusions de nouvelles transactions n'ont pas necessairement besoin d'atteindre tous les noeuds. Tant qu'elles atteignent de nombreux noeuds, elles seront integrees dans un bloc sous peu. Les diffusions de blocs sont egalement tolerantes aux messages perdus. Si un noeud ne recoit pas un bloc, il le demandera lorsqu'il recevra le bloc suivant et realisera qu'il en a manque un.
Network
Ağı çalıştırma adımları şunlardır:
- Yeni işlemler tüm düğümlere yayınlanır.
- Her düğüm yeni işlemleri bir blokta toplar.
- Her düğüm, bloğu için zor bir proof-of-work bulmak üzere çalışır.
- Bir düğüm proof-of-work bulduğunda, bloğu tüm düğümlere yayınlar.
- Düğümler, bloğu yalnızca içindeki tüm işlemler geçerli ve henüz harcanmamışsa kabul eder.
- Düğümler, kabul edilen bloğun hash'ini önceki hash olarak kullanarak zincirdeki bir sonraki bloğu oluşturmak üzere çalışarak bloğu kabul ettiklerini ifade ederler.
Düğümler her zaman en uzun zinciri doğru olan olarak kabul eder ve onu uzatmak için çalışmaya devam eder. İki düğüm aynı anda bir sonraki bloğun farklı sürümlerini yayınlarsa, bazı düğümler birini veya diğerini önce alabilir. Bu durumda, ilk aldıklarında çalışırlar, ancak uzaması ihtimaline karşı diğer dalı saklarlar. Bir sonraki proof-of-work bulunduğunda ve bir dal uzadığında berabere durum bozulacaktır; diğer dalda çalışan düğümler daha uzun olana geçecektir.
Yeni işlem yayınlarının mutlaka tüm düğümlere ulaşması gerekmez. Birçok düğüme ulaştıkları sürece, kısa sürede bir bloğa gireceklerdir. Blok yayınları da düşen mesajlara karşı toleranslıdır. Bir düğüm bir bloğu almadıysa, sonraki bloğu aldığında ve birini kaçırdığını fark ettiğinde onu talep edecektir.
Incentive
Par convention, la premiere transaction d'un bloc est une transaction speciale qui cree une nouvelle piece appartenant au createur du bloc. Cela ajoute une incitation pour les noeuds a soutenir le reseau et fournit un moyen de distribuer initialement les pieces en circulation, puisqu'il n'y a pas d'autorite centrale pour les emettre. L'ajout regulier d'une quantite constante de nouvelles pieces est analogue aux mineurs d'or qui depensent des ressources pour ajouter de l'or en circulation. Dans notre cas, ce sont le temps CPU et l'electricite qui sont depenses.
L'incitation peut aussi etre financee par les frais de transaction. Si la valeur de sortie d'une transaction est inferieure a sa valeur d'entree, la difference est un frais de transaction qui s'ajoute a la valeur d'incitation du bloc contenant la transaction. Une fois qu'un nombre predetermine de pieces est entre en circulation, l'incitation peut passer entierement aux frais de transaction et etre completement exempte d'inflation.
L'incitation peut aider a encourager les noeuds a rester honnetes. Si un attaquant cupide est capable de rassembler plus de puissance CPU que tous les noeuds honnetes, il devrait choisir entre l'utiliser pour escroquer les gens en volant ses paiements, ou l'utiliser pour generer de nouvelles pieces. Il devrait trouver plus profitable de jouer selon les regles, des regles qui le favorisent avec plus de nouvelles pieces que tous les autres combines, plutot que de saper le systeme et la validite de sa propre richesse.
Incentive
Geleneksel olarak, bir bloktaki ilk işlem, bloğun yaratıcısına ait yeni bir para başlatan özel bir işlemdir. Bu, düğümlerin ağı desteklemesi için bir teşvik ekler ve onları basacak merkezi bir otorite olmadığından, paraların dolaşıma başlangıçta dağıtılması için bir yol sağlar. Sabit miktarda yeni paranın düzenli olarak eklenmesi, altın madencilerinin altını dolaşıma katmak için kaynak harcamasına benzerdir. Bizim durumumuzda, harcanan CPU zamanı ve elektrik enerjisidir.
