Bitcoin: Eşler Arası Elektronik Nakit Sistemi
Abstract
純粋なpeer-to-peerの電子キャッシュにより、金融機関を介さずに一方の当事者からもう一方へ直接オンライン決済を行うことが可能になる。デジタル署名はその解決策の一部を提供するが、二重支払いを防ぐために信頼できる第三者が依然として必要であれば、主な利点は失われてしまう。我々はpeer-to-peerネットワークを用いた二重支払い問題への解決策を提案する。このネットワークは、トランザクションをhashベースのproof-of-workの連鎖にhash化することでタイムスタンプを付与し、proof-of-workをやり直さない限り変更できない記録を形成する。最長のチェーンは、目撃されたイベントの順序の証明としてのみならず、それが最大のCPUパワーのプールから生まれたことの証明としても機能する。CPUパワーの過半数がネットワークへの攻撃に協力していないノードによって制御されている限り、それらのノードが最長のチェーンを生成し、攻撃者を凌駕する。ネットワーク自体は最小限の構造しか必要としない。メッセージはベストエフォートで配信され、ノードは自由にネットワークから離脱・再参加でき、不在中に何が起こったかの証明として最長のproof-of-workチェーンを受け入れる。
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
インターネット上の商取引は、電子決済を処理する信頼できる第三者として機能する金融機関にほぼ全面的に依存するようになった。このシステムはほとんどのトランザクションに対して十分に機能しているが、信頼ベースモデルに固有の弱点を依然として抱えている。金融機関は紛争の仲裁を避けることができないため、完全に不可逆なトランザクションは実質的に不可能である。仲裁コストはトランザクションコストを増大させ、実用的な最小トランザクションサイズを制限し、小規模なカジュアルトランザクションの可能性を断つ。さらに、不可逆なサービスに対して不可逆な支払いができないことによる、より広範なコストも存在する。取消しの可能性がある限り、信頼の必要性が広がる。商人は顧客を警戒し、本来不要な情報まで求めなければならない。一定割合の詐欺は不可避として受け入れられている。これらのコストと支払いの不確実性は、物理的な通貨を使用すれば対面で回避できるが、信頼できる当事者なしに通信チャネルを通じて支払いを行うメカニズムは存在しない。
必要とされているのは、信頼ではなく暗号学的証明に基づく電子決済システムであり、信頼できる第三者を必要とせずに任意の二者が直接取引できるようにするものである。計算上取消しが実質的に不可能なトランザクションは売り手を詐欺から保護し、日常的なエスクローメカニズムで買い手を容易に保護できる。本論文では、peer-to-peer分散タイムスタンプサーバーを用いてトランザクションの時系列順序の計算的証明を生成することで、二重支払い問題への解決策を提案する。このシステムは、正直なノードが協力する攻撃者ノードの集団よりも多くのCPUパワーを集合的に制御している限り安全である。
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
我々は電子コインをデジタル署名のチェーンとして定義する。各所有者は、前のトランザクションのhashと次の所有者の公開鍵にデジタル署名し、これらをコインの末尾に追加することで、次の所有者にコインを転送する。受取人は署名を検証することで所有権のチェーンを検証できる。
もちろん問題は、受取人が所有者の一人がコインを二重支払いしていないことを検証できないことである。一般的な解決策は、すべてのトランザクションの二重支払いをチェックする信頼できる中央機関、つまり造幣局を導入することである。各トランザクションの後、コインは新しいコインを発行するために造幣局に返却されなければならず、造幣局から直接発行されたコインのみが二重支払いされていないと信頼される。この解決策の問題は、銀行と同様に、すべてのトランザクションがそこを経由しなければならず、貨幣システム全体の運命が造幣局を運営する企業に依存することである。
我々は、受取人が以前の所有者がそれ以前のトランザクションに署名していないことを知る方法を必要とする。我々の目的においては、最も早いトランザクションが有効であり、それ以降の二重支払いの試みは問題としない。トランザクションが存在しないことを確認する唯一の方法は、すべてのトランザクションを認識することである。造幣局ベースのモデルでは、造幣局がすべてのトランザクションを認識し、どれが最初に到着したかを決定していた。信頼できる当事者なしにこれを達成するためには、トランザクションは公開で通知されなければならず[^1]、参加者がトランザクションの受信順序の単一の履歴に合意するシステムが必要である。受取人は、各トランザクションの時点で、ノードの過半数がそれを最初に受信したものとして合意したことの証明を必要とする。
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
我々が提案する解決策はタイムスタンプサーバーから始まる。タイムスタンプサーバーは、タイムスタンプを付与するアイテムのブロックのhashを取得し、新聞やUsenetへの投稿のようにそのhashを広く公開することで機能する[^2] [^3] [^4] [^5]。タイムスタンプは、hashに含まれるためにそのデータがその時点で存在していたことを明らかに証明する。各タイムスタンプはそのhash内に前のタイムスタンプを含み、チェーンを形成し、追加のタイムスタンプごとにそれ以前のものを強化する。
