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El protocolo de consenso Stellar

著 David Mazières · 2015

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概要

国際決済は遅くて高価ですが、その理由の 1 つは、異種混合を介したマルチホップ決済ルーティングです。 銀行システム。 Stellar は新しいグローバル決済ネットワークです どこにでもデジタルマネーを直接送金できる 秒単位の世界。重要なイノベーションは安全なトランザクションです 新しいメカニズムを使用した、信頼できない仲介者間のメカニズム SCPと呼ばれるビザンチン協定プロトコル。 SCPでは、それぞれ 機関は、所属する他の機関を指定します 同意します。のグローバルな相互接続を通じて、 金融システムでは、ネットワーク全体がアトミックに同意します。 任意の機関にまたがる取引で、仲介資産発行会社による支払い能力や為替リスクがありません またはマーケットメーカー。 SCP のモデル、プロトコル、および 正式な検証。 Stellar 支払いネットワークについて説明します。 そして最後にベンチマークを通じて Stellar を経験的に評価します そして数年間の実稼働環境での使用経験。 CCS の概念 • セキュリティとプライバシー →分散 システムのセキュリティ。 • コンピュータシステムの組織 → ピアツーピアアーキテクチャ。・情報システム → 電子送金。 キーワード blockchain、BFT、定足数、支払い ACM 参照形式: マルタ・ロカバ、ジュリアーノ・ロサ、デビッド・マジエール、グレイドン・ホア、 ニコラス・バリー、イーライ・ガフニ、ジョナサン・ジョーブ、ラファウ・マリノフスキー、ジェド・マッケイレブ。 2019. Stellar による高速かつ安全なグローバル支払い。 SOSPで ’19: オペレーティング システム原則に関するシンポジウム、10 月 27 ～ 30 日 2019年、カナダ、オンタリオ州ハンツビル。 ACM、米国ニューヨーク州ニューヨーク、17 ページ。 https://doi.org/10.1145/3341301.3359636

Resumen

Los pagos internacionales son lentos y costosos, en parte debido al enrutamiento de pagos de múltiples saltos a través de canales heterogéneos. sistemas bancarios. Stellar es una nueva red de pagos global que puede transferir dinero digital directamente a cualquier parte del mundo mundo en segundos. La innovación clave es una transacción segura mecanismo a través de intermediarios no confiables, utilizando un nuevo Protocolo de acuerdo bizantino llamado SCP. Con SCP, cada institución especifica otras instituciones con las cuales permanecer de acuerdo; a través de la interconexión global de la sistema financiero, toda la red se pone de acuerdo en términos atómicos. transacciones que abarcan instituciones arbitrarias, sin solvencia ni riesgo de tipo de cambio por parte de emisores de activos intermediarios o creadores de mercado. Presentamos el modelo, protocolo y verificación formal; describir la red de pago Stellar; y finalmente evaluar Stellar empíricamente a través de puntos de referencia y nuestra experiencia con varios años de uso en producción. Conceptos de CCS • Seguridad y privacidad →Distribuida seguridad de sistemas; • Organización de sistemas informáticos → Arquitecturas de igual a igual; • Sistemas de información → Transferencia electrónica de fondos. Palabras clave blockchain, BFT, quórumes, pagos Formato de referencia ACM: Marta Lokhava, Giuliano Losa, David Mazières, Graydon Hoare, Nicolas Barry, Eli Gafni, Jonathan Jove, Rafał Malinowsky, Jed McCaleb. 2019. Pagos globales rápidos y seguros con Stellar. En SOSP '19: Simposio sobre principios de sistemas operativos, 27 al 30 de octubre, 2019, Huntsville, ON, Canadá. ACM, Nueva York, NY, EE.UU., 17 páginas. https://doi.org/10.1145/3341301.3359636

導入

国際支払いは遅くて費用がかかることで有名です[32]。 米国から0.50ドルを送金することが非現実的であることを考えてみましょう。 ※株式会社ガロア †カリフォルニア大学ロサンゼルス校 この作品の全部または一部のデジタルコピーまたはハードコピーを作成する許可 個人または教室での使用は、コピーが行われない限り、無料で許可されます。 営利または商業的利益を目的として作成または配布され、そのコピーには この通知と最初のページの引用全文。コンポーネントの著作権 ACM 以外の者が所有するこの作品は尊重されなければなりません。で抽象化する クレジットは許可されています。別の方法でコピーしたり再公開したり、サーバーに投稿したり、 リストに再配布するには、事前の特定の許可および/または料金が必要です。リクエスト 許可は、[email protected] から取得します。 SOSP ’19、2019 年 10 月 27 ～ 30 日、カナダ、オンタリオ州ハンツビル © 2019 コンピューティング機械協会。 ACM ISBN 978-1-4503-6873-5/19/10...$15.00 https://doi.org/10.1145/3341301.3359636 メキシコ、隣り合う2つの国。エンドユーザーは 9 ドル近くを支払います 平均的な転送[32]と二国間協定の場合 各国の中央銀行が仲介するのは、削減することしかできない 基本的な銀行コストはアイテム [2] あたり 0.67 ドルになります。手数料に加えて、 通常、国際決済の遅延は考慮されます 数日かかるため、すぐに海外でお金を得ることができなくなります 緊急事態。銀行システムが整備されていない国では 仕事をしていないか、すべての国民にサービスを提供していない場合、または手数料が耐えられない場合、人々はバス [38] による支払いに頼ることになります。 ボート [19]、そして時々 Bitcoin [55] によって、すべて リスク、遅延、または不便が生じる可能性があります。 コンプライアンスコストは常に発生しますが、競争の欠如により多額の損失が発生することを示す証拠 [21]、 これは非効率なテクノロジーによってさらに悪化します。人がいる場所 イノベーションが可能になり、価格とレイテンシが下がります。たとえば、2019 年第 2 四半期の銀行口座からの送金には平均で次の費用がかかりました。 6.99% であるのに対し、モバイル マネーの数字は 4.88% [13] にすぎませんでした。 イノベーションを呼び込むオープンでグローバルな決済ネットワーク 銀行以外の組織との競争が激化する可能性がある コンプライアンス [83] を含む、すべてのレイヤーでのコストとレイテンシ。 このペーパーでは、Stellar、blockchain ベースの支払いについて説明します。 イノベーションを促進するために特別に設計されたネットワーク 国際決済における競争。 Stellar が最初です 以下の 3 つの目標をすべて満たすシステム ( 新規だが経験的に有効な「インターネット仮説」): 1. オープンメンバーシップ – 誰でも通貨を裏付けとした発行が可能 ユーザー間で交換できるデジタル token。 2. 発行者による強制的なファイナリティ – token の発行者は、これを防ぐことができます token のトランザクションが取り消されたり取り消されたりすることを防ぎます。 3. 発行者間のアトミック性 – ユーザーはアトミックに交換できる 複数の発行者からの token を取引します。 最初の 2 つを達成するのは簡単です。 Paypal、Venmo、WeChat などの製品をどの企業も一方的に提供できる Pay または Alipay を使用して、支払いの最終性を確保します。 彼らが作った仮想通貨。残念ながら、これらの通貨間でアトミックに取引することは不可能です。実際、 PaypalがVenmoの親会社を買収したにもかかわらず 2013 年になっても、エンドユーザーが Venmo を送信することはまだ不可能です Paypal ユーザー [78] にドル。販売者ができるようになったのは最近になってからです 単一の統合で両方を受け入れることもできます。 目標 2 と 3 はクローズド システムで達成できます。特に、多くの国では効率的な国内決済が行われています。 ネットワークは、通常、広く信頼されている規制当局によって監督されています。ただし会員資格は非公開に限ります 一連のチャータード銀行とネットワークは以下に限定されます。 国の規制当局の管轄範囲。SOSP ’19、2019 年 10 月 27 ～ 30 日、カナダ、オンタリオ州ハンツビル ロカバら。 目標 1 と 3 はマイニングされた blockchain で達成されました。 最も顕著なのは、Ethereum [3] 上の ERC20 token の形式です。 これらのblockchainの重要なアイデアは、定住した人々に報酬を与える新しい暗号通貨を作成することです。 トランザクションを元に戻すのは困難です。残念ながら、これは、token 発行者がトランザクションのファイナリティを制御していないことを意味します。ソフトウェアの場合 エラーによりトランザクション履歴が再編成される [26、73]、 あるいは、人をだまして得た戦利品がその費用を超えたとき。 歴史の再編成 [74、97]、発行者はtokens について責任を負う可能性がある 彼らはすでに現実世界のお金と引き換えています。 Stellar blockchain には 2 つの特徴的なプロパティがあります。 まず、token 間の効率的な市場をネイティブにサポートします。 さまざまな発行者からのもの。具体的には、誰でもtokenを発行できます。 blockchain は、token の任意のペア間の取引用の組み込みオーダーブックを提供し、ユーザーはパス支払いを発行できます 複数の通貨ペアにわたってアトミックに取引されますが、 エンドツーエンドの制限価格を保証します。 第二に、Stellar は新しいビザンチン協定を導入します プロトコル、SCP (Stellar コンセンサス プロトコル)、これを介して token 発行者は、強制する特定の validator サーバーを指定します トランザクションのファイナリティ。誰も発行者のvalidator（および基礎となるデジタル署名と 暗号 hashes は安全なままです)、発行者はどのトランザクションが発生したかを正確に把握し、リスクを回避します blockchain 履歴の再編成による損失の増加。 SCP の重要な考え方は、ほとんどの資産発行者が次のような恩恵を受けるということです。 流動性の高い市場であり、アトミックな取引を促進したいと考えています 他の資産と一緒に。したがって、validator 管理者は次のように設定します。 サーバーが他の validator と正確に一致するようにします。 すべての資産に対するすべてのトランザクションの履歴。 validator v1 は次のようになります。 v2 と一致するように構成されているか、v2 が一致するように構成できます v1 と、または両方が相互に一致するように構成できます。 どのような場合でも、どちらもトランザクション履歴にコミットすることはありません。 それは、相手が異なる歴史にコミットできないことを知っています。 推移性により、v1 が v2 に同意できず、v2 が v3 に同意できない場合 (またはその逆)、v1 は v3 に同意できません。 v3、v3 が v1 が聞いたアセットを表すかどうか の。これらの合意関係が仮定されると、 ネットワーク全体を推移的に接続することを SCP が保証します 世界的な協定となり、世界的なビザンチン協定となる オープンなメンバーシップを持つプロトコル。私たちはこの新しい接続性の仮定をインターネット仮説と呼びます。 「インターネット」（誰もがそう理解している）の両方が保持されます。 推移的に接続された単一最大の IP ネットワークを意味します) 従来の国際決済（ホップバイホップ） 非アトミックですが、推移的に接続されたグローバルなネットワークを活用します。 金融機関のネットワーク）。 Stellar は、2015 年 9 月から本番環境で使用されています。 blockchain の長さを管理しやすい状態に保つために、システムは 5 秒間隔の SCP - blockchain 標準では高速ですが、 ビザンチン協定の典型的な適用よりもはるかに遅い。 主な用途は支払いですが、Stellar はまた、 利益をもたらす非金銭代替可能tokenにとって魅力的であることが証明されている 即時流通市場からの取引（セクション 7.1 を参照）。 次のセクションでは、関連する作業について説明します。セクション 3 の紹介 SCP。セクション 4 では、SCP の正式な検証について説明します。セクション 5 では、Stellar の支払いレイヤーについて説明します。セクション 6 に関連する 導入の経験と学んだ教訓の一部。 セクション 7 ではシステムを評価します。セクション 8 は終了です。