Teşvik, işlem ücretleriyle de finanse edilebilir. Bir işlemin çıktı değeri girdi değerinden az ise, aradaki fark, işlemi içeren bloğun teşvik değerine eklenen bir işlem ücretidir. Önceden belirlenmiş sayıda para dolaşıma girdiğinde, teşvik tamamen işlem ücretlerine geçebilir ve tamamen enflasyondan bağımsız olabilir.
Teşvik, düğümlerin dürüst kalmasını teşvik etmeye yardımcı olabilir. Açgözlü bir saldırgan tüm dürüst düğümlerden daha fazla CPU gücü toplamayı başarırsa, bunu ödemelerini geri çalarak insanları dolandırmak için mi yoksa yeni paralar üretmek için mi kullanacağı arasında seçim yapmak zorunda kalacaktır. Kuralları bozmaktansa, kendisine herkesten daha fazla yeni para veren kurallarla oynamanın daha kârlı olduğunu bulması gerekir; böylece sistemi ve kendi servetinin geçerliliğini baltalamamış olur.
Reclaiming Disk Space
Une fois que la derniere transaction d'une piece est enfouie sous suffisamment de blocs, les transactions depensees avant elle peuvent etre supprimees pour economiser de l'espace disque. Pour faciliter cela sans casser le hash du bloc, les transactions sont hachees dans un Merkle Tree [^7] [^2] [^5], avec seule la racine incluse dans le hash du bloc. Les anciens blocs peuvent alors etre compactes en elaguant les branches de l'arbre. Les hash interieurs n'ont pas besoin d'etre stockes.
Un en-tete de bloc sans transactions ferait environ 80 octets. Si nous supposons que les blocs sont generes toutes les 10 minutes, 80 octets * 6 * 24 * 365 = 4,2 Mo par an. Avec des systemes informatiques generalement vendus avec 2 Go de RAM en 2008, et la loi de Moore prevoyant une croissance actuelle de 1,2 Go par an, le stockage ne devrait pas etre un probleme meme si les en-tetes de blocs doivent etre conserves en memoire.
Reclaiming Disk Space
Bir paradaki en son işlem yeterli sayıda bloğun altına gömüldüğünde, önceki harcanmış işlemler disk alanı kazanmak için atılabilir. Bloğun hash'ini bozmadan bunu kolaylaştırmak için, işlemler bir Merkle Ağacında [^7] [^2] [^5] hash'lenir ve blok hash'ine yalnızca kök dahil edilir. Eski bloklar, ağacın dalları budanarak sıkıştırılabilir. İç hash'lerin saklanması gerekmez.
İşlem içermeyen bir blok başlığı yaklaşık 80 byte olacaktır. Blokların her 10 dakikada bir üretildiğini varsayarsak, 80 byte * 6 * 24 * 365 = yılda 4,2MB. 2008 itibarıyla bilgisayar sistemlerinin genellikle 2GB RAM ile satıldığını ve Moore Yasasının yıllık 1,2GB büyüme öngördüğünü göz önüne alırsak, blok başlıklarının bellekte tutulması gerekse bile depolama bir sorun olmamalıdır.
Simplified Payment Verification
Il est possible de verifier les paiements sans faire fonctionner un noeud reseau complet. Un utilisateur n'a besoin que de conserver une copie des en-tetes de blocs de la plus longue chaine de proof-of-work, qu'il peut obtenir en interrogeant les noeuds du reseau jusqu'a ce qu'il soit convaincu d'avoir la chaine la plus longue, et d'obtenir la branche Merkle reliant la transaction au bloc dans lequel elle est horodatee. Il ne peut pas verifier la transaction par lui-meme, mais en la reliant a un endroit dans la chaine, il peut voir qu'un noeud du reseau l'a acceptee, et les blocs ajoutes apres confirment davantage que le reseau l'a acceptee.
En tant que telle, la verification est fiable tant que les noeuds honnetes controlent le reseau, mais est plus vulnerable si le reseau est domine par un attaquant. Bien que les noeuds du reseau puissent verifier les transactions par eux-memes, la methode simplifiee peut etre trompee par les transactions fabriquees d'un attaquant tant que l'attaquant peut continuer a dominer le reseau. Une strategie pour se proteger contre cela serait d'accepter les alertes des noeuds du reseau lorsqu'ils detectent un bloc invalide, incitant le logiciel de l'utilisateur a telecharger le bloc complet et les transactions signalees pour confirmer l'incoherence. Les entreprises qui recoivent des paiements frequents voudront probablement toujours faire fonctionner leurs propres noeuds pour une securite plus independante et une verification plus rapide.
