Ripple Protokolü Uzlaşma Algoritması
Abstract
हालांकि Byzantine Generals Problem के लिए कई सहमति एल्गोरिदम मौजूद हैं, विशेष रूप से वितरित भुगतान प्रणालियों के संबंध में, उनमें से कई नेटवर्क के सभी नोड्स को समकालिक रूप से संवाद करने की आवश्यकता के कारण उच्च विलंबता से ग्रस्त हैं। इस कार्य में, हम एक नवीन सहमति एल्गोरिदम प्रस्तुत करते हैं जो बड़े नेटवर्क के भीतर सामूहिक रूप से विश्वसनीय उप-नेटवर्क का उपयोग करके इस आवश्यकता को दरकिनार करता है। हम दिखाते हैं कि Sybil हमलों को रोकने के लिए आवश्यक "विश्वास" वास्तव में वैश्विक नहीं है, बल्कि नेटवर्क में प्रत्येक नोड के लिए स्थानीय है।
Ripple प्रोटोकॉल सहमति एल्गोरिदम (RPCA) नेटवर्क की शुद्धता और सहमति बनाए रखने के लिए सभी नोड्स द्वारा हर कुछ सेकंड में लागू किया जाता है। एक बार सहमति प्राप्त हो जाने पर, वर्तमान लेजर को "बंद" माना जाता है और यह अंतिम-बंद लेजर बन जाता है। यह एल्गोरिदम अद्वितीय है क्योंकि यह Byzantine विफलताओं के खिलाफ मजबूत गारंटी बनाए रखते हुए कम विलंबता के साथ सहमति प्राप्त करता है, जो इसे वास्तविक समय वित्तीय निपटान प्रणालियों के लिए उपयुक्त बनाता है।
Abstract
Bizans Generalleri Problemi icin, ozellikle dagitik odeme sistemleri baglaminda birden fazla konsensus algoritmasi mevcut olsa da, bunlarin cogu ag icindeki tum dugumlerin senkron iletisim kurmasi gereksiniminin yol actigi yuksek gecikmeden muzdariptir. Bu calismada, daha buyuk ag icinde kolektif olarak guvenilen alt-aglari kullanarak bu gereksinimi asan yeni bir konsensus algoritmasi sunuyoruz. Sybil saldirilarini onlemek icin gereken "guven"in aslinda kuresel degil, agdaki her dugume yerel oldugunu gosteriyoruz.
Ripple Protokolu Konsensus Algoritmasi (RPCA), agin dogrulugunu ve uzlasisini korumak icin tum dugumler tarafindan birkac saniyede bir uygulanir. Konsensus saglandiginda mevcut defter "kapanmis" kabul edilir ve son-kapanmis defter olur. Bu algoritma, Bizans hatalarina karsi guclu garantileri korurken dusuk gecikmeyle konsensus saglamasi nedeniyle benzersizdir ve bu da onu gercek zamanli finansal mutabakat sistemleri icin uygun hale getirir.
Introduction
एक वितरित भुगतान प्रणाली को दोषपूर्ण या दुर्भावनापूर्ण अभिकर्ताओं की उपस्थिति में भी भुगतानों को सही और समय पर संसाधित करने के लिए एक सहमति एल्गोरिदम लागू करना होगा। Bitcoin प्रूफ-ऑफ-वर्क (proof-of-work) का उपयोग करके सहमति प्राप्त करता है, जिसमें सभी नोड्स को क्रिप्टोग्राफिक पहेलियों को हल करने के लिए कम्प्यूटेशनल संसाधन खर्च करने की आवश्यकता होती है। हालांकि यह दृष्टिकोण मजबूत सुरक्षा गारंटी प्रदान करता है, इसमें महत्वपूर्ण कमियां हैं जिनमें उच्च ऊर्जा खपत, कम लेनदेन थ्रूपुट और लंबी पुष्टि विलंबता शामिल है जो उच्च-मूल्य लेनदेन के लिए एक घंटे या उससे अधिक तक बढ़ सकती है।
Ripple प्रोटोकॉल सहमति एल्गोरिदम वितरित सहमति के लिए एक नया दृष्टिकोण प्रदान करता है जिसमें प्रूफ-ऑफ-वर्क की आवश्यकता नहीं होती। इसके बजाय, नेटवर्क में नोड्स एक मतदान प्रक्रिया के माध्यम से लेनदेन सेट पर सामूहिक रूप से सहमत होते हैं जो सेकंडों में सहमति प्राप्त करती है। यह सहमति तंत्र विशेष रूप से एक वैश्विक भुगतान नेटवर्क की आवश्यकताओं के लिए डिज़ाइन किया गया है, जहां व्यावहारिक तैनाती के लिए कम विलंबता और उच्च थ्रूपुट आवश्यक हैं।
RPCA में प्रमुख नवाचार यह है कि इसमें नेटवर्क के सभी नोड्स को एक-दूसरे से सहमत होने की आवश्यकता नहीं होती। इसके बजाय, प्रत्येक नोड अन्य नोड्स की एक Unique Node List (UNL) बनाए रखता है जिन पर वह मिलीभगत न करने का भरोसा करता है। जब तक नोड्स द्वारा चुनी गई UNL में पर्याप्त ओवरलैप होता है, और नोड्स का एक सीमा प्रतिशत से कम दोषपूर्ण होता है, तब तक नेटवर्क सहमति प्राप्त करेगा। यह दृष्टिकोण भुगतान प्रणाली के लिए आवश्यक सुरक्षा गारंटी प्रदान करता है जबकि सहमति विलंबता को मिनटों या घंटों के बजाय सेकंडों में मापा जाता है।
Introduction
Dagitik bir odeme sistemi, hatali veya kotu niyetli aktorler bulunsa bile odemeleri dogru ve zamaninda isleyebilmek icin bir konsensus algoritmasi uygulamalidir. Bitcoin, konsensusu proof-of-work ile saglar; bu da tum dugumlerin kriptografik bulmacalari cozmek icin hesaplama kaynagi harcamasini gerektirir. Bu yaklasim guclu guvenlik garantileri sunsa da, yuksek enerji tuketimi, dusuk islem hacmi ve yuksek degerli islemlerde bir saat veya daha fazla surebilen uzun onay gecikmeleri gibi ciddi dezavantajlara sahiptir.
Ripple Protokolu Konsensus Algoritmasi, proof-of-work gerektirmeyen dagitik konsensus icin yeni bir yaklasim sunar. Bunun yerine, agdaki dugumler bir oylama sureciyle islem kumeleri uzerinde topluca anlasir ve saniyeler icinde konsensusa ulasir. Bu konsensus mekanizmasi, dusuk gecikme ve yuksek hacmin pratik kullanim icin kritik oldugu kuresel odeme agi gereksinimleri icin ozellikle tasarlanmistir.