Introducción

Los pagos internacionales son notoriamente lentos y costosos [32]. Considere la impracticabilidad de enviar 0,50 dólares desde EE.UU. a *Galois, Inc. †UCLA Permiso para realizar copias digitales o impresas de todo o parte de este trabajo para El uso personal o en el aula se concede sin cargo, siempre que no se realicen copias. realizados o distribuidos con fines de lucro o ventaja comercial y que las copias lleven este aviso y la cita completa en la primera página. Derechos de autor de los componentes de este trabajo propiedad de terceros distintos de ACM deben ser respetados. Abstraer con Se permite el crédito. Para copiar de otra manera, o republicar, para publicar en servidores o para redistribuir a listas, requiere permiso previo específico y/o una tarifa. Solicitar permisos de [email protected]. SOSP ’19, 27 al 30 de octubre de 2019, Huntsville, ON, Canadá © 2019 Asociación de Maquinaria de Computación. ACM ISBN 978-1-4503-6873-5/19/10...$15,00 https://doi.org/10.1145/3341301.3359636 México, dos países vecinos. Los usuarios finales pagan casi 9 dólares para el promedio de dicha transferencia [32], y un acuerdo bilateral mediada por los bancos centrales de los países sólo podría reducir el costo bancario subyacente a $0,67 por artículo [2]. Además de las tarifas, la latencia de los pagos internacionales generalmente se cuenta en días, lo que hace imposible sacar dinero del extranjero rápidamente en emergencias. En países donde el sistema bancario no funciona o no sirve a todos los ciudadanos, o cuando las tarifas son intolerables, la gente recurre a enviar pagos en autobús [38], por barco [19], y ocasionalmente ahora por Bitcoin [55], todos los cuales incurrir en riesgos, latencia o inconvenientes. Si bien siempre habrá costos de cumplimiento, la evidencia sugiere que se pierde una cantidad significativa por falta de competencia [21], lo cual se ve exacerbado por la tecnología ineficiente. donde la gente puede innovar, los precios y las latencias bajan. Por ejemplo, las remesas desde cuentas bancarias en el segundo trimestre de 2019 costaron un promedio de 6,99%, mientras que la cifra del dinero móvil fue sólo del 4,88% [13]. Una red de pagos abierta y global que atrae la innovación y la competencia de entidades no bancarias podría reducir costos y latencias en todas las capas, incluido el cumplimiento [83]. Este documento presenta Stellar, un pago basado en blockchain red diseñada específicamente para facilitar la innovación y Competencia en pagos internacionales. Stellar es el primero sistema para cumplir los tres objetivos siguientes (bajo un “hipótesis de Internet novedosa pero empíricamente válida”): 1. Membresía abierta: cualquiera puede emitir bonos respaldados por moneda. tokens digitales que se pueden intercambiar entre usuarios. 2. Finalidad impuesta por el emisor: el emisor de un token puede evitar transacciones en el token se reviertan o deshagan. 3. Atomicidad entre emisores: los usuarios pueden intercambiar atómicamente y negociar tokens de múltiples emisores. Lograr los dos primeros es fácil. Cualquier empresa puede ofrecer unilateralmente un producto como Paypal, Venmo, WeChat. Pay, o Alipay y garantizar la firmeza de los pagos en el monedas virtuales que han creado. Desafortunadamente, realizar transacciones atómicas entre estas monedas es imposible. De hecho, a pesar de que Paypal adquirió la empresa matriz de Venmo En 2013, todavía es imposible que los usuarios finales envíen Venmo. dólares a los usuarios de Paypal [78]. Sólo recientemente los comerciantes pueden incluso aceptar ambos con una sola integración. Los objetivos 2 y 3 se pueden lograr en un sistema cerrado. En particular, varios países cuentan con sistemas de pago internos eficientes. redes, normalmente supervisadas por una autoridad reguladora de confianza universal. Sin embargo, la membresía está limitada a un recinto cerrado. conjunto de bancos autorizados y las redes se limitan a la alcance de la autoridad reguladora de un país.SOSP ’19, 27 al 30 de octubre de 2019, Huntsville, ON, Canadá Lokhava et al. Los objetivos 1 y 3 se han logrado en blockchain minados, más notablemente en forma de ERC20 tokens en Ethereum [3]. La idea clave de estos blockchains es crear una nueva criptomoneda con la que recompensar a las personas por establecerse transacciones difíciles de revertir. Desafortunadamente, esto significa que los emisores token no controlan la finalidad de la transacción. Si el software los errores hacen que el historial de transacciones se reorganice [26, 73], o cuando el botín de defraudar a la gente excede el costo de historial de reorganización [74, 97], los emisores pueden ser responsables de tokens ya han canjeado por dinero del mundo real. El Stellar blockchain tiene dos propiedades distintivas. En primer lugar, admite de forma nativa mercados eficientes entre tokens de diferentes emisores. Específicamente, cualquiera puede emitir un token, el blockchain proporciona un libro de pedidos integrado para el comercio entre cualquier par de token y los usuarios pueden emitir pagos de ruta que comercian atómicamente en varios pares de divisas mientras garantizando un precio límite de extremo a extremo. En segundo lugar, Stellar introduce un nuevo acuerdo bizantino. protocolo, SCP (Stellar Protocolo de Consenso), a través del cual Los emisores token designan servidores validator específicos para hacer cumplir finalidad de la transacción. Siempre y cuando nadie comprometa los validators de un emisor (y las firmas digitales subyacentes y Los hashes criptográficos permanecen seguros), el emisor sabe exactamente qué transacciones se han producido y evita el riesgo. de pérdidas por blockchain reorganización histórica. La idea clave de SCP es que la mayoría de los emisores de activos se benefician de mercados líquidos y quieren facilitar las transacciones atómicas con otros activos. Por lo tanto, los administradores validator configuran sus servidores para acordar con otros validators exactamente historial de todas las transacciones sobre todos los activos. Un validator v1 puede ser configurado para estar de acuerdo con v2, o v2 puede configurarse para estar de acuerdo con v1, o ambos pueden configurarse para que coincidan entre sí; En todos los casos, ninguno se comprometerá con un historial de transacciones hasta sabe que el otro no puede comprometerse con una historia diferente. Por transitividad, si v1 no puede estar en desacuerdo con v2 y v2 no puede estar en desacuerdo con v3 (o viceversa), v1 no puede estar en desacuerdo con v3, ya sea que v3 represente o no activos, v1 incluso ha escuchado de. Bajo la hipótesis de que estas relaciones de acuerdo conectar transitivamente toda la red, SCP garantiza acuerdo global, lo que lo convierte en un acuerdo bizantino global protocolo con membresía abierta. A este nuevo supuesto de conectividad lo llamamos hipótesis de Internet y observamos que posee tanto de “Internet” (que todo el mundo entiende como significa la red IP más grande conectada transitivamente) y pagos internacionales heredados (que son salto a salto no atómico, pero aprovecha un sistema global transitivamente conectado. red de instituciones financieras). Stellar ha estado en uso de producción desde septiembre de 2015. Para mantener manejable la longitud blockchain, el sistema ejecuta SCP a intervalos de 5 segundos: rápido según los estándares blockchain, pero mucho más lento que las aplicaciones típicas del acuerdo bizantino. Aunque el uso principal ha sido pagos, Stellar también ha probado atractivo para tokens fungibles no monetarios que se benefician de los mercados secundarios inmediatos (ver Sección 7.1). La siguiente sección analiza el trabajo relacionado. La sección 3 presenta SCP. La Sección 4 describe nuestra verificación formal de SCP. La sección 5 describe la capa de pago de Stellar. La sección 6 se relaciona parte de nuestra experiencia de implementación y lecciones aprendidas. La sección 7 evalúa el sistema. La sección 8 concluye.