Simplified Payment Verification
Tam bir ağ düğümü çalıştırmadan ödemeleri doğrulamak mümkündür. Bir kullanıcının yalnızca en uzun proof-of-work zincirinin blok başlıklarının bir kopyasını tutması yeterlidir; ağ düğümlerini en uzun zincire sahip olduğuna ikna olana kadar sorgulayarak ve işlemi zaman damgası uygulandığı bloğa bağlayan Merkle dalını elde ederek bunu yapabilir. İşlemi kendisi kontrol edemez, ancak zincirdeki bir yere bağlayarak bir ağ düğümünün onu kabul ettiğini görebilir ve sonrasında eklenen bloklar ağın onu kabul ettiğini daha da doğrular.
Bu nedenle, doğrulama dürüst düğümler ağı kontrol ettiği sürece güvenilirdir, ancak ağ bir saldırgan tarafından ele geçirilirse daha savunmasızdır. Ağ düğümleri işlemleri kendileri doğrulayabilirken, basitleştirilmiş yöntem saldırganın ağı ele geçirmeye devam edebildiği sürece saldırganın uydurma işlemleriyle kandırılabilir. Buna karşı korunmak için bir strateji, ağ düğümlerinden geçersiz bir blok tespit ettiklerinde uyarılar almak ve kullanıcının yazılımını tutarsızlığı doğrulamak üzere tam bloğu ve uyarılan işlemleri indirmeye yönlendirmek olabilir. Sık ödeme alan işletmeler muhtemelen daha bağımsız güvenlik ve daha hızlı doğrulama için kendi düğümlerini çalıştırmak isteyeceklerdir.
Combining and Splitting Value
Bien qu'il soit possible de gerer les pieces individuellement, il serait peu pratique de faire une transaction separee pour chaque centime dans un transfert. Pour permettre de diviser et combiner la valeur, les transactions contiennent des entrees et des sorties multiples. Normalement, il y aura soit une seule entree provenant d'une transaction precedente plus importante, soit plusieurs entrees combinant des montants plus petits, et au plus deux sorties : une pour le paiement, et une restituant la monnaie, le cas echeant, a l'expediteur.
Il convient de noter que l'eventail, ou une transaction depend de plusieurs transactions, et ces transactions dependent de beaucoup d'autres, n'est pas un probleme ici. Il n'y a jamais besoin d'extraire une copie autonome complete de l'historique d'une transaction.
Combining and Splitting Value
Paraları tek tek işlemek mümkün olsa da, bir transferdeki her kuruş için ayrı bir işlem yapmak kullanışsız olurdu. Değerin bölünüp birleştirilebilmesi için işlemler birden fazla girdi ve çıktı içerir. Normal olarak, daha büyük bir önceki işlemden tek bir girdi veya daha küçük miktarları birleştiren birden fazla girdi ve en fazla iki çıktı olacaktır: biri ödeme için, diğeri varsa üstü göndericiye iade etmek için.
Bir işlemin birçok işleme bağlı olduğu ve bu işlemlerin çok daha fazlasına bağlı olduğu yayılma (fan-out) durumunun burada bir sorun olmadığı belirtilmelidir. Bir işlemin geçmişinin tam bir bağımsız kopyasını çıkarmaya asla gerek yoktur.
Privacy
Le modele bancaire traditionnel atteint un niveau de confidentialite en limitant l'acces a l'information aux parties concernees et au tiers de confiance. La necessite d'annoncer toutes les transactions publiquement exclut cette methode, mais la confidentialite peut toujours etre maintenue en rompant le flux d'informations a un autre endroit : en gardant les cles publiques anonymes. Le public peut voir que quelqu'un envoie un montant a quelqu'un d'autre, mais sans information reliant la transaction a quiconque. Ceci est similaire au niveau d'information publie par les bourses, ou le moment et la taille des transactions individuelles, le "ruban", sont rendus publics, mais sans dire qui etaient les parties.
Comme pare-feu supplementaire, une nouvelle paire de cles devrait etre utilisee pour chaque transaction afin de les empecher d'etre liees a un proprietaire commun. Un certain lien est toujours inevitable avec les transactions a entrees multiples, qui revelent necessairement que leurs entrees appartenaient au meme proprietaire. Le risque est que si le proprietaire d'une cle est revele, le lien pourrait reveler d'autres transactions qui appartenaient au meme proprietaire.