RPCA'daki temel yenilik, agdaki tum dugumlerin birbirleriyle uzlasmasini gerektirmemesidir. Bunun yerine her dugum, gizli anlasma yapmayacagina guvendigi diger dugumlerden olusan bir Benzersiz Dugum Listesi (UNL) tutar. Dugumler tarafindan secilen UNL'ler yeterli ortusmeye sahipse ve dugumlerin belirli bir esik oranindan azi hataliysa ag konsensusa ulasir. Bu yaklasim, odeme sistemi icin gerekli guvenligi saglarken konsensus gecikmesini dakika veya saatlerden saniyelere indirir.
Definition of Consensus
वितरित प्रणालियों में, सहमति उस प्रक्रिया को संदर्भित करती है जिसके द्वारा नोड्स का एक नेटवर्क दोषपूर्ण या दुर्भावनापूर्ण प्रतिभागियों की उपस्थिति के बावजूद एक साझा स्थिति पर सहमति पर पहुंचता है। एक सहमति एल्गोरिदम को तीन मूलभूत गुणों को संतुष्ट करना चाहिए: शुद्धता (कोई भी दो सही नोड अलग-अलग निर्णय नहीं लेते), सहमति (सभी सही नोड एक ही निर्णय पर पहुंचते हैं), और समाप्ति (सभी सही नोड अंततः निर्णय लेते हैं)। ये गुण सुनिश्चित करते हैं कि वितरित प्रणाली ऐसे व्यवहार करती है जैसे कि वह एक एकल, विश्वसनीय नोड हो।
सहमति प्राप्त करने की चुनौती वितरित प्रणालियों की अंतर्निहित अविश्वसनीयता से उत्पन्न होती है। नोड्स क्रैश हो सकते हैं, संदेश विलंबित या खो सकते हैं, और Byzantine नोड्स मनमाने ढंग से या दुर्भावनापूर्ण तरीके से व्यवहार कर सकते हैं। Byzantine Generals Problem, जिसे Lamport, Shostak और Pease ने औपचारिक रूप दिया, इस चुनौती को पकड़ती है: प्रक्रियाओं का एक समूह कैसे सहमति पर पहुंच सकता है जब कुछ अंश दोषपूर्ण हो सकता है और जब संचार अविश्वसनीय हो?
वितरित कंप्यूटिंग में शास्त्रीय परिणाम इस बात की मूलभूत सीमाएं स्थापित करते हैं कि सहमति एल्गोरिदम क्या हासिल कर सकते हैं। FLP असंभवता परिणाम दिखाता है कि कोई भी नियतात्मक एल्गोरिदम एक असमकालिक प्रणाली में सहमति की गारंटी नहीं दे सकता यदि एक भी नोड विफल हो सकता है। इसलिए व्यावहारिक सहमति एल्गोरिदम को सुरक्षा (कभी भी गलत सहमति नहीं पहुंचना) और जीवंतता (हमेशा प्रगति करना) के बीच समझौता करना होगा। Bitcoin का proof-of-work जीवंतता पर सुरक्षा को प्राथमिकता देता है, जबकि RPCA यथार्थवादी दोष धारणाओं के तहत मजबूत सुरक्षा गारंटी बनाए रखते हुए सीमित समय में सहमति दौर पूरा करके भुगतान प्रणालियों के लिए अधिक उपयुक्त संतुलन प्राप्त करता है।
Definition of Consensus
Dagitik sistemlerde konsensus, hatali veya kotu niyetli katilimcilar bulunsa bile bir dugum aginin ortak bir durum uzerinde uzlasmasi surecidir. Bir konsensus algoritmasi uc temel ozelligi saglamalidir: dogruluk (iki dogru dugum farkli karar vermez), uzlasi (tum dogru dugumler ayni karara varir) ve sonlanma (tum dogru dugumler eninde sonunda karar verir). Bu ozellikler, dagitik sistemin tek ve guvenilir bir dugummus gibi davranmasini saglar.
Konsensusun zor olmasinin nedeni dagitik sistemlerin dogasindaki guvenilmezliktir. Dugumler cokebilir, mesajlar gecikebilir veya kaybolabilir ve Bizans dugumleri keyfi ya da kotu niyetli davranabilir. Lamport, Shostak ve Pease tarafindan formellestirilen Bizans Generalleri Problemi bu zorlugu yakalar: Bazi surecler hataliyken ve iletisim guvenilmezken bir grup surec nasil uzlasabilir?
Dagitik hesaplamadaki klasik sonuclar, konsensus algoritmalarinin neleri basarabilecegine dair temel sinirlari ortaya koyar. FLP imkansizlik sonucu, tek bir dugumun bile hata verebildigi asenkron bir sistemde hicbir deterministik algoritmanin konsensusu garanti edemeyecegini gosterir. Bu nedenle pratik konsensus algoritmalari guvenlik (asla yanlis konsensusa ulasmama) ile canlilik (surekli ilerleme) arasinda denge kurar. Bitcoin'in proof-of-work'u guvenligi canliliga gore onceliklendirirken, RPCA gercekci hata varsayimlari altinda guclu guvenligi koruyup sinirli surede turleri tamamlayarak odeme sistemleri icin daha uygun bir denge saglar.