Stellar コンセンサスプロトコル

Stellar コンセンサス プロトコル (SCP) はクォーラムベースの オープンメンバーシップを備えたビザンチン協定プロトコル。クォーラムは、個々のノードのローカル構成の決定を組み合わせて生成されます。ただし、ノードは認識するだけです 自分自身が所属する定員会に参加した後のみ、 他のすべての定足数メンバーのローカル構成を学習します。このアプローチの利点の 1 つは、SCP が本質的に どのようなノードが存在するかについての異種のビューを許容します。したがって、 ノードは一方的に参加したり離脱したりできます。 メンバーシップを調整するための「ビュー変更」プロトコル。 3.1 ビザンチン連邦協定 伝統的なビザンチン協定の問題は次のようなもので構成されています。 N 個のノードからなるクローズド システム。そのうちのいくつかには障害があり、 恣意的に行動する。ノードは入力値を受け取り、交換します。 入力の中から出力値を決定するためのメッセージ。 ビザンチン協定プロトコルは、行儀の良い 2 つのノードが異なる決定を出力せず、一意の決定を出力しない場合には安全です。 決定は有効な入力でした（有効な合意の定義にとって）SOSP ’19、2019 年 10 月 27 ～ 30 日、カナダ、オンタリオ州ハンツビル ロカバら。 事前に）。プロトコルが有効であることは、それが保証する場合に有効です。 すべての正直なノードは最終的に決定を出力します。 通常、プロトコルは整数に対して N = 3f + 1 を想定します。 f > 0 の場合、安全性と何らかの形の生存性が保証されるため、 最大でも f 個のノードに障害がある限り。これらのある段階で、 プロトコル、ノードは提案された値と提案に投票します 投票の定足数と呼ばれる 2f + 1 票を受け取ると、 決定。 N = 3f + 1 ノードの場合、任意の 2 つのクォーラム サイズ 2f + 1 は少なくとも f + 1 ノードでオーバーラップします。たとえこれらのうちの 重複するノードに障害がある場合、2 つのクォーラムは少なくとも共有します 障害のない 1 つのノードにより、矛盾した決定が防止されます。 ただし、このアプローチは、すべてのノードが同意する場合にのみ機能します。 定足数を構成するものは何ですか。SCP では不可能です。 2 つのノードは互いの存在を知らない場合もあります。 SCP では、各ノード v が一方的にノードのセットを宣言します。 (a) v は、すべての場合に次のように信じます。 スライスのメンバーがシステムの状態について同意すると、 彼らは正しく、(b) v はそのスライスの少なくとも 1 つが、 に関するタイムリーな情報を提供できるようになります。 システムの状態。結果として得られるシステムを次のように呼びます。 ノードとそのスライスの統合ビザンチン協定 （FBA）システム。次に見るように、定足数システムが登場します ノードのスライスから。 非公式には、FBA ノードのスライスは誰との関係を表します。 ノードには同意が必要です。たとえば、ノードには、それぞれ 3 つのノードを実行する 4 つの特定の組織との合意が必要な場合があります。に ダウンタイムに対応するため、スライスをすべてのセットに設定する場合があります 各組織の 2 つのノードで構成されます。これが「必要な場合」 「一致」関係は任意の 2 つのノードを推移的に関連付けます。 世界的な合意が得られます。そうしないと、発散が発生する可能性があります。 ただし組織間のみであり、どちらの組織も必要ありません 相手との合意。今日のトポロジーを考えると、 金融システムでは、広範な収束が人々が呼ぶ単一の元帳履歴を生み出し続けると仮説を立てています。 私たちがインターネットについて話すのと同じように、「Stellar ネットワーク」です。 クォーラムは次のようにスライスから生成されます。すべてのノードが指定します 送信するすべてのメッセージのクォーラム スライスが発生します。 S を 一連のメッセージの発信元となるノードのセット。あ ノードは一連のメッセージがクォーラムに達したとみなします。 S のすべてのメンバーが S に含まれるスライスを持つ場合のしきい値。 構造上、そのような集合 S は、全員一致であれば、次の条件を満たします。 各メンバーの同意要件。 障害のあるピアは、内容を変更するために作成されたスライスをアドバタイズする可能性があります。 正常に動作するノードはクォーラムを考慮します。プロトコル分析のために、FBA のクォーラムは空ではないものとして定義されます。 少なくとも 1 つのクォーラム スライスを含むノードのセット S 欠陥のない各メンバー。他のセットと同様に、この抽象化は健全です 全会一致の定足数を表すと称するメッセージの数 実際には (障害のあるノードからのメッセージが含まれている場合でも)、 そして、S に行儀の良いノードのみが含まれている場合は正確です。で このセクションでは、ノードのスライスは変更されないと仮定します。 それにもかかわらず、私たちの結果はスライス変更の場合に当てはまります。 なぜなら、スライスが変化するシステムは安全であることに劣らないからです。 ノードのスライスがすべての要素で構成される固定スライス システム。 スライス変更の場合に使用するスライス (定理を参照) [68] の 13)。セクション 4 で説明したように、活性度は以下に依存します。 行儀の良いノードは最終的に信頼性の低いノードを削除します 彼らのスライスから。 異なるノードには異なる合意要件があるため、FBA では安全性のグローバルな定義が妨げられます。私たちは言います 障害のないノード v1 と v2 が絡み合っているのは、 v1 のクォーラムが少なくとも 1 つで v2 のすべてのクォーラムと交差します。 障害のないノード。 FBAプロトコルにより合意を保証できる 絡み合ったノード間のみ。 SCP がそうするのですから、SCP のせいです 安全性に対する許容度は最適です。インターネット仮説、 Stellar の設計の根底にあるのは、人々が気にかけているノードであると述べています について絡みます。 I の外側のすべてのノードに障害がある場合でも、I のすべての 2 つのメンバーが絡み合っているような、一様に障害のないクォーラムである場合、ノードのセット I は無傷であると言います。直感的には、 それなら、私は無傷でない者の行為に影響されないようにする必要があります ノード。 SCP は、ノンブロッキングな生存性 [93] と ノード自体は必要ありませんが、無傷のセットに対する安全性 どのセットが無傷であるかを知るためです (また、知ることができない場合もあります)。 さらに、交差する 2 つのそのままのセットの和集合は次のようになります。 無傷のセット。したがって、そのままのセットは、 各パーティションが安全で稼働している、正常に動作するノード (条件によっては)ただし、異なるパーティションが出力する場合があります 異なる決定。 3.1.1 FBA における安全性と生存性の考慮事項 限られた例外 [64] を除いて、ほとんどの終了したビザンチン協定プロトコルは、均衡点に調整されています。 安全性と活性性は同じ耐障害性を持っています。 FBAでは、 つまり、障害に関係なく、すべての 絡み合ったセットもそのままです。 FBAが判断した場合、 分散型のクォーラムでは、個々のスライスの選択がこの均衡につながる可能性は低いです。さらに、 少なくともStellarでは、均衡は望ましくない: その結果 安全上の欠陥（デジタルマネーの二重使用）は、 liveness 障害 (つまり、遅延) よりもはるかに悪いです。 いずれにしても Stellar までに数日かかった支払いの場合）。人々 したがって、次のような大きなクォーラム スライスを選択する必要がありますし、実際に選択する必要があります。 それらのノードは無傷よりも絡み合ったままになる可能性が高くなります。 さらに状況が悪化すると、回復が容易になります。 FBA システムでは、従来のクローズドシステムよりも一般的な liveness 障害が発生します。閉じたシステムでは、すべてのメッセージは次のとおりである必要があります。 同じクォーラムのセットに関して解釈されます。したがって、 障害から回復するためにノードを追加および削除するには、次のことが必要です 再構成イベントについて合意に達することですが、合意が得られなくなると困難になります。それに対してFBAの場合は、 どのノードもクォーラム スライスをいつでも一方的に調整できます。 時間。システム上重要なシステムの停止に対応して 組織では、ノード管理者はスライスを次のように調整できます。 対応を調整するような感じで問題を回避する BGP の大惨事 [63] まで (ただし、次のような制約はありません) 物理ネットワークリンクを介したルーティング）。