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
peer-to-peerベースで分散タイムスタンプサーバーを実装するには、新聞やUsenetの投稿ではなく、Adam BackのHashcash [^6]に類似したproof-of-workシステムを使用する必要がある。proof-of-workは、hash化した際に（例えばSHA-256で）hashが一定数のゼロビットで始まる値を探索することを含む。必要な平均作業量はゼロビット数に対して指数関数的であり、単一のhashを実行することで検証できる。
我々のタイムスタンプネットワークでは、ブロック内のnonceをインクリメントし、ブロックのhashに必要なゼロビットを与える値が見つかるまで繰り返すことでproof-of-workを実装する。proof-of-workを満たすためにCPUの労力が費やされると、その作業をやり直さない限りブロックを変更することはできない。後続のブロックがその後にチェーンされるため、ブロックを変更するための作業にはそれ以降のすべてのブロックをやり直すことが含まれる。
proof-of-workは、多数決における代表性の決定問題も解決する。もし多数決が1つのIPアドレスにつき1票に基づいていたならば、多数のIPを割り当てられる者によって覆される可能性がある。proof-of-workは本質的に1つのCPUにつき1票である。多数決は最長のチェーン、すなわち最大のproof-of-work労力が投入されたチェーンによって表される。CPUパワーの過半数が正直なノードによって制御されていれば、正直なチェーンが最も速く成長し、競合するいかなるチェーンも凌駕する。過去のブロックを改変するには、攻撃者はそのブロックとそれ以降のすべてのブロックのproof-of-workをやり直し、さらに正直なノードの作業に追いつき追い越さなければならない。遅い攻撃者が追いつく確率は、後続のブロックが追加されるにつれて指数関数的に減少することを後に示す。
ハードウェア速度の向上と、時間の経過に伴うノード運用への関心の変動を補うため、proof-of-workの難易度は1時間あたりの平均ブロック数を目標とする移動平均によって決定される。生成速度が速すぎる場合、難易度は上昇する。
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
ネットワークを運用する手順は以下の通りである：
- 新しいトランザクションがすべてのノードにブロードキャストされる。
- 各ノードが新しいトランザクションをブロックに収集する。
- 各ノードがそのブロックに対する困難なproof-of-workの発見に取り組む。
- ノードがproof-of-workを発見すると、そのブロックをすべてのノードにブロードキャストする。
- ノードは、ブロック内のすべてのトランザクションが有効であり、まだ使用されていない場合にのみ、そのブロックを承認する。
- ノードは、承認されたブロックのhashを前のhashとして使用し、チェーンの次のブロックの作成に取り組むことで、そのブロックの承認を表明する。
ノードは常に最長のチェーンを正しいものとみなし、その延長に取り組み続ける。2つのノードが異なるバージョンの次のブロックを同時にブロードキャストした場合、一部のノードはどちらか一方を先に受信する可能性がある。その場合、ノードは最初に受信した方に取り組むが、もう一方のブランチがより長くなった場合に備えて保存しておく。次のproof-of-workが発見され、一方のブランチがより長くなった時点で決着がつき、もう一方のブランチで作業していたノードはより長い方に切り替える。
新しいトランザクションのブロードキャストは、必ずしもすべてのノードに到達する必要はない。多くのノードに到達すれば、やがてブロックに取り込まれる。ブロックのブロードキャストもメッセージの欠落に対して寛容である。ノードがブロックを受信しなかった場合、次のブロックを受信した際に欠落に気づき、そのブロックを要求する。
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
慣例により、ブロック内の最初のトランザクションは、ブロックの作成者が所有する新しいコインを生成する特別なトランザクションである。これはノードがネットワークを支援するインセンティブを追加し、発行する中央機関が存在しないため、コインを流通させる初期分配の方法を提供する。一定量の新しいコインの着実な追加は、金鉱夫が資源を費やして金を流通に追加することに類似している。我々の場合、費やされるのはCPU時間と電力である。
インセンティブはトランザクション手数料でも賄うことができる。トランザクションの出力値がその入力値よりも小さい場合、差額はそのトランザクションを含むブロックのインセンティブ値に加算されるトランザクション手数料となる。所定の数のコインが流通に入った後、インセンティブは完全にトランザクション手数料に移行し、完全にインフレーションフリーとなることができる。