Existing Consensus Algorithms
वितरित प्रणालियों में Byzantine Generals Problem को हल करने के लिए कई सहमति एल्गोरिदम प्रस्तावित किए गए हैं। Practical Byzantine Fault Tolerance (PBFT) एल्गोरिदम, जिसे Castro और Liskov ने पेश किया, 3f+1 नोड्स की प्रणाली में f Byzantine दोषों तक सहन कर सकता है। PBFT सभी नोड्स के बीच संदेश विनिमय के कई दौरों के माध्यम से सहमति प्राप्त करता है, जिसमें O(n^2) की संचार जटिलता होती है, जहां n नोड्स की संख्या है। हालांकि PBFT छोटे नेटवर्क के लिए मजबूत सुरक्षा गारंटी और अपेक्षाकृत कम विलंबता प्रदान करता है, द्विघात संचार ओवरहेड के कारण यह बड़े नेटवर्क के लिए अच्छी तरह से स्केल नहीं करता।
Paxos और इसके संस्करण, Lamport द्वारा विकसित, असमकालिक प्रणालियों में सहमति प्रदान करते हैं लेकिन Byzantine दोषों के बजाय क्रैश विफलताओं को मानते हैं। Paxos दौरों की एक श्रृंखला के माध्यम से सहमति प्राप्त करता है जिसमें प्रस्तावक मूल्य सुझाते हैं और स्वीकर्ता उन पर मतदान करते हैं। हालांकि Paxos मनमानी संदेश विलंबता और प्रक्रिया क्रैश को सहन कर सकता है, इसमें Byzantine विफलताओं को संभालने के लिए सावधानीपूर्वक इंजीनियरिंग की आवश्यकता होती है और कुछ परिदृश्यों में livelock से ग्रस्त हो सकता है।
Bitcoin का proof-of-work सहमति एल्गोरिदम Byzantine हमलों को आर्थिक रूप से अव्यवहार्य बनाकर एक मौलिक रूप से भिन्न दृष्टिकोण अपनाता है। नोड्स क्रिप्टोग्राफिक पहेलियों को हल करने के लिए प्रतिस्पर्धा करते हैं, विजेता लेनदेन का अगला ब्लॉक प्रस्तावित करता है। हालांकि यह दृष्टिकोण मनमाने नेटवर्क आकार तक स्केल करता है और Byzantine दोषों को संभालता है, इसमें गंभीर कमियां हैं: भारी ऊर्जा खपत (Bitcoin नेटवर्क के लिए प्रति वर्ष 150 मिलियन डॉलर से अधिक अनुमानित), लंबी पुष्टि विलंबता (उच्च-मूल्य लेनदेन के लिए अक्सर 40-60 मिनट), और सीमित थ्रूपुट (लगभग 7 लेनदेन प्रति सेकंड)। ये सीमाएं proof-of-work को कई भुगतान प्रणाली अनुप्रयोगों के लिए अनुपयुक्त बनाती हैं जिनमें तेजी से निपटान और उच्च लेनदेन मात्रा की आवश्यकता होती है।
Existing Consensus Algorithms
Dagitik sistemlerde Bizans Generalleri Problemi'ni cozumlemek icin cesitli konsensus algoritmalari onerilmistir. Castro ve Liskov tarafindan tanitilan Practical Byzantine Fault Tolerance (PBFT) algoritmasi, 3f+1 dugumden olusan bir sistemde en fazla f adet Bizans hatasini tolere edebilir. PBFT, tum dugumler arasinda birden fazla mesajlasma turu ile konsensus saglar ve iletisim karmasikligi O(n^2)'dir; burada n dugum sayisidir. PBFT, kucuk aglarda guclu guvenlik ve nispeten dusuk gecikme sunsa da, ikinci dereceden mesajlasma maliyeti nedeniyle buyuk aglara iyi olceklenmez.
Lamport tarafindan gelistirilen Paxos ve turevleri, asenkron sistemlerde konsensus saglar ancak Bizans hatalari yerine cokme hatalarini varsayar. Paxos, onericilerin deger onerdigi ve kabul edicilerin oy verdigi turlar araciligiyla ilerler. Paxos keyfi mesaj gecikmelerine ve surec cokmelerine dayanikli olsa da, Bizans hatalarini ele almak icin dikkatli muhendislik gerektirir ve bazi senaryolarda livelock yasayabilir.
Bitcoin'in proof-of-work konsensusu ise Bizans saldirilarini ekonomik olarak yapilamaz hale getiren farkli bir yaklasim izler. Dugumler kriptografik bulmacalari cozmek icin yarisir ve kazanan bir sonraki islem blogunu onerir. Bu yaklasim keyfi ag buyukluklerine olceklenebilse ve Bizans hatalarina dayanikli olsa da buyuk dezavantajlari vardir: cok yuksek enerji tuketimi (Bitcoin agi icin yilda 150 milyon dolar uzeri tahminler), uzun onay gecikmeleri (yuksek degerli islemlerde siklikla 40-60 dakika) ve sinirli hacim (yaklasik saniyede 7 islem). Bu sinirlar, hizli mutabakat ve yuksek hacim gerektiren odeme uygulamalarinda proof-of-work'u elverissiz kilar.
Ripple Protocol Consensus Algorithm
Ripple प्रोटोकॉल सहमति एल्गोरिदम (RPCA) प्रत्येक सर्वर द्वारा उन सभी वैध लेनदेन को लेकर शुरू होता है जो उसने देखे हैं और जो अभी तक कैंडिडेट लेनदेन के रूप में लागू नहीं किए गए हैं। सर्वर फिर एक बहु-दौर प्रोटोकॉल का पालन करते हैं जहां वे वर्तमान लेजर पर लागू किए जाने वाले लेनदेन के एक सेट पर सहमति की ओर पुनरावृत्त रूप से काम करते हैं। प्रत्येक दौर में, सर्वर उन लेनदेन से युक्त प्रस्ताव बनाते हैं जिन्हें वे अगले लेजर में शामिल किया जाना चाहिए।
प्रत्येक सहमति दौर के दौरान, सर्वर अपने Unique Node List (UNL) में अन्य सर्वरों को अपने प्रस्ताव संप्रेषित करते हैं। सर्वर तब गणना करते हैं कि कौन से लेनदेन प्रस्तावों के एक सीमा प्रतिशत में दिखाई देते हैं। शुरू में, यह सीमा 50% पर निर्धारित होती है, जिसका अर्थ है कि एक लेनदेन को अगले दौर के लिए विचार किए जाने हेतु सर्वर की UNL के कम से कम आधे प्रस्तावों में दिखाई देना चाहिए। जैसे-जैसे सहमति क्रमिक दौरों के माध्यम से आगे बढ़ती है, यह सीमा क्रमिक रूप से बढ़ती है (आमतौर पर 60%, 70%, और अंत में 80%)।
जब कोई लेनदेन सर्वर की UNL में 80% समर्थन की सुपरमेजॉरिटी सीमा प्राप्त करता है, तो इसे अंतिम सहमति दौर के लिए उस सर्वर के प्रस्ताव में शामिल किया जाता है। नेटवर्क भर में इस सीमा तक पहुंचने वाले सभी लेनदेन लेजर पर लागू किए जाते हैं, जिसे फिर क्रिप्टोग्राफिक रूप से हैश और हस्ताक्षरित किया जाता है। यह नव सत्यापित लेजर अंतिम-बंद लेजर बन जाता है, और प्रक्रिया कैंडिडेट लेनदेन के अगले सेट के साथ फिर से शुरू होती है।
सहमति प्रक्रिया आमतौर पर 5 सेकंड या उससे कम में पूरी होती है, अधिकांश लेनदेन को सुपरमेजॉरिटी सीमा प्राप्त करने के लिए केवल एक सहमति दौर की आवश्यकता होती है। एक दौर में सहमति प्राप्त नहीं करने वाले लेनदेन बाद के दौरों के लिए कैंडिडेट बने रहते हैं। यह डिज़ाइन सुनिश्चित करता है कि नेटवर्क मजबूत सुरक्षा गारंटी बनाए रखते हुए निरंतर प्रगति करता है, क्योंकि कोई भी लेनदेन विश्वसनीय वैलिडेटरों के सुपरमेजॉरिटी समर्थन के बिना लेजर पर लागू नहीं किया जा सकता।
Ripple Protocol Consensus Algorithm
Ripple Protokolu Konsensus Algoritmasi (RPCA), her sunucunun gordugu ve henuz uygulanmamis tum gecerli islemleri aday islem olarak almasiyla baslar. Sunucular daha sonra, mevcut deftere uygulanacak islem kumesi uzerinde uzlasiya varmak icin yinelemeli bir cok-turlu protokol izler. Her turda sunucular, bir sonraki deftere dahil edilmesi gerektigini dusundukleri islemlerden olusan oneriler sunar.