Stellar による高速かつ安全なグローバル支払い SOSP ’19、2019 年 10 月 27 ～ 30 日、カナダ、オンタリオ州ハンツビル 3.1.2 カスケード定理 SCP は、基本的なラウンド モデル [42] のテンプレートに従います。 ノードは一連の番号付き投票を進めていきます。 3 つのタスクを試みます：（1）以前の投票の決定と矛盾しない「安全な」値を特定します（よくこのように呼ばれます） (2) 安全値に同意し、(3) 同意が成功したことを検出します。ただし、FBAは開いています メンバーシップはいくつかの一般的な手法を妨げ、 従来のクローズドプロトコルをFBAに「移植」することは不可能 クォーラムの定義を変更するだけでモデルを構築できます。 多くのプロトコルで採用されている手法の 1 つがローテーションです。 タイムアウト後にラウンドロビン方式でリーダー ノードを経由します。クローズド システムでは、ラウンドロビンのリーダー選択により確実に 最終的には、唯一無二の誠実なリーダーが、単一の価値観についての合意を調整することになるのです。残念ながらラウンドロビン メンバーシップが不明な FBA システムでは機能できません。 FBA で失敗するもう 1 つの一般的なテクニックは、特定のクォーラムがすべてのノードを説得できると想定することです。たとえば、 全員が 2f + 1 ノードをクォーラムとして認識すると、 2f + 1 署名は、すべてのノードに対してプロトコル状態を証明するのに十分です。 同様に、ノードが同一のメッセージのクォーラムを受信した場合、 信頼性の高いブロードキャスト [24] を通じて、ノードは障害のないすべてのノードにもクォーラムがあると想定できます。対照的に、FBA では、 クォーラムは、クォーラム外のノードにとっては何の意味も持ちません。 最後に、非連合システムは「逆方向」を使用することがよくあります。 安全性に関する推論: f + 1 ノードに障害がある場合、すべてが安全である 保証は失われます。したがって、ノード v が f + 1 ノードすべてを聞くと、 何らかの事実を述べる F、v は、少なくとも 1 人が、 安全性を損なうことなく、真実（したがって F は真実）になります。そんな 安全性はペアの特性であるため、FBA では推論が失敗します ノードの数が多いため、一部のピアに対して安全性を失ったノードは、 悪い事実を仮定することにより、常により多くのノードの安全性が失われます。 ただし、FBA はライブ性について逆に推論することができます。 v ブロッキング セットを、すべてのノードと交差するノードのセットとして定義します。 v のスライス。v ブロッキング セット B が満場一致で欠陥がある場合、B ノードとクォーラムを拒否し、活性を損なう可能性があります。したがって、もし B が満場一致で事実 F を述べた場合、v はいずれかの F が true または v はそのままではありません。ただし、v はまだ完全なものを確認する必要があります。 絡み合ったノードが F と矛盾しないことを知るための定足数、 これはSCPでのコミュニケーションの最終ラウンドにつながり、 類似のプロトコルでは必要のない他の FBA プロトコル [47] 非公開メンバーシッププロトコル。その結果、 潜在的な事実に対する信頼度の 3 つの可能なレベル: 不確定、無傷のノード間で想定しても安全 (これについては後で説明します) 用語は受け入れられた事実）、絡み合っていると想定するのが安全です ノード（これを確認された事実と呼びます）。 ノード v は、セット B がそのすべてのスライスと交差するかどうかをチェックすることで、セット B が vblocking かどうかを効率的に判断できます。興味深いことに、ノードが常にステートメントをアナウンスする場合、 accept し、フルクォーラムがステートメントを受け入れると、ステートメントが全体に伝播するカスケード プロセスが開始されます。 無傷のセット。この伝播の根底にある重要な事実を カスケード定理は次のことを述べています。 そのままのセット、Q は I の任意のメンバーの定足数、S は任意のメンバー Q のスーパーセットの場合、S ⊇I か、メンバー v ∈I が存在します。 v < S および I ∩S は v ブロッキングです。直感的には、これでしたか そうでない場合、S の補数には定足数が含まれます。 これは I と交差しますが、Q とは交差せず、クォーラム交差に違反しています。 S = Q から始めて S を繰り返し拡張すると、 ブロックするすべてのノードを含めると、次のようなカスケード効果が得られます。 最終的に、S は I のすべてを包含します。 3.2 プロトコルの説明 SCP は、部分同期コンセンサス プロトコル [42] であり、コンセンサスに達するための一連の試みで構成されます。 投票用紙。投票では、継続時間が長くなるタイムアウトが採用されます。あ 投票同期プロトコルにより、ノードが確実に稼働状態に維持されます。 投票用紙が届くまでの期間が長くなり、同じ投票用紙が使用される 事実上同期しています。終了は保証されません 投票が同期されるまで、ただし 2 つの同期投票 正常に動作するノードのスライスの欠陥のあるメンバーがそうなる SCP が終了するには、干渉しないだけで十分です。 投票プロトコルは、投票ごとに実行されるアクションを指定します。 投票用紙。投票は準備フェーズから始まります。 矛盾しない提案する値を決定してください 以前の決定。次に、コミットフェーズで、ノードは次のことを試みます。 準備された値に基づいて決定を行います。 投票には、連合投票と呼ばれる合意サブプロトコルが使用されます。n どのノードが抽象ステートメントに投票するか それは最終的に確認されるか、行き詰まる可能性があります。一部の記述は矛盾しているとみなされる可能性があり、安全性は 連合投票の保証は、2 人のメンバーが連合投票を行わないことです。 絡み合ったセットは矛盾したステートメントを裏付けます。ステートメントが無傷である場合を除き、ステートメントの確認は保証されません メンバー全員が同じように投票するセット。ただし、 完全なセットのメンバーがステートメントを確認します。フェデレーテッド 投票により、無傷のセットのすべてのメンバーが最終的にそのステートメントを確認することが保証されます。そこで、取り返しのつかない措置を講じる 確認ステートメントに応じて、生存期間を維持します 無傷のノード。 ノードは最初に、候補から取得した値を提案します。 メンバー全員が無傷である可能性を高めるプロトコル 同じ値を提案する集合、そして最終的には収束する (ただし、収束が完了したかどうかを判断する方法はありません)。 指名は、連合による投票とリーダーの選択を組み合わせたものです。 FBAでは総当たりが不可能なため、指名は 確率的なリーダー選択スキーム。 カスケード定理は投票においても重要な役割を果たします。 同期を確立し、ブロック状態を回避します。 終了はもう不可能です。 3.2.1 投票 SCP ノードは一連の番号付き投票を進め、連合投票を利用して以下の声明に同意します。 値はどの投票用紙で決定されるか決定されません。非同期の場合 または、誤った行動により投票番号 n での決定に達することができません。 ノードがタイムアウトになり、投票 n + 1 で再試行します。