Privacy
Geleneksel bankacılık modeli, bilgiye erişimi ilgili taraflar ve güvenilir üçüncü tarafla sınırlayarak belirli bir gizlilik düzeyi sağlar. Tüm işlemlerin kamuya duyurulması gerekliliği bu yöntemi engeller, ancak bilgi akışını başka bir noktada keserek gizlilik yine de korunabilir: açık anahtarları anonim tutarak. Halk, birisinin bir başkasına bir miktar gönderdiğini görebilir, ancak işlemi herhangi biriyle ilişkilendiren bilgi olmadan. Bu, borsaların yayınladığı bilgi düzeyine benzer; bireysel işlemlerin zamanı ve boyutu, yani "bant," kamuya açıklanır, ancak tarafların kim olduğu söylenmez.
Ek bir güvenlik duvarı olarak, her işlem için yeni bir anahtar çifti kullanılmalıdır; böylece ortak bir sahiple ilişkilendirilmeleri önlenir. Çoklu girdili işlemlerde hâlâ kaçınılmaz bazı bağlantılar vardır; bu işlemler girdilerinin aynı sahibe ait olduğunu zorunlu olarak ortaya koyar. Risk, bir anahtarın sahibi ortaya çıkarsa, bağlantının aynı sahibe ait diğer işlemleri ifşa edebilmesidir.
Calculations
Nous considerons le scenario d'un attaquant essayant de generer une chaine alternative plus rapidement que la chaine honnete. Meme si cela est accompli, cela n'ouvre pas le systeme a des modifications arbitraires, comme creer de la valeur a partir de rien ou prendre de l'argent qui n'a jamais appartenu a l'attaquant. Les noeuds n'accepteront pas une transaction invalide comme paiement, et les noeuds honnetes n'accepteront jamais un bloc les contenant. Un attaquant ne peut qu'essayer de modifier une de ses propres transactions pour recuperer l'argent qu'il a recemment depense.
La course entre la chaine honnete et la chaine d'un attaquant peut etre caracterisee comme une marche aleatoire binomiale. L'evenement de succes est l'extension de la chaine honnete d'un bloc, augmentant son avance de +1, et l'evenement d'echec est l'extension de la chaine de l'attaquant d'un bloc, reduisant l'ecart de -1.
La probabilite qu'un attaquant rattrape a partir d'un deficit donne est analogue au probleme de la ruine du joueur. Supposons qu'un joueur avec un credit illimite commence avec un deficit et joue potentiellement un nombre infini d'essais pour tenter d'atteindre l'equilibre. Nous pouvons calculer la probabilite qu'il atteigne un jour l'equilibre, ou qu'un attaquant rattrape un jour la chaine honnete, comme suit [^8] :
p = probability an honest node finds the next block
q = probability the attacker finds the next block
q = probability the attacker will ever catch up from z blocks behind
``````
\[
qz =
\begin{cases}
1 & \text{if } p \leq q \\
\left(\frac{q}{p}\right) z & \text{if } p > q
\end{cases}
\]
Etant donne notre hypothese que p q, la probabilite diminue exponentiellement a mesure que le nombre de blocs que l'attaquant doit rattraper augmente. Avec les chances contre lui, s'il ne fait pas une poussee chanceuse en avant tot, ses chances deviennent infiniment petites a mesure qu'il prend du retard.
Nous considerons maintenant combien de temps le destinataire d'une nouvelle transaction doit attendre avant d'etre suffisamment certain que l'expediteur ne peut pas modifier la transaction. Nous supposons que l'expediteur est un attaquant qui veut faire croire au destinataire qu'il l'a paye pendant un certain temps, puis basculer pour se rembourser lui-meme apres un certain temps. Le destinataire sera alerte quand cela se produira, mais l'expediteur espere qu'il sera trop tard.
Le destinataire genere une nouvelle paire de cles et donne la cle publique a l'expediteur peu avant la signature. Cela empeche l'expediteur de preparer une chaine de blocs a l'avance en y travaillant continuellement jusqu'a ce qu'il ait la chance d'etre suffisamment en avance, puis d'executer la transaction a ce moment-la. Une fois la transaction envoyee, l'expediteur malhonnete commence a travailler en secret sur une chaine parallele contenant une version alternative de sa transaction.