インセンティブはノードが正直であり続けることを促す助けとなりうる。貪欲な攻撃者がすべての正直なノードよりも多くのCPUパワーを集めることができた場合、その力を使って自身の支払いを取り戻す詐欺を行うか、新しいコインの生成に使用するかを選択しなければならない。ルールに従って行動する方がより収益性が高いと判断するはずであり、そのようなルールは他の全員を合わせたよりも多くの新しいコインを彼に有利に与えるのであって、システムと自身の富の正当性を損なうよりもましである。
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
コイン内の最新のトランザクションが十分な数のブロックの下に埋まれば、それ以前の使用済みトランザクションはディスクスペースを節約するために破棄できる。ブロックのhashを壊さずにこれを実現するため、トランザクションはMerkle Tree [^7] [^2] [^5]にhash化され、ルートのみがブロックのhashに含まれる。古いブロックはツリーの枝を切り落とすことでコンパクトにできる。内部のhashは保存する必要がない。
トランザクションを含まないブロックヘッダーは約80バイトとなる。ブロックが10分ごとに生成されると仮定すると、80バイト * 6 * 24 * 365 = 年間4.2MBとなる。2008年時点でコンピュータシステムが一般的に2GBのRAMを搭載して販売されており、ムーアの法則が年間1.2GBの現在の成長を予測していることを考えると、ブロックヘッダーをメモリに保持しなければならないとしてもストレージは問題とはならない。
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
完全なネットワークノードを稼働させずに支払いを検証することが可能である。ユーザーは最長のproof-of-workチェーンのブロックヘッダーのコピーのみを保持すればよく、最長のチェーンを持っていると確信するまでネットワークノードに問い合わせることで取得でき、トランザクションをそれがタイムスタンプされたブロックにリンクするMerkleブランチを取得できる。ユーザー自身がトランザクションを確認することはできないが、チェーン内の場所にリンクすることで、ネットワークノードがそれを承認したことを確認でき、その後に追加されたブロックがネットワークがそれを承認したことをさらに裏付ける。
そのため、正直なノードがネットワークを制御している限り検証は信頼できるが、ネットワークが攻撃者に圧倒された場合はより脆弱になる。ネットワークノードはトランザクションを自ら検証できるが、この簡易的な方法は、攻撃者がネットワークを圧倒し続けられる限り、攻撃者が捏造したトランザクションに欺かれる可能性がある。これに対する防御戦略の一つは、ネットワークノードが無効なブロックを検出した際にアラートを受け入れ、ユーザーのソフトウェアに完全なブロックとアラートされたトランザクションをダウンロードさせ、不整合を確認することである。頻繁に支払いを受ける企業は、より独立したセキュリティと迅速な検証のために、おそらく自社のノードを運用することを望むだろう。
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
コインを個別に扱うことは可能であるが、送金の1セントごとに別々のトランザクションを作成するのは扱いにくい。価値の分割と結合を可能にするため、トランザクションには複数の入力と出力が含まれる。通常、より大きな前のトランザクションからの単一の入力か、より小さな金額を結合する複数の入力があり、出力は最大で2つ：支払い用の1つと、もしあればお釣りを送信者に返す1つである。
あるトランザクションが複数のトランザクションに依存し、それらのトランザクションがさらに多くのトランザクションに依存するファンアウトは、ここでは問題にならないことに注意すべきである。トランザクションの完全な独立したコピーを抽出する必要は決してない。
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
従来の銀行モデルは、関係当事者と信頼できる第三者に情報へのアクセスを制限することで一定レベルのプライバシーを実現している。すべてのトランザクションを公開で通知する必要性はこの方法を不可能にするが、別の場所で情報の流れを断ち切ることでプライバシーを維持することは可能である：公開鍵を匿名に保つことによってである。誰かが他の誰かに金額を送金していることは公開で見ることができるが、そのトランザクションを個人に結びつける情報はない。これは、証券取引所が公開する情報レベルに類似しており、個々の取引の時間と規模、すなわち「ティッカーテープ」は公開されるが、当事者が誰であるかは明かされない。
追加のファイアウォールとして、各トランザクションに新しいキーペアを使用し、共通の所有者にリンクされることを防ぐべきである。複数入力のトランザクションでは、一部のリンクは依然として不可避であり、それらの入力が同一の所有者のものであったことが必然的に明らかになる。リスクは、鍵の所有者が明らかになった場合、リンクによって同一の所有者に属する他のトランザクションが明らかになる可能性があることである。
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