SOSP ’19、2019 年 10 月 27 ～ 30 日、カナダ、オンタリオ州ハンツビル ロカバら。 連合投票が終了しない可能性があることを思い出してください。したがって、いくつかの 投票用紙に関する発言は永久に固定化される可能性があります ノードがその状態にあるかどうかを決して判断できない不定状態。 まだ進行中か停止中です。ノードは除外できないため 不確定な発言が後で真実であることが判明する可能性、 新しい声明に対する連合投票を決して試みてはなりません 矛盾する不定なもの。 各投票 n では、ノードは 2 つのタイプの連合投票を使用します。 ステートメントの: • prepare ⟨n,x⟩ – x 以外の値がないことを示します n 以内の投票で決定された、または今後決定されることになります。 • commit ⟨n,x⟩ – x が投票 n で決定されると述べます。 重要なのは、prepare ⟨n,x⟩ は commit に矛盾することに注意してください。 ⟨n′,x ′⟩ n ≧ n′かつ x , x ′のとき。 ノードは、投票 n に対して連合投票を試みることによって開始します。 ステートメントは ⟨n,x⟩ を準備します。以前の準備ステートメントがある場合 連合投票により無事確認されました。 ノードは、確認された最高の投票用紙から x を選択します。それ以外の場合、ノードは x を 指名プロトコルについては次のサブセクションで説明します。 ノードが ⟨n,x⟩ の準備を正常に確認した場合にのみ 投票 n では、コミット ⟨n,x⟩ で統合投票を試みます。もし それが成功した場合、SCP が決定したことを意味するため、ノードは次のように出力します。 確認されたコミットステートメントの値。 絡み合った集合 S を考えてみましょう。値は 1 つだけなので、 特定の投票用紙で S のメンバーが作成したものであることを確認できますが、2 つの異なる値がコミットされたことを確認することはできません。 特定の投票用紙に含まれる S のメンバー。さらに、 commit ⟨n,x⟩ の場合 が確認されたら、⟨n,x⟩ を準備することも確認されました。それ以来 prepare ⟨n,x⟩ は、フェデレーション投票の合意保証により、異なる値に対する以前のコミットと矛盾します。 異なる値が以前に決定されることはないことがわかります。 S のメンバーによる投票。投票番号の誘導により、 したがって、SCP は安全であることがわかります。 生存性については、無傷のセット I と十分に長いものを考慮してください。 同期投票 n.スライスに障害のあるノードが現れた場合 行儀の良いノードのうち、n に干渉しないノードは投票によって決定されます n + 1 I のすべてのメンバーは、prepare ステートメントの同じ集合 P を確認しました。 P = ∅で投票用紙 n が十分に長い場合、 指名プロトコルは、ある値 x に収束します。 それ以外の場合、x を P で最も高い投票数を持つ準備からの値とします。いずれにしても、私は一律にフェデレーションを試みます。 次の投票で⟨n + 1,x⟩を準備することに投票します。したがって、もし n + 1 も同期しているため、必然的に x の決定が続きます。 3.2.2 指名 指名には、以下の声明に対する連合投票が必要となります。 • nominate x – x が有効な決定候補であると述べます。 ノードは、複数の値 (異なる値) を指名するために投票することができます。 指名発言は矛盾していない。ただし、一度、 ノードは任意の指名ステートメントを確認すると、投票を停止します。 新しい価値観を提案します。フェデレーション投票により、ノードは引き続き次のことを行うことができます。 投票しなかった新たな指名声明を確認する。 投票または承認 定足数から 受け入れる 定足数から は有効です からのを受け入れる ブロッキングセット コミットされていない に投票した を受け入れました を確認した に投票しました 図 1. 連合投票の段階 完全なセットのメンバーがお互いのことを確認できるようになります。 新たな投票を保留しながら、ノミネートされた値を変更します。 指名の (進化する) 結果は、確認された指名ステートメント内のすべての値の決定論的な組み合わせです。もし x はトランザクションのセットを表し、ノードは和集合を取ることができます セットの中で、最大のセット、または最も高い hash を持つセット、つまり すべてのノードが同じことを行う限り。ノードが新規を保留しているため 1 つの指名発言を確認した後に投票します。 確認されたステートメントには、有限個の値のみを含めることができます。 確認された声明が確実に拡散したという事実 無傷のセットとは、無傷のノードが最終的に 候補値のセットが同じであるため、候補結果が得られます。 ただし、プロトコルの後半の未知の時点で任意に行われました。 ノードはフェデレーテッド リーダー選択を採用して、 nominate ステートメント内の異なる値の数。のみ 指名声明にまだ投票していない指導者は、新しい × を導入することができます。他のノードはメッセージの受信を待機します リーダーの（有効な）指名投票をコピーするだけです。 失敗に対応するために、リーダーのセットは成長し続けます。 タイムアウトが発生しますが、実際には x の新しい値を導入するノードはわずかです。 3.2.3 連合投票 連合投票では、以下に示す 3 段階のプロトコルが採用されています。 図 1. ノードは最初に抽象ステートメントに同意しようとします 投票し、次に承認し、最後に声明を確認します。 ノード v は、有効なステートメント a に投票できます。 他と矛盾する未決の投票数と受け入れられた声明。これは、署名された投票メッセージをブロードキャストすることによって行われます。 v 次に、a が他の受け入れられたステートメントと一致しており、かつ (ケース 1)v が次のクォーラムのメンバーである場合に、a を受け入れます。 各ノードは、a に投票するか、a を受け入れるか、または (ケース 2) v の場合でも a に投票しませんでしたが、v ブロッキング セットは a を受け入れます。ケース 2 の場合、v は 以前に a に反対する票を投じたことがあるが、現在は 却下されました。 v 否決された投票については忘れてもよい そして、もしvが無傷なら、それは知っているので、それらをキャストしなかったふりをします 否決された投票では、ケース 1 によって定足数を満たすことはできません。 v a を受け入れることをブロードキャストし、それが入っているときに a を確認します。 全会一致で承認する定足数。図 2 は、 v ブロック集合とカスケード定理の効果 連合投票。 2 つの必要なクォーラムが共有する必要があるため、絡み合った 2 つのノードは矛盾するステートメントを確認できません。Stellar による高速かつ安全なグローバル支払い SOSP ’19、2019 年 10 月 27 ～ 30 日、カナダ、オンタリオ州ハンツビル 3 4 2 1 5 7