Le destinataire attend que la transaction ait ete ajoutee a un bloc et que z blocs aient ete lies apres. Il ne connait pas la quantite exacte de progres que l'attaquant a fait, mais en supposant que les blocs honnetes ont pris le temps moyen attendu par bloc, le progres potentiel de l'attaquant sera une distribution de Poisson avec la valeur attendue :
\[
\lambda = z\frac{q}{p}
\]
Pour obtenir la probabilite que l'attaquant puisse encore rattraper maintenant, nous multiplions la densite de Poisson pour chaque quantite de progres qu'il aurait pu faire par la probabilite qu'il puisse rattraper a partir de ce point :
\[
\sum_{k=0}^{\infty} \frac{\lambda^k e^{-\lambda}}{k!} \cdot \left\{
\begin{array}{cl}
\left(\frac{q}{p}\right)^{(z-k)} & \text{if } k \leq z \\
1 & \text{if } k > z
\end{array}
\right.
\]
Rearrangement pour eviter de sommer la queue infinie de la distribution...
\[
1 - \sum_{k=0}^{z} \frac{\lambda^k e^{-\lambda}}{k!} \left(1-\left(\frac{q}{p}\right)^{(z-k)}\right)
\]
Conversion en code 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;
}
En executant quelques resultats, nous pouvons voir la probabilite diminuer exponentiellement avec 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
Resolution pour P inferieur a 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
Bir saldırganın dürüst zincirden daha hızlı alternatif bir zincir üretmeye çalıştığı senaryoyu düşünüyoruz. Bu başarılsa bile, sistemi havadan değer yaratma veya saldırgana hiç ait olmayan parayı alma gibi keyfi değişikliklere açmaz. Düğümler geçersiz bir işlemi ödeme olarak kabul etmeyecek ve dürüst düğümler bunları içeren bir bloğu asla kabul etmeyecektir. Bir saldırgan yalnızca yakın zamanda harcadığı parayı geri almak için kendi işlemlerinden birini değiştirmeye çalışabilir.
Dürüst zincir ile saldırgan zinciri arasındaki yarış bir Binom Rastgele Yürüyüş olarak karakterize edilebilir. Başarı olayı, dürüst zincirin bir blok uzatılarak liderliğini +1 artırmasıdır ve başarısızlık olayı, saldırganın zincirinin bir blok uzatılarak farkı -1 azaltmasıdır.
Bir saldırganın belirli bir açıktan yetişme olasılığı, Kumarcının İflası problemine benzer. Sınırsız krediye sahip bir kumarcının açıkta başladığını ve başa baş noktasına ulaşmak için potansiyel olarak sonsuz sayıda deneme yaptığını varsayalım. Başa baş noktasına ulaşma olasılığını veya bir saldırganın dürüst zincire yetişme olasılığını aşağıdaki gibi hesaplayabiliriz [^8]:
p = dürüst bir düğümün bir sonraki bloğu bulma olasılığı
q = saldırganın bir sonraki bloğu bulma olasılığı
q = saldırganın z blok geriden yetişme olasılığı
``````
\[
qz =
\begin{cases}
1 & \text{if } p \leq q \\
\left(\frac{q}{p}\right) z & \text{if } p > q
\end{cases}
\]
p q olduğu varsayımımız göz önüne alındığında, saldırganın yetişmesi gereken blok sayısı arttıkça olasılık üstel olarak düşer. Oran aleyhine olduğunda, erken dönemde şanslı bir hamle yapmadıysa, geride kaldıkça şansı giderek küçülür.
Şimdi yeni bir işlemin alıcısının, göndericinin işlemi değiştiremeyeceğinden yeterince emin olmadan önce ne kadar beklemesi gerektiğini düşünüyoruz. Göndericinin, alıcıya bir süre ödeme yaptığına inandırmak isteyen bir saldırgan olduğunu ve ardından bir süre geçtikten sonra ödemeyi kendisine geri çevirmek istediğini varsayıyoruz. Alıcı bu olduğunda uyarılacaktır, ancak gönderici bunun çok geç olacağını umar.
Alıcı yeni bir anahtar çifti üretir ve imzalamadan kısa süre önce açık anahtarı göndericiye verir. Bu, göndericinin şanslı olup yeterince ilerleyene kadar sürekli çalışarak önceden bir blok zinciri hazırlamasını ve ardından o anda işlemi gerçekleştirmesini önler. İşlem gönderildikten sonra, dürüst olmayan gönderici işleminin alternatif bir sürümünü içeren paralel bir zincir üzerinde gizlice çalışmaya başlar.