Her konsensus turunda sunucular, onerilerini kendi Benzersiz Dugum Listesi (UNL) icindeki diger sunuculara iletir. Ardindan sunucular, hangi islemlerin onerilerin belirli bir esik yuzdesinde yer aldigini hesaplar. Baslangicta bu esik %50'dir; yani bir islemin bir sonraki turda degerlendirilmesi icin sunucunun UNL'inin en az yarisindan gelen onerilerde gorunmesi gerekir. Konsensus ard arda turlarla ilerledikce bu esik kademeli olarak artar (genellikle %60, %70 ve son olarak %80).
Bir islem, bir sunucunun UNL'inde %80 super-cogunluk destegine ulasinca, o sunucunun nihai tur onerisine dahil edilir. Ag genelinde bu esige ulasan tum islemler deftere uygulanir; sonra defter kriptografik olarak hash'lenir ve imzalanir. Bu yeni dogrulanmis defter son-kapanmis defter olur ve surec bir sonraki aday islem kumesiyle yeniden baslar.
Konsensus sureci genellikle 5 saniye veya daha kisa surer ve islemlerin cogu super-cogunluk esigine ulasmak icin yalnizca tek tur gerektirir. Bir turda konsensusa ulasamayan islemler sonraki turlar icin aday kalir. Bu tasarim, guvenilen dogrulayicilardan super-cogunluk destegi olmayan hicbir islem deftere uygulanamadigi icin guclu guvenligi korurken agin surekli ilerlemesini saglar.
Formal Analysis of Convergence
RPCA की शुद्धता नेटवर्क में विभिन्न नोड्स द्वारा चुनी गई UNL के बीच ओवरलैप पर गंभीर रूप से निर्भर करती है। UNL_i को नोड i की unique node list और UNL_i ∩ UNL_j को UNL_i और UNL_j दोनों में दिखाई देने वाले नोड्स के सेट के रूप में मानें। नेटवर्क को सहमति बनाए रखने के लिए, हम आवश्यक करते हैं कि किन्हीं भी दो नोड्स i और j के लिए, उनके UNL का प्रतिच्छेदन किसी भी UNL के अधिकतम आकार के सापेक्ष पर्याप्त रूप से बड़ा होना चाहिए।
विशेष रूप से, प्रोटोकॉल सुरक्षा की गारंटी देता है जब |UNL_i ∩ UNL_j| / max(|UNL_i|, |UNL_j|) 1/5 सभी नोड जोड़ियों i और j के लिए। यह शर्त सुनिश्चित करती है कि भले ही Byzantine नोड्स नेटवर्क के विभिन्न भागों को अलग-अलग सहमति निर्णय लेने का कारण बनाने का प्रयास करें, विश्वसनीय नोड्स का ओवरलैप फोर्क को रोकता है। यदि यह शर्त पूरी होती है और किसी भी UNL में 1/5 से कम नोड्स Byzantine हैं, तो सभी सही नोड्स एक ही सहमति निर्णय पर पहुंचेंगे।
औपचारिक प्रमाण यह दिखाकर आगे बढ़ता है कि यदि दो नोड्स अलग-अलग सहमति निर्णय ले सकते, तो कोई लेनदेन T अवश्य होना चाहिए जो एक नोड के अंतिम लेजर में दिखाई देता है लेकिन दूसरे में नहीं। इसके लिए, T को पहले नोड की UNL में 80% समर्थन प्राप्त होना चाहिए लेकिन दूसरे नोड की UNL में 80% से कम समर्थन। हालांकि, ओवरलैप आवश्यकता और Byzantine नोड्स पर बाधा को देखते हुए, यह दिखाया जा सकता है कि यह परिदृश्य असंभव है: यदि T UNL_i में 80% समर्थन प्राप्त करता है, तो इसे ओवरलैप शर्त को संतुष्ट करने वाली किसी भी UNL_j में कम से कम 60% समर्थन प्राप्त करना चाहिए, और सहमति के पर्याप्त दौरों के साथ, यह 80% में अभिसरित होगा या दोनों नोड्स द्वारा अस्वीकार किया जाएगा।
जीवंतता गुण -- कि सहमति अंततः प्राप्त होगी -- इस अवलोकन से अनुसरण करता है कि शामिल करने की सीमा सहमति दौरों के माध्यम से नियतात्मक रूप से बढ़ती है। Byzantine नोड्स और नेटवर्क विलंब की उपस्थिति में भी, प्रोटोकॉल सुनिश्चित करता है कि ईमानदार नोड्स के सुपरमेजॉरिटी द्वारा समर्थित लेनदेन अंततः शामिल किए जाएंगे, जबकि ऐसे समर्थन की कमी वाले लेनदेन बाहर रखे जाएंगे। सहमति के लिए सीमित समय (आमतौर पर 5 सेकंड) भुगतान प्रणाली अनुप्रयोगों के लिए उपयुक्त व्यावहारिक जीवंतता गारंटी प्रदान करता है।
Formal Analysis of Convergence
RPCA'nin dogrulugu, agdaki farkli dugumlerin sectigi UNL'ler arasindaki ortusmeye kritik bicimde baglidir. UNL_i, i dugumunun benzersiz dugum listesi olsun; UNL_i ∩ UNL_j ise hem UNL_i hem UNL_j icinde bulunan dugumleri gostersin. Agin konsensusu koruyabilmesi icin, herhangi iki i ve j dugumu arasinda bu kesisimin, UNL'lerden buyuk olana gore yeterince buyuk olmasi gerekir.
Ozellikle protokol, tum i ve j dugum ciftleri icin |UNL_i ∩ UNL_j| / max(|UNL_i|, |UNL_j|) 1/5 oldugunda guvenligi garanti eder. Bu kosul, Bizans dugumleri agin farkli kisimlarini farkli kararlar almaya zorlamaya calissa bile, guvenilen dugumlerdeki ortusmenin bir catallanmayi engellemesini saglar. Bu kosul saglanir ve herhangi bir UNL'deki Bizans dugum orani 1/5'in altinda kalirsa, tum dogru dugumler ayni konsensus kararina ulasir.