Stellar protocolo de consenso

El protocolo de consenso (SCP) Stellar es un protocolo basado en quórum Protocolo de acuerdo bizantino con membresía abierta. Los quórums surgen de las decisiones de configuración local combinadas de nodos individuales. Sin embargo, los nodos sólo reconocen quórums a los que pertenecen ellos mismos, y sólo después aprender las configuraciones locales de todos los demás miembros del quórum. Un beneficio de este enfoque es que SCP es inherentemente Tolera visiones heterogéneas de los nodos que existen. Por lo tanto, Los nodos pueden unirse y salir unilateralmente sin necesidad de un Protocolo de “ver cambio” para coordinar la membresía. 3.1 Acuerdo bizantino federado El problema tradicional del acuerdo bizantino consiste en una sistema cerrado de N nodos, algunos de los cuales están defectuosos y pueden comportarse arbitrariamente. Los nodos reciben valores de entrada e intercambian mensajes para decidir sobre un valor de salida entre las entradas. Un protocolo de acuerdo bizantino es seguro cuando no hay dos nodos con buen comportamiento que produzcan decisiones diferentes y el único decisión fue un insumo válido (para alguna definición de acuerdo válidoSOSP ’19, 27 al 30 de octubre de 2019, Huntsville, ON, Canadá Lokhava et al. previamente). Un protocolo está activo cuando garantiza que cada nodo honesto eventualmente genera una decisión. Normalmente, los protocolos suponen N = 3f + 1 para algún número entero f > 0, entonces garantizamos seguridad y alguna forma de vida para que siempre y cuando como máximo f nodos estén defectuosos. En algún momento de estos protocolos, los nodos votan sobre los valores propuestos y una propuesta recibir 2f + 1 votos, llamado quórum de votos, se convierte en la decisión. Con N = 3f + 1 nodos, dos quórumes cualesquiera de el tamaño 2f + 1 se superpone en al menos f + 1 nodos; incluso si f de estos Los nodos superpuestos son defectuosos, los dos quórums comparten al menos un nodo no defectuoso, evitando decisiones contradictorias. Sin embargo, este enfoque sólo funciona si todos los nodos están de acuerdo lo que constituye un quórum, lo cual es imposible en SCP donde Es posible que dos nodos ni siquiera sepan de la existencia del otro. Con SCP, cada nodo v declara unilateralmente conjuntos de nodos, llamado sus sectores de quórum, de modo que (a) v cree que si todos los miembros de un segmento están de acuerdo sobre el estado del sistema, entonces tienen razón, y (b) v cree que al menos una de sus porciones estará disponible para brindar información oportuna sobre la estado del sistema. Llamamos al sistema resultante, que consiste de nodos y sus cortes, un Acuerdo Bizantino Federado (Logística de Amazon). Como veremos a continuación, surge un sistema de quórum de los cortes de los nodos. De manera informal, las porciones de un nodo Logística de Amazon expresan con quién El nodo requiere acuerdo. Por ejemplo, un nodo puede requerir un acuerdo con 4 organizaciones específicas, cada una de las cuales ejecuta 3 nodos; a acomodar el tiempo de inactividad, puede configurar sus sectores para que sean todos los conjuntos compuesto por 2 nodos de cada organización. Si esto “requiere La relación “acuerdo con” relaciona transitivamente dos nodos cualesquiera, conseguimos un acuerdo global. De lo contrario, podemos obtener divergencia, pero sólo entre organizaciones ninguna de las cuales requiere acuerdo con el otro. Dada la topología actual sistema financiero, planteamos la hipótesis de que la convergencia generalizada seguirá produciendo una historia de contabilidad única que la gente llama “la red Stellar”, del mismo modo que hablamos de Internet. Los quórums surgen de las porciones de la siguiente manera. Cada nodo especifica su quórum se divide en cada mensaje que envía. Sea S el conjunto de nodos desde los cuales se originó un conjunto de mensajes. un El nodo considera que el conjunto de mensajes ha alcanzado el quórum. umbral cuando cada miembro de S tiene un segmento incluido en S. Por construcción, tal conjunto S, si es unánime, satisface la requisitos de acuerdo de cada uno de sus miembros. Un par defectuoso puede anunciar porciones diseñadas para cambiar lo que Los nodos con buen comportamiento consideran quórumes. Por el bien del análisis del protocolo, definimos un quórum en Logística de Amazon como no vacío. conjunto S de nodos que abarcan al menos una porción de quórum de cada miembro no defectuoso. Esta abstracción es sólida, como cualquier conjunto. de mensajes que pretenden representar un quórum unánime realmente lo hace (incluso si contiene mensajes de nodos defectuosos), y es preciso cuando S contiene sólo nodos que se comportan bien. en En esta sección, también asumimos que los sectores de los nodos no cambian. Sin embargo, nuestros resultados se transfieren al caso del segmento cambiante. porque un sistema en el que cambian las porciones no es menos seguro que un sistema de corte fijo en el que los cortes de un nodo constan de todos los sectores que alguna vez utiliza en el caso de sectores cambiantes (ver Teorema 13 en [68]). Como se explica en la Sección 4, la vivacidad depende de Los nodos con buen comportamiento eventualmente eliminan los nodos no confiables. de sus rebanadas. Debido a que diferentes nodos tienen diferentes requisitos de acuerdo, Logística de Amazon excluye una definición global de seguridad. decimos Los nodos no defectuosos v1 y v2 se entrelazan cuando cada El quórum de v1 interseca cada quórum de v2 en al menos un nodo no defectuoso. Un protocolo de Logística de Amazon puede garantizar un acuerdo sólo entre nodos entrelazados; ya que SCP lo hace, es culpa suya La tolerancia a la seguridad es óptima. La hipótesis de Internet, subyacente al diseño de Stellar, afirma que los nodos que a la gente le importan sobre estarán entrelazados. Decimos que un conjunto de nodos I está intacto si I es un quórum uniformemente no defectuoso tal que cada dos miembros de I están entrelazados incluso si todos los nodos fuera de I son defectuosos. Intuitivamente, Entonces, debería permanecer inmune a las acciones de los no intactos. nodos. SCP garantiza tanto la vida sin bloqueo [93] como seguridad para conjuntos intactos, aunque los nodos en sí no necesitan saber (y tal vez no poder saber) qué conjuntos están intactos. Además, la unión de dos conjuntos intactos que se cruzan es un conjunto intacto. Por lo tanto, los conjuntos intactos definen una partición del Nodos de buen comportamiento, donde cada partición es segura y activa. (bajo algunas condiciones), pero pueden generarse diferentes particiones decisiones divergentes. 3.1.1 Consideraciones de seguridad versus vida en Logística de Amazon Con excepciones limitadas [64], la mayoría de los protocolos de acuerdos bizantinos cerrados están ajustados al punto de equilibrio en el que la seguridad y la vivacidad tienen la misma tolerancia a fallos. En Logística de Amazon, eso significa configuraciones en las que, independientemente de las fallas, todos Los conjuntos entrelazados también están intactos. Dado que Logística de Amazon determina quórums de forma descentralizada, es poco probable que las elecciones de sectores individuales conduzcan a este equilibrio. Además, en al menos en Stellar, el equilibrio no es deseable: las consecuencias de una falla de seguridad (es decir, dinero digital doblemente gastado) son mucho peores que los de una falla en la vida (es decir, retrasos en pagos que de todos modos tomaban días antes del Stellar). gente por lo tanto, debe seleccionar y selecciona porciones de quórum grandes tales que es más probable que sus nodos permanezcan entrelazados que intactos. Inclinando aún más la balanza, es más fácil recuperarse de fallas de vida típicas en un sistema Logística de Amazon que en uno cerrado tradicional. En sistemas cerrados, todos los mensajes deben ser interpretado con respecto al mismo conjunto de quórumes. Por lo tanto, Agregar y eliminar nodos para recuperarse de una falla requiere llegar a un consenso sobre un evento de reconfiguración, lo cual es difícil una vez que el consenso ya no existe. Por el contrario, con Logística de Amazon, cualquier nodo puede ajustar unilateralmente sus porciones de quórum en cualquier tiempo. En respuesta a una interrupción en un sistema de importancia sistémica organización, los administradores de nodos pueden ajustar sus sectores para solucionar el problema, un poco como coordinar respuestas a catástrofes de BGP [63] (aunque sin las limitaciones de enrutamiento a través de enlaces de red física).