Alıcı, işlem bir bloğa eklenene ve z blok ondan sonra bağlanana kadar bekler. Saldırganın ne kadar ilerleme kaydettiğini tam olarak bilmez, ancak dürüst blokların blok başına beklenen ortalama süreyi aldığını varsayarsak, saldırganın potansiyel ilerlemesi beklenen değeri olan bir Poisson dağılımı olacaktır:
\[
\lambda = z\frac{q}{p}
\]
Saldırganın hâlâ yetişebilme olasılığını elde etmek için, yapmış olabileceği her ilerleme miktarı için Poisson yoğunluğunu o noktadan yetişebilme olasılığıyla çarpıyoruz:
\[
\sum_{k=0}^{\infty} \frac{\lambda^k e^{-\lambda}}{k!} \cdot \left\{
\begin{array}{cl}
\left(\frac{q}{p}\right)^{(z-k)} & \text{if } k \leq z \\
1 & \text{if } k > z
\end{array}
\right.
\]
Dağılımın sonsuz kuyruğunu toplamaktan kaçınmak için yeniden düzenliyoruz...
\[
1 - \sum_{k=0}^{z} \frac{\lambda^k e^{-\lambda}}{k!} \left(1-\left(\frac{q}{p}\right)^{(z-k)}\right)
\]
C koduna dönüştürüyoruz...
```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;
}
Bazı sonuçları çalıştırdığımızda, olasılığın z ile üstel olarak düştüğünü görebiliriz.
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
P'nin %0,1'den küçük olması için çözüyoruz...
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
Nous avons propose un systeme pour les transactions electroniques sans reposer sur la confiance. Nous avons commence avec le cadre habituel de pieces faites de signatures numeriques, qui fournit un controle fort de la propriete, mais est incomplet sans un moyen de prevenir la double depense. Pour resoudre cela, nous avons propose un reseau pair-a-pair utilisant le proof-of-work pour enregistrer un historique public des transactions qui devient rapidement informatiquement impraticable a modifier pour un attaquant si les noeuds honnetes controlent une majorite de la puissance CPU. Le reseau est robuste dans sa simplicite non structuree. Les noeuds travaillent tous en meme temps avec peu de coordination. Ils n'ont pas besoin d'etre identifies, puisque les messages ne sont pas achemines vers un endroit particulier et n'ont besoin d'etre delivres qu'au mieux. Les noeuds peuvent quitter et rejoindre le reseau a volonte, acceptant la chaine de proof-of-work comme preuve de ce qui s'est passe pendant leur absence. Ils votent avec leur puissance CPU, exprimant leur acceptation des blocs valides en travaillant a les etendre et rejetant les blocs invalides en refusant de travailler dessus. Toutes les regles et incitations necessaires peuvent etre appliquees avec ce mecanisme de consensus.
Conclusion
Güvene dayanmadan elektronik işlemler için bir sistem önerdik. Dijital imzalardan yapılmış paraların olağan çerçevesiyle başladık; bu, sahiplik üzerinde güçlü kontrol sağlar ancak çifte harcamayı önlemenin bir yolu olmadan eksik kalır. Bunu çözmek için, dürüst düğümler CPU gücünün çoğunluğunu kontrol ettiğinde bir saldırganın değiştirmesinin hesaplama açısından hızla pratik olmaktan çıkan işlemlerin kamuya açık geçmişini kaydetmek için proof-of-work kullanan eşler arası bir ağ önerdik. Ağ, yapılandırılmamış basitliğinde sağlamdır. Düğümler çok az koordinasyonla hep birlikte çalışır. Mesajlar herhangi belirli bir yere yönlendirilmediğinden ve yalnızca en iyi çaba temelinde iletilmesi gerektiğinden, tanımlanmaları gerekmez. Düğümler, yokluklarında olanların kanıtı olarak proof-of-work zincirini kabul ederek ağdan istedikleri zaman ayrılıp yeniden katılabilirler. Geçerli blokları uzatarak çalışarak kabullerini ifade eder ve geçersiz blokları üzerlerinde çalışmayı reddederek reddederler. Gerekli tüm kurallar ve teşvikler bu konsensüs mekanizması ile uygulanabilir.
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.