Formal ispat, iki dugum farkli konsensus kararina ulasabiliyorsa, bir dugumun son defterinde olan ancak digerinde olmayan bir T islemi bulunmasi gerektigini gosterir. Bunun olmasi icin T'nin birinci dugumun UNL'inde %80 destek alip ikinci dugumun UNL'inde %80'in altinda kalmasi gerekir. Ancak ortusme kosulu ve Bizans siniri altinda bunun imkansiz oldugu gosterilebilir: T, UNL_i'de %80 destek aliyorsa, ortusme kosulunu saglayan UNL_j'de en az %60 destek almak zorundadir; yeterli sayida tur sonunda ya %80'e yakinsar ya da her iki dugum tarafindan reddedilir.
Canlilik ozelligi, yani konsensusun sonunda mutlaka saglanmasi, dahil etme esiginin turlar boyunca deterministik bicimde artmasindan gelir. Bizans dugumleri ve ag gecikmeleri olsa bile protokol, durust dugumlerin super-cogunlugunca desteklenen islemlerin sonunda dahil edilmesini, boyle bir destegi olmayan islemlerin ise dislanmasini saglar. Konsensus icin sinirli sure (tipik olarak 5 saniye) odeme sistemi uygulamalari icin pratik canlilik garantisi sunar.
Unique Node Lists
Unique Node List (UNL) RPCA का एक मूलभूत घटक है जो इसे अन्य सहमति एल्गोरिदम से अलग करता है। Ripple नेटवर्क में प्रत्येक नोड एक UNL बनाए रखता है जिसमें अन्य नोड्स शामिल होते हैं जिन पर वह नेटवर्क को धोखा देने के लिए मिलीभगत न करने का भरोसा करता है। महत्वपूर्ण रूप से, यह विश्वास वैश्विक के बजाय स्थानीय है: विभिन्न नोड्स की अलग-अलग UNL हो सकती हैं, और वैलिडेटरों के विश्व स्तर पर सहमत सेट की कोई आवश्यकता नहीं है। यह डिज़ाइन नेटवर्क को विकेंद्रीकरण बनाए रखते हुए स्वाभाविक रूप से बढ़ने की अनुमति देता है।
UNL प्रूफ-ऑफ-वर्क की आवश्यकता के बिना Sybil हमला रोकथाम तंत्र के रूप में कार्य करता है। एक भोले मतदान प्रणाली में, एक हमलावर असमानुपातिक प्रभाव प्राप्त करने के लिए कई छद्मनामी नोड्स बना सकता है। प्रत्येक नोड से स्पष्ट रूप से यह चुनने की आवश्यकता करके कि वह किन अन्य नोड्स पर भरोसा करता है, RPCA सुनिश्चित करता है कि अतिरिक्त पहचान बनाने से कोई लाभ नहीं होता जब तक कि वे पहचान मौजूदा नोड्स को अपनी UNL में जोड़ने के लिए मना नहीं सकतीं। यह Sybil प्रतिरोध की समस्या को कम्प्यूटेशनल व्यय से प्रतिष्ठा और विश्वास संबंधों में स्थानांतरित करता है।
नेटवर्क को सही ढंग से कार्य करने के लिए, UNL को इस प्रकार चुना जाना चाहिए कि उनमें पर्याप्त ओवरलैप हो, जैसा कि औपचारिक विश्लेषण में वर्णित है। व्यवहार में, इसका अर्थ है कि जहां प्रत्येक नोड ऑपरेटर को अपनी UNL चुनने में स्वायत्तता है, उन्हें यह सुनिश्चित करना होगा कि उनकी सूची में ऐसे वैलिडेटर शामिल हैं जिन पर नेटवर्क के अन्य भागों द्वारा भी भरोसा किया जाता है। Ripple विविध संस्थाओं द्वारा संचालित वैलिडेटरों से युक्त एक डिफ़ॉल्ट UNL प्रदान करता है, लेकिन नोड ऑपरेटर अपने स्वयं के विश्वास मूल्यांकन के आधार पर इस सूची को संशोधित करने के लिए स्वतंत्र हैं।
UNL तंत्र प्रगतिशील विकेंद्रीकरण की ओर एक स्वाभाविक मार्ग भी प्रदान करता है। नेटवर्क के प्रारंभिक चरणों में, स्थिरता और विश्वसनीयता सुनिश्चित करने के लिए वैलिडेटरों का एक अधिक केंद्रीकृत सेट उपयुक्त हो सकता है। जैसे-जैसे नेटवर्क परिपक्व होता है और अधिक विविध ऑपरेटर अपनी विश्वसनीयता प्रदर्शित करते हैं, UNL वैलिडेटरों के एक व्यापक सेट को शामिल करने के लिए विकसित हो सकते हैं, जिससे इसकी सुरक्षा गुणों से समझौता किए बिना नेटवर्क की लचीलापन और विकेंद्रीकरण बढ़ता है।
Unique Node Lists
Benzersiz Dugum Listesi (UNL), RPCA'yi diger konsensus algoritmalarindan ayiran temel bilesendir. Ripple agindaki her dugum, agi dolandirmak icin isbirligi yapmayacagina guvendigi diger dugumlerden olusan bir UNL tutar. Kritik nokta su: bu guven kuresel degil yereldir. Farkli dugumler farkli UNL'lere sahip olabilir ve tum agin uzlastigi tek bir dogrulayici kumesi zorunlu degildir. Bu tasarim, agin merkeziyetsizligi koruyarak organik bicimde olceklenmesini saglar.
UNL, proof-of-work gerektirmeden Sybil saldirilarina karsi bir onleme mekanizmasi gorevi gorur. Saf bir oylama sisteminde saldirgan, etkisini artirmak icin cok sayida sahte kimlik olusturabilir. RPCA'da ise her dugum hangi dugumlere guvendigini acikca sectigi icin, yeni kimlikler ancak mevcut dugumleri UNL'lerine eklenmeye ikna ederse avantaj saglar. Boylece Sybil direnci, hesaplama maliyetinden itibar ve guven iliskilerine kaymis olur.
Agin dogru calismasi icin UNL'ler formal analizde belirtilen sekilde yeterli ortusmeyle secilmelidir. Pratikte bu, her operator UNL seciminde ozerk olsa da kendi listesinin agin diger kisimlarinca da guvenilen dogrulayicilari icermesi gerektigi anlamina gelir. Ripple, farkli kurumlarca isletilen dogrulayicilardan olusan varsayilan bir UNL sunar; ancak operatorler kendi guven degerlendirmelerine gore bu listeyi degistirebilir.
UNL mekanizmasi ayni zamanda asamali merkeziyetsizlesmeye dogal bir yol acan bir yapi sunar. Agin erken donemlerinde daha merkezi bir dogrulayici kumesi istikrar ve guvenilirlik icin uygun olabilir. Ag olgunlastikca ve daha cesitli operatorler guvenilirliklerini kanitladikca, UNL'ler daha genis bir dogrulayici kumesini kapsayacak bicimde evrilir; boylece guvenlikten odun vermeden dayaniklilik ve merkeziyetsizlik artar.