Pagos globales rápidos y seguros con Stellar SOSP ’19, 27 al 30 de octubre de 2019, Huntsville, ON, Canadá 3.1.2 El teorema de la cascada SCP sigue la plantilla del modelo redondo básico [42]; Los nodos avanzan a través de una serie de papeletas numeradas, cada una intentar tres tareas: (1) identificar un valor “seguro” que no esté en contradicción con ninguna decisión en una votación anterior (a menudo denominada preparar la papeleta), (2) acordar el valor seguro, y (3) detectar que el acuerdo fue exitoso. Sin embargo, Logística de Amazon está abierta La membresía obstaculiza varias técnicas comunes, lo que hace que sea imposible "portar" los protocolos cerrados tradicionales a la Logística de Amazon modelo simplemente cambiando la definición de quórum. Una técnica empleada por muchos protocolos es la rotación a través de los nodos líderes en forma de turnos después de los tiempos de espera. En un sistema cerrado, la selección del líder por turnos garantiza que eventualmente un líder único y honesto termine coordinando un acuerdo sobre un único valor. Desafortunadamente, todos contra todos no puede funcionar en un sistema Logística de Amazon con membresía desconocida. Otra técnica común que falla con Logística de Amazon es asumir que un quórum particular puede convencer a todos los nodos. Por ejemplo, Si todos reconocen cualquier nodo 2f + 1 como quórum, entonces 2f + 1 firmas son suficientes para demostrar el estado del protocolo en todos los nodos. De manera similar, si un nodo recibe un quórum de mensajes idénticos A través de la transmisión confiable [24], el nodo puede asumir que todos los nodos que no son defectuosos también verán un quórum. En cambio, en Logística de Amazon, una El quórum no significa nada para los nodos fuera del quórum. Por último, los sistemas no federados suelen emplear sistemas "al revés". razonamiento sobre seguridad: si los nodos f + 1 están defectuosos, toda la seguridad Se pierden las garantías. Por lo tanto, si el nodo v escucha f + 1 nodos, todos declarar algún hecho F, v puede suponer que al menos uno le está diciendo al verdad (y por tanto que F es verdadera) sin pérdida de seguridad. tal El razonamiento falla en Logística de Amazon porque la seguridad es una propiedad de pares. de nodos, por lo que un nodo que ha perdido seguridad para algunos pares puede Siempre se pierde seguridad frente a más nodos al asumir hechos incorrectos. Sin embargo, Logística de Amazon puede razonar al revés sobre la vitalidad. Defina un conjunto de bloqueo v como un conjunto de nodos que intersecta cada porción de v. Si un conjunto de bloqueo de v B es unánimemente defectuoso, B puede negarle al nodo v un quórum y costarle vida. Por lo tanto, si B declara unánimemente el hecho F, entonces v sabe que F es true o v no está intacto. Sin embargo, todavía necesita ver una versión completa. quórum para saber que los nodos entrelazados no contradicen a F, lo que conduce a una ronda final de comunicación en SCP y otros protocolos de Logística de Amazon [47] que no se requieren en casos análogos protocolos de membresía cerrada. El resultado es que tenemos tres posibles niveles de confianza en hechos potenciales: indeterminado, seguro de asumir entre nodos intactos (que veremos término hechos aceptados), y es seguro asumir entre entrelazados nodos (que llamaremos hechos confirmados). El nodo v puede determinar de manera eficiente si un conjunto B está bloqueando v verificando si B cruza todos sus sectores. Curiosamente, si los nodos siempre anuncian las declaraciones que aceptar y un quórum completo acepta una declaración, se desencadena un proceso en cascada mediante el cual las declaraciones se propagan a lo largo conjuntos intactos. Al hecho clave que subyace a esta propagación lo llamamos el teorema de la cascada, que establece lo siguiente: Si I es un conjunto intacto, Q es un quórum de cualquier miembro de I, y S es cualquier superconjunto de Q, entonces S ⊇I o hay un miembro v ∈I tal que v < S y I ∩S es v-bloqueo. Intuitivamente, ¿fue esto no es el caso, el complemento de S contendría un quórum que cruza I pero no Q, violando la intersección de quórum. Tenga en cuenta que si comenzamos con S = Q y expandimos repetidamente S hasta incluir todos los nodos que bloquea, obtenemos un efecto en cascada hasta que, eventualmente, S abarca todo I. 3.2 Descripción del protocolo SCP es un protocolo de consenso parcialmente sincrónico [42] que consta de una serie de intentos para llegar a un consenso llamado papeletas. Las papeletas emplean tiempos de espera de duración cada vez mayor. un El protocolo de sincronización de boletas garantiza que los nodos permanezcan encendidos. la misma papeleta por períodos de tiempo crecientes hasta que las papeletas son efectivamente sincrónicos. La rescisión no está garantizada hasta que las votaciones sean sincrónicas, pero dos votaciones sincrónicas en el que los miembros defectuosos de los sectores de nodos con buen comportamiento no no interferir son suficientes para que SCP termine. Un protocolo de votación especifica las acciones tomadas durante cada boleta. Una votación comienza con una fase de preparación, en la que los nodos tratar de determinar un valor a proponer que no contradiga cualquier decisión previa. Luego, en una fase de confirmación, los nodos intentan para tomar una decisión sobre el valor preparado. La votación emplea un subprotocolo de acuerdo llamado votación federada, in qué nodos votan sobre declaraciones abstractas eso eventualmente puede confirmarse o quedarse estancado. Algunas declaraciones pueden considerarse contradictorias y la seguridad La garantía del voto federado es que no pueden haber dos miembros de un conjunto entrelazado confirma afirmaciones contradictorias. La confirmación de una declaración no está garantizada excepto si está intacta. conjunto cuyos miembros votan todos de la misma manera. Sin embargo, si un miembro de un conjunto intacto confirma una declaración, federada la votación garantiza que todos los miembros del conjunto intacto eventualmente confirmen esa afirmación. Por lo tanto, tomar medidas irreversibles en respuesta a declaraciones confirmatorias preserva la vivacidad de nodos intactos. Los nodos inicialmente proponen valores obtenidos de una nominación. protocolo que aumenta las posibilidades de todos los miembros de una comunidad intacta. conjunto que propone el mismo valor, y que eventualmente converge (aunque no hay forma de determinar que la convergencia sea completa). La nominación combina la votación federada con la selección de líderes. Debido a que el sistema de todos contra todos es imposible en Logística de Amazon, la nominación utiliza un esquema probabilístico de selección de líderes. El teorema de la cascada juega un papel crucial tanto en la votación sincronización y en evitar estados bloqueados desde los cuales la terminación ya no es posible. 3.2.1 votación Los nodos SCP proceden a través de una serie de votaciones numeradas, empleando votación federada para acordar declaraciones sobre qué Los valores se deciden o no en qué papeletas. Si hay asincronía o un comportamiento incorrecto impide llegar a una decisión en la votación n, Los nodos se agotan y vuelven a intentarlo en la boleta n + 1.