攻撃者が正直なチェーンよりも速く代替チェーンを生成しようとするシナリオを考える。これが達成されたとしても、無から価値を創造したり、攻撃者に属さない金銭を奪うなど、システムが恣意的な変更に開かれるわけではない。ノードは無効なトランザクションを支払いとして受け入れず、正直なノードはそれを含むブロックを決して受け入れない。攻撃者は、自分自身のトランザクションの1つを変更して最近使った金銭を取り戻すことしか試みることができない。
正直なチェーンと攻撃者のチェーンの競争は二項ランダムウォークとして特徴づけることができる。成功事象は正直なチェーンが1ブロック延長されリードが+1増加すること、失敗事象は攻撃者のチェーンが1ブロック延長され差が-1縮小することである。
攻撃者が所定の不足分から追いつく確率は、ギャンブラーの破産問題に類似している。無限の信用を持つギャンブラーが不足分から出発し、損益分岐点に達しようと無限の試行を行うと仮定する。損益分岐点に達する確率、つまり攻撃者が正直なチェーンに追いつく確率は以下のように計算できる[^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
``````
\[
qz =
\begin{cases}
1 & \text{if } p \leq q \\
\left(\frac{q}{p}\right) z & \text{if } p > q
\end{cases}
\]
p qという我々の仮定の下では、攻撃者が追いつかなければならないブロック数が増加するにつれて確率は指数関数的に低下する。不利な状況において、早い段階で幸運にも前進できなければ、遅れるにつれてその可能性は極めて小さくなる。
次に、新しいトランザクションの受取人が、送信者がトランザクションを変更できないと十分に確信するまでにどのくらい待つ必要があるかを考える。送信者は、受取人にしばらくの間支払ったと信じさせた後、一定時間の経過後に自分自身への支払いに切り替えたい攻撃者であると仮定する。受信者はそれが起こった時にアラートを受けるが、送信者はそれが手遅れであることを望んでいる。
受信者は新しいキーペアを生成し、署名の直前に送信者に公開鍵を渡す。これにより、送信者が十分先行できるほどの幸運を得るまで継続的にブロックのチェーンを事前に準備し、そのタイミングでトランザクションを実行することを防ぐ。トランザクションが送信されると、不正な送信者は自分のトランザクションの代替バージョンを含む並行チェーンを秘密裏に作成する作業を開始する。
受取人はトランザクションがブロックに追加され、その後にzブロックがリンクされるまで待つ。攻撃者が正確にどの程度進んでいるかは分からないが、正直なブロックがブロックあたりの平均予想時間を要したと仮定すると、攻撃者の潜在的な進捗は期待値が次のPoisson分布となる：
\[
\lambda = z\frac{q}{p}
\]
攻撃者が今なお追いつける確率を求めるために、攻撃者が到達しうる各進捗量のPoisson密度に、その地点から追いつける確率を乗じる：
\[
\sum_{k=0}^{\infty} \frac{\lambda^k e^{-\lambda}}{k!} \cdot \left\{
\begin{array}{cl}
\left(\frac{q}{p}\right)^{(z-k)} & \text{if } k \leq z \\
1 & \text{if } k > z
\end{array}
\right.
\]
分布の無限の裾を合計することを避けるために整理すると...
\[
1 - \sum_{k=0}^{z} \frac{\lambda^k e^{-\lambda}}{k!} \left(1-\left(\frac{q}{p}\right)^{(z-k)}\right)
\]
C言語コードに変換すると...
```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;
}
いくつかの結果を実行すると、確率がzに対して指数関数的に低下することが分かる。
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が0.1%未満となるzを求めると...
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
我々は信頼に依存しない電子取引のシステムを提案した。デジタル署名から作られるコインの通常のフレームワークから出発した。これは所有権の強力な管理を提供するが、二重支払いを防ぐ方法がなければ不完全である。これを解決するために、proof-of-workを用いてトランザクションの公開履歴を記録するpeer-to-peerネットワークを提案した。正直なノードがCPUパワーの過半数を制御していれば、攻撃者がそれを変更することは計算上急速に非現実的となる。ネットワークはその非構造的な単純さにおいて頑健である。ノードはほとんど協調なしに一斉に作業する。メッセージは特定の場所にルーティングされるのではなくベストエフォートで配信されるだけでよいため、ノードは識別される必要がない。ノードは自由にネットワークから離脱・再参加でき、不在中に何が起こったかの証明としてproof-of-workチェーンを受け入れる。ノードはCPUパワーで投票し、有効なブロックの延長に取り組むことでその承認を表明し、無効なブロックに対しては作業を拒否することで拒絶する。必要なルールとインセンティブはすべてこの合意メカニズムによって施行できる。
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.