Simulation Code
RPCA के सैद्धांतिक विश्लेषण को मान्य करने और विभिन्न स्थितियों में इसके प्रदर्शन का मूल्यांकन करने के लिए, कस्टम-निर्मित सिमुलेशन सॉफ्टवेयर का उपयोग करके व्यापक सिमुलेशन आयोजित किए गए। सिमुलेशन फ्रेमवर्क नोड्स के एक नेटवर्क का मॉडल बनाता है, जिनमें से प्रत्येक अपना स्वयं का UNL बनाए रखता है और सहमति प्रोटोकॉल में भाग लेता है। कोड पूर्ण RPCA एल्गोरिदम को लागू करता है, जिसमें लेनदेन प्रस्ताव, बढ़ते सीमा मानों के साथ मतदान दौर और लेजर सत्यापन शामिल हैं।
सिमुलेशन में विविध किए गए प्रमुख पैरामीटरों में नेटवर्क आकार (10 से 1,000 नोड्स तक), Byzantine नोड्स का प्रतिशत (0% से 20% तक), UNL आकार (आमतौर पर 5 से 50 नोड्स के बीच) और नेटवर्क टोपोलॉजी कॉन्फ़िगरेशन शामिल हैं। प्रत्येक पैरामीटर कॉन्फ़िगरेशन के लिए, परिणामों की सांख्यिकीय वैधता सुनिश्चित करने के लिए विभिन्न यादृच्छिक बीजों के साथ कई सिमुलेशन रन आयोजित किए गए। सिमुलेशन ने सहमति विलंबता, फोर्क संभावना और लेनदेन थ्रूपुट सहित मेट्रिक्स को ट्रैक किया।
सिमुलेशन परिणाम अभिसरण और सुरक्षा के संबंध में सैद्धांतिक भविष्यवाणियों की पुष्टि करते हैं। सभी कॉन्फ़िगरेशन जहां UNL ओवरलैप शर्त संतुष्ट थी और Byzantine नोड्स प्रत्येक UNL के 20% से कम थे, नेटवर्क ने बिना फोर्क के सफलतापूर्वक सहमति प्राप्त की। सहमति विलंबता नेटवर्क आकार की परवाह किए बिना लगातार कम रही (आमतौर पर 3-5 सिमुलेटेड सेकंड में पूरी), जो एल्गोरिदम की स्केलेबिलिटी प्रदर्शित करती है। 15% Byzantine नोड्स सक्रिय रूप से सहमति को बाधित करने का प्रयास करने पर भी, जब तक UNL ओवरलैप आवश्यकता पूरी होती रही, नेटवर्क ने शुद्धता बनाए रखी।
अतिरिक्त सिमुलेशन ने एज केस और विफलता परिदृश्यों का पता लगाया, जिनमें नेटवर्क विभाजन, UNL संरचना में अचानक परिवर्तन और Byzantine नोड्स द्वारा समन्वित हमले शामिल हैं। इन सिमुलेशन ने प्रोटोकॉल की मजबूती के बारे में अंतर्दृष्टि प्रदान की और UNL चयन और नेटवर्क संचालन के लिए अनुशंसित सर्वोत्तम प्रथाओं की जानकारी दी। स्वतंत्र सत्यापन और आगे के अनुसंधान की अनुमति देने के लिए पूर्ण सिमुलेशन कोड उपलब्ध कराया गया है।
Simulation Code
RPCA'nin teorik analizini dogrulamak ve farkli kosullardaki performansini degerlendirmek icin, ozel gelistirilmis simulasyon yazilimi ile kapsamli simulasyonlar yapildi. Simulasyon cercevesi, her biri kendi UNL'ini tutan ve konsensus protokolune katilan dugumlerden olusan bir agi modeller. Kod, islem onerisi, artan esikli oylama turlari ve defter dogrulama dahil RPCA algoritmasinin tam uygulamasini icerir.
Simulasyonlarda degistirilen temel parametreler sunlardir: ag buyuklugu (10 ila 1.000 dugum), Bizans dugum orani (%0 ila %20), UNL boyutu (tipik olarak 5 ila 50 dugum) ve ag topolojisi konfigürasyonlari. Her parametre kombinasyonu icin, sonuclarin istatistiksel gecerliligini saglamak amaciyla farkli rastgele tohumlarla birden fazla calistirma yapildi. Simulasyonlar; konsensus gecikmesi, catallanma olasiligi ve islem hacmi gibi metrikleri izledi.
Simulasyon sonuclari, yakinama ve guvenlikle ilgili teorik ongoruleri dogruladi. UNL ortusme kosulunun saglandigi ve her UNL'deki Bizans dugum oraninin %20'nin altinda oldugu tum konfigürasyonlarda ag catallanma olmadan basariyla konsensusa ulasti. Konsensus gecikmesi, ag buyuklugunden bagimsiz bicimde surekli dusuk kaldi (tipik olarak 3-5 simulasyon saniyesi) ve bu da algoritmanin olceklenebilirligini gosterdi. Konsensusu bozmak icin aktif saldiri yapan %15 Bizans dugumu olsa bile, UNL ortusme kosulu saglandigi surece dogruluk korundu.
Ek simulasyonlar; ag bolunmeleri, UNL bilesiminde ani degisiklikler ve Bizans dugumlerinin koordineli saldirilari gibi uc durumlari ve hata senaryolarini inceledi. Bu calismalar protokolun dayanikliligi hakkinda icgoru sagladi ve UNL secimi ile ag isletimi icin onerilen iyi uygulamalari sekillendirdi. Bagimsiz dogrulama ve ileri arastirmalar icin tum simulasyon kodu paylasima acildi.
Discussion
Bitcoin के proof-of-work सहमति की तुलना में, RPCA भुगतान प्रणाली अनुप्रयोगों के लिए कई महत्वपूर्ण फायदे प्रदान करता है। सबसे उल्लेखनीय रूप से, सहमति विलंबता 40-60 मिनट (उच्च-मूल्य Bitcoin लेनदेन के लिए आमतौर पर अनुशंसित समय) से घटाकर लगभग 5 सेकंड कर दी गई है। यह सुधार RPCA को पॉइंट-ऑफ-सेल और अन्य अनुप्रयोगों के लिए उपयुक्त बनाता है जहां लगभग तत्काल निपटान की आवश्यकता होती है। इसके अतिरिक्त, RPCA को proof-of-work की तुलना में न्यूनतम कम्प्यूटेशनल संसाधनों की आवश्यकता होती है, जो Bitcoin माइनिंग से जुड़ी भारी ऊर्जा खपत को समाप्त करता है।
हालांकि, ये फायदे विभिन्न विश्वास धारणाओं के साथ आते हैं। जबकि Bitcoin की सुरक्षा केवल इस धारणा पर निर्भर करती है कि कोई भी हमलावर नेटवर्क की 50% से अधिक कम्प्यूटेशनल शक्ति को नियंत्रित नहीं करता, RPCA के लिए आवश्यक है कि नोड्स पर्याप्त ओवरलैप वाली UNL चुनें और Byzantine नोड्स इन UNL के भीतर सीमा से अधिक न हों। यह कुछ जिम्मेदारी नोड ऑपरेटरों पर स्थानांतरित करता है कि वे विवेकपूर्ण विश्वास निर्णय लें। व्यवहार में, यह समझौता कई भुगतान प्रणाली उपयोग मामलों के लिए स्वीकार्य है जहां भाग लेने वाली संस्थाओं के मौजूदा विश्वास संबंध हैं।
नेटवर्क टोपोलॉजी और UNL चयन रणनीति सहमति प्रणाली के गुणों को महत्वपूर्ण रूप से प्रभावित करती है। एक अत्यधिक केंद्रीकृत टोपोलॉजी जहां सभी नोड्स अपनी UNL में समान वैलिडेटर शामिल करते हैं, सुरक्षा को अधिकतम करती है लेकिन उन वैलिडेटरों के अनुपलब्ध होने पर जीवंतता कम कर सकती है। इसके विपरीत, न्यूनतम UNL ओवरलैप वाली अत्यधिक विकेंद्रीकृत टोपोलॉजी जीवंतता में सुधार कर सकती है लेकिन ओवरलैप बहुत कम होने पर सहमति विफलताओं का जोखिम उठा सकती है। इष्टतम संतुलन खोजने के लिए विशिष्ट तैनाती परिदृश्य और जोखिम सहनशीलता पर सावधानीपूर्वक विचार की आवश्यकता होती है।
भविष्य का कार्य अनुकूली UNL चयन एल्गोरिदम का पता लगा सकता है जो विकेंद्रीकरण को अधिकतम करते हुए स्वचालित रूप से ओवरलैप आवश्यकताओं को बनाए रखते हैं, नोड्स के लिए देखे गए वैलिडेटर व्यवहार के आधार पर अपनी UNL को गतिशील रूप से समायोजित करने के तंत्र, और सहमति एल्गोरिदम के विस्तार जो Byzantine नोड्स के और भी अधिक प्रतिशत को सहन कर सकते हैं। ये सुधार बड़े पैमाने पर वितरित भुगतान प्रणालियों के लिए RPCA की मजबूती और प्रयोज्यता को और बढ़ा सकते हैं।
Discussion
Bitcoin'in proof-of-work konsensusuyla karsilastirildiginda RPCA, odeme sistemi uygulamalari icin bircok onemli avantaj sunar. En belirgini, konsensus gecikmesinin 40-60 dakikadan (yuksek degerli Bitcoin islemleri icin tipik onerilen sure) yaklasik 5 saniyeye inmesidir. Bu iyilesme, RPCA'yi POS ve anlik mutabakat gerektiren diger kullanimlar icin uygun hale getirir. Ayrica RPCA, proof-of-work'e gore cok daha az hesaplama kaynagi gerektirir ve Bitcoin madenciliginin yol actigi buyuk enerji tuketimini ortadan kaldirir.
Bununla birlikte bu avantajlar farkli guven varsayimlari getirir. Bitcoin'in guvenligi, saldirganin agin hesaplama gucunun %50'sinden fazlasini kontrol etmedigi varsayimina dayanirken, RPCA dugumlerin yeterli ortusmeye sahip UNL'ler secmesini ve bu UNL'lerdeki Bizans oraninin esigi asmamasini gerektirir. Bu da ihtiyatli guven kararlarinin bir kismini dugum operatorlerine birakir. Pratikte bu degisim, katilimci kurumlarin zaten guven iliskilerine sahip oldugu bircok odeme kullanim senaryosunda kabul edilebilir.
Ag topolojisi ve UNL secim stratejisi, konsensus sisteminin ozelliklerini guclu bicimde etkiler. Tum dugumlerin ayni dogrulayicilari UNL'lerine ekledigi yuksek merkezi topoloji guvenligi artirir; ancak bu dogrulayicilar erisilemez olursa canlilik azalabilir. Tersine, UNL ortusmesinin cok dusuk oldugu yuksek merkeziyetsiz topoloji canliligi artirabilir; fakat ortusme cok seyreklesirse konsensus basarisizligi riski dogar. En iyi denge, dagitim senaryosu ve risk toleransi birlikte degerlendirilerek bulunur.
Gelecek calismalar; merkeziyetsizligi azamiye cikarirken ortusme kosullarini otomatik koruyan uyarlanmali UNL secim algoritmalarini, dugumlerin gozlenen dogrulayici davranisina gore UNL'lerini dinamik ayarlama mekanizmalarini ve daha yuksek Bizans oranlarini tolere edebilecek konsensus genisletmelerini arastirabilir. Bu gelistirmeler RPCA'nin buyuk olcekli dagitik odeme sistemlerindeki dayanikliligini ve uygulanabilirligini daha da artirabilir.
Conclusion
Ripple प्रोटोकॉल सहमति एल्गोरिदम भुगतान प्रणालियों के लिए वितरित सहमति में एक महत्वपूर्ण प्रगति का प्रतिनिधित्व करता है। सभी नोड्स के बीच वैश्विक सहमति की आवश्यकता के बजाय सामूहिक रूप से विश्वसनीय उप-नेटवर्क का उपयोग करके, RPCA Byzantine विफलताओं के खिलाफ मजबूत गारंटी बनाए रखते हुए सेकंडों में सहमति प्राप्त करता है। औपचारिक विश्लेषण प्रदर्शित करता है कि जब तक UNL पर्याप्त ओवरलैप के साथ चुनी जाती हैं और Byzantine नोड्स सीमा से नीचे रहते हैं, नेटवर्क बिना फोर्क के सही सहमति प्राप्त करेगा।
इस कार्य के व्यावहारिक निहितार्थ Ripple भुगतान नेटवर्क से परे फैलते हैं। RPCA प्रदर्शित करता है कि सहमति विलंबता और सुरक्षा गारंटी के बीच पारंपरिक समझौते को सावधानीपूर्वक प्रोटोकॉल डिज़ाइन और स्थानीय विश्वास संबंधों के उपयोग के माध्यम से दूर किया जा सकता है। यह दृष्टिकोण अन्य वितरित प्रणालियों पर लागू हो सकता है जहां कम विलंबता महत्वपूर्ण है और प्रतिभागियों के मौजूदा विश्वास संबंध हैं, जैसे अंतर-बैंक निपटान प्रणालियां, आपूर्ति श्रृंखला ट्रैकिंग और अन्य वित्तीय अवसंरचना अनुप्रयोग।
उत्पादन प्रणालियों में RPCA की तैनाती ने एल्गोरिदम की प्रदर्शन विशेषताओं और मजबूती को मान्य किया है। Ripple नेटवर्क 3-5 सेकंड की लगातार सहमति विलंबता के साथ प्रति सेकंड हजारों लेनदेन संसाधित करता है, जो प्रदर्शित करता है कि सैद्धांतिक गुण वास्तविक-विश्व संचालन में प्रभावी रूप से अनुवादित होते हैं। जैसे-जैसे नेटवर्क विकसित होना और विविध ऑपरेटरों से अतिरिक्त वैलिडेटर शामिल करना जारी रखता है, यह एक व्यावहारिक उदाहरण प्रदान करता है कि कैसे एक विकेंद्रीकृत सहमति प्रणाली बड़े पैमाने पर सुरक्षा और प्रदर्शन दोनों बनाए रख सकती है।
Conclusion
Ripple Protokolu Konsensus Algoritmasi, odeme sistemleri icin dagitik konsensus alaninda onemli bir ilerlemeyi temsil eder. RPCA, tum dugumler arasinda kuresel uzlasi gerektirmek yerine kolektif olarak guvenilen alt-aglari kullanarak saniyeler icinde konsensus saglar ve Bizans hatalarina karsi guclu garantileri korur. Formal analiz, UNL'ler yeterli ortusmeyle secildiginde ve Bizans dugumleri esik altinda kaldiginda agin catallanma olmadan dogru konsensusa ulasacagini gosterir.
Bu calismanin pratik etkileri Ripple odeme aginin otesine uzanir. RPCA, konsensus gecikmesi ile guvenlik garantileri arasindaki geleneksel degis-tokusun, dikkatli protokol tasarimi ve yerel guven iliskileri sayesinde asilabilecegini ortaya koyar. Bu yaklasim; bankalararasi mutabakat, tedarik zinciri takibi ve diger finansal altyapi sistemleri gibi dusuk gecikmenin kritik oldugu ve katilimcilarin mevcut guven iliskilerine sahip bulundugu dagitik ortamlarda da uygulanabilir.
RPCA'nin uretim ortamina alinmasi, algoritmanin performans ve dayaniklilik ozelliklerini dogrulamistir. Ripple agi, tutarli 3-5 saniye konsensus gecikmesiyle saniyede binlerce islem isleyerek teorik ozelliklerin gercek dunyada da karsilik buldugunu gosterir. Ag, farkli operatorlerden daha fazla dogrulayiciyla gelismeye devam ederken, olcekte hem guvenligi hem performansi koruyabilen merkeziyetsiz konsensusun pratik bir ornegini sunar.
References
Lamport, L., Shostak, R., and Pease, M. (1982). "The Byzantine Generals Problem." ACM Transactions on Programming Languages and Systems, 4(3):382-401. इस मौलिक पत्र ने दोषपूर्ण घटकों वाली वितरित प्रणालियों में सहमति प्राप्त करने की समस्या को औपचारिक रूप दिया और Byzantine दोष-सहिष्णु प्रणालियों के लिए सैद्धांतिक आधार स्थापित किया।
Castro, M., and Liskov, B. (1999). "Practical Byzantine Fault Tolerance." Proceedings of the Third Symposium on Operating Systems Design and Implementation (OSDI). इस कार्य ने PBFT पेश किया, यह प्रदर्शित करते हुए कि Byzantine दोष सहिष्णुता व्यावहारिक प्रदर्शन के साथ प्राप्त की जा सकती है, हालांकि O(n^2) संचार जटिलता स्केलेबिलिटी को सीमित करती है।
Nakamoto, S. (2008). "Bitcoin: A Peer-to-Peer Electronic Cash System." इस श्वेतपत्र ने डिजिटल मुद्रा में दोहरे खर्च की समस्या के समाधान के रूप में proof-of-work सहमति पेश की, जो उच्च विलंबता और ऊर्जा खपत की कीमत पर विश्वसनीय पक्षों के बिना विकेंद्रीकृत सहमति को सक्षम बनाती है।
Lamport, L. (1998). "The Part-Time Parliament." ACM Transactions on Computer Systems, 16(2):133-169. इस पत्र ने Paxos एल्गोरिदम प्रस्तुत किया, जो क्रैश विफलताओं के तहत असमकालिक प्रणालियों में सहमति प्राप्त करता है, जिसने बाद के सहमति प्रोटोकॉल डिज़ाइनों को प्रभावित किया।
Fischer, M. J., Lynch, N. A., and Paterson, M. S. (1985). "Impossibility of Distributed Consensus with One Faulty Process." Journal of the ACM, 32(2):374-382. FLP असंभवता परिणाम ने असमकालिक प्रणालियों में सहमति एल्गोरिदम क्या प्राप्त कर सकते हैं इसकी मूलभूत सीमाएं स्थापित कीं, जिसने व्यावहारिक सहमति प्रोटोकॉल के लिए डिज़ाइन स्थान को आकार दिया।
References
Lamport, L., Shostak, R., ve Pease, M. (1982). "The Byzantine Generals Problem." ACM Transactions on Programming Languages and Systems, 4(3):382-401. Bu oncu calisma, hatali bilesenler bulunan dagitik sistemlerde konsensus problemine formal bir cerceve kazandirmis ve Bizans hata toleransli sistemlerin teorik temelini atmistir.
Castro, M., ve Liskov, B. (1999). "Practical Byzantine Fault Tolerance." Proceedings of the Third Symposium on Operating Systems Design and Implementation (OSDI). Bu calisma PBFT'yi tanitmis, Bizans hata toleransinin pratik performansla saglanabilecegini gostermis, ancak O(n^2) iletisim karmasikliginin olceklenebilirligi sinirladigini da ortaya koymustur.
Nakamoto, S. (2008). "Bitcoin: A Peer-to-Peer Electronic Cash System." Bu whitepaper, dijital para biriminde cift-harcama sorununa cozum olarak proof-of-work konsensusunu onermis, guvenilen tarafa gerek duymadan merkeziyetsiz konsensusu mumkun kilarken bunun bedeli olarak yuksek gecikme ve enerji tuketimini getirmistir.
Lamport, L. (1998). "The Part-Time Parliament." ACM Transactions on Computer Systems, 16(2):133-169. Bu makale, cokme hatalari altindaki asenkron sistemlerde konsensus saglayan Paxos algoritmasini sunmus ve sonraki konsensus protokollerini guclu bicimde etkilemistir.
Fischer, M. J., Lynch, N. A., ve Paterson, M. S. (1985). "Impossibility of Distributed Consensus with One Faulty Process." Journal of the ACM, 32(2):374-382. FLP imkansizlik sonucu, asenkron sistemlerde konsensus algoritmalarinin neyi basarabilecegine dair temel sinirlari belirleyerek pratik konsensus protokollerinin tasarim uzamini sekillendirmistir.