SOSP ’19, 27 al 30 de octubre de 2019, Huntsville, ON, Canadá Lokhava et al. Recordemos que el voto federado podría no terminar. Por lo tanto, algunos Las declaraciones sobre las papeletas pueden quedar atascadas permanentemente. Estado indeterminado donde los nodos nunca pueden determinar si todavía están en progreso o atascados. Porque los nodos no pueden descartar la posibilidad de que declaraciones indeterminadas luego resulten verdaderas, nunca deben intentar una votación federada sobre nuevas declaraciones contradictorios con los indeterminados. En cada votación n, los nodos utilizan votación federada en dos tipos de declaración: • preparar ⟨n,x⟩– indica que ningún valor distinto de x se decidió o se decidirá alguna vez en cualquier votación ≤n. • comprometer ⟨n,x⟩– indica que x se decide en la votación n. Es importante destacar que preparar ⟨n,x⟩contradice el compromiso ⟨n′,x ′⟩cuando n ≥n′ y x , x ′. Un nodo inicia la votación n intentando la votación federada en un declaración preparar ⟨n,x⟩. Si alguna declaración previa preparar fue confirmado con éxito mediante votación federada, el El nodo elige x del grupo confirmado de la boleta superior. De lo contrario, el nodo establece x como la salida del protocolo de nominación descrito en la siguiente subsección. Si y sólo si un nodo confirma con éxito preparar ⟨n,x⟩ en la votación n, intenta la votación federada sobre el compromiso ⟨n,x⟩. si que tiene éxito, significa que SCP ha decidido, por lo que el nodo genera el valor de la declaración de confirmación confirmada. Considere un conjunto S entrelazado. Dado que como máximo un valor pueden ser confirmados preparados por miembros de S en una votación determinada, no se pueden confirmar dos valores diferentes comprometidos por miembros de S en una votación determinada. Además, si se compromete ⟨n,x⟩ se confirma, luego prepare ⟨n,x⟩se confirmó también; desde preparar ⟨n,x⟩ contradice cualquier compromiso anterior por un valor diferente, por el acuerdo que garantiza el voto federado conseguimos que no se puede decidir ningún valor diferente en una fecha anterior votación de los miembros de S. Por inducción sobre los números de la boleta, Por lo tanto, consiga que SCP sea seguro. Para darle vida, considere un conjunto I intacto y un tiempo suficientemente largo. votación sincrónica Si aparecen nodos defectuosos en los cortes de nodos con buen comportamiento no interfieren en n, luego por votación n + 1 todos los miembros de I han confirmado el mismo conjunto P de declaraciones de preparación. Si P = ∅ y la votación n fue lo suficientemente larga, la El protocolo de nominación habrá convergido en algún valor x. De lo contrario, sea x el valor del equipo con la votación más alta en P. De cualquier manera, intentaré uniformemente votar sobre preparar ⟨n + 1,x⟩ en la próxima votación. Por lo tanto, si n + 1 también es sincrónico, por lo que inevitablemente se sigue una decisión para x. 3.2.2 Nominación La nominación implica votación federada de las declaraciones: • nominar x – indica que x es un candidato de decisión válido. Los nodos pueden votar para nominar múltiples valores, diferentes Las declaraciones nominadas no son contradictorias. Sin embargo, una vez un nodo confirma cualquier declaración nominada, deja de votar para proponer nuevos valores. La votación federada todavía permite que un nodo confirmar nuevas declaraciones nominadas por las que no votó, que votar o aceptar un del quórum aceptar un del quórum una es válida aceptar un de conjunto de bloqueo no comprometido votó un aceptó un confirmó un votó ¬a Figura 1. Etapas del voto federado permite a los miembros de un conjunto intacto confirmar entre sí los valores nominados y al mismo tiempo retener nuevos votos. El resultado (evolutivo) de la nominación es una combinación determinista de todos los valores en las declaraciones de nominación confirmadas. si x representa un conjunto de transacciones, los nodos pueden tomar la unión de conjuntos, el conjunto más grande o el que tiene el hash más alto, por lo que siempre y cuando todos los nodos hagan lo mismo. Porque los nodos retienen nuevos votos después de confirmar una declaración nominada, el conjunto de Las declaraciones confirmadas sólo pueden contener un número finito de valores. El hecho de que las declaraciones confirmadas se difundieran de forma fiable conjuntos intactos significa que los nodos intactos eventualmente convergen en el mismo conjunto de valores nominados y, por tanto, resultado de la nominación, aunque en un punto desconocido arbitrariamente tarde en el protocolo. Los nodos emplean la selección de líderes federados para reducir la número de valores diferentes en declaraciones nominadas. Sólo un líder que aún no haya votado a favor de una declaración propuesta puede introducir una nueva x. Otros nodos esperan recibir noticias líderes y simplemente copiar los votos de nominación (válidos) de sus líderes. Para adaptarse al fracaso, el conjunto de líderes sigue creciendo a medida que avanza. Se producen tiempos de espera, aunque en la práctica sólo unos pocos nodos introducen nuevos valores de x. 3.2.3 Voto federado La votación federada emplea un protocolo de tres fases que se muestra en Figura 1. Los nodos intentan ponerse de acuerdo sobre declaraciones abstractas primero votar, luego aceptar y finalmente confirmar las declaraciones. Un nodo v puede votar por cualquier declaración válida a que no contradice su otrovotos pendientes y declaraciones aceptadas. Lo hace mediante la difusión de un mensaje de voto firmado. v luego acepta a si a es consistente con otras declaraciones aceptadas y (caso 1)v es miembro de un quórum en el que cada nodo vota por a o acepta a, o (caso 2) incluso si v no votó por a, un conjunto de bloqueo v acepta a. En el caso 2, v mayo han emitido previamente votos que contradicen a, que ahora han sido anulado. A v se le permite olvidarse de los votos anulados. y pretender que nunca los lanzó porque siv está intacto, lo sabe los votos anulados no pueden completar el quórum mediante el caso 1. v transmite que acepta a y luego confirma a cuando está en un quórum que acepte por unanimidad a. La figura 2 muestra la efecto de los conjuntos de bloqueo v y el teorema de la cascada durante votación federada. Dos nodos entrelazados no pueden confirmar declaraciones contradictorias, ya que los dos quórums requeridos tendrían que compartir unPagos globales rápidos y seguros con Stellar SOSP ’19, 27 al 30 de octubre de 2019, Huntsville, ON, Canadá 3 4 2 1 5 7

X に投票

Yに投票 (a) 3 4 2 1 5 7 6 投票する × 投票する × 投票する × 投票する Y 投票する × 投票する Y 投票する Y (b) 3 4 2 1 5 7 6 受け入れる × 投票する × 受け入れる × 投票する Y 受け入れる × 投票する Y 投票する Y (c) 3 4 2 1 5 7 6 受け入れる × 受け入れる × 受け入れる × 投票する Y 受け入れる × 受け入れる × 投票する Y (d) 3 4 2 1 5 7 6 受け入れる × 投票する × 受け入れる × 受け入れる × 受け入れる × 受け入れる × 受け入れる × (e) 図 2. 連合投票におけるカスケード効果。各ノードには、スライスのメンバーへの矢印で示される 1 つのクォーラム スライスがあります。 (a) 矛盾したステートメント X と Y が導入されます。 (b) ノードは有効なステートメントに投票します。 (c) ノード 1 はクォーラムの後に X を受け入れます {1, 2, 3, 4} は全会一致で X に投票します。(d) ノード 1、2、3、および 4 はすべて X を受け入れます。セット {1} は 5 ブロッキングであるため、ノード 5 は X を受け入れ、これを無効にします。 (e) セット {5} は 6 および 7 ブロックであるため、6 と 7 は両方とも X を受け入れます。 矛盾していないステートメントを受け入れることができない障害のないノード。ステートメントの確認は保証されていません: 投票が分かれた場合、両方の声明が永久に残る可能性がある 投票フェーズで定足数に達するのを待っている状態です。ただし、 無傷のセット内のノード 私はステートメント、カスケードを確認します 定理とケース 2 を受け入れると、最終的にはすべてが確実に その発言を確認します。 3.2.4 投票用紙の同期 ノードがコミットステートメントを確認できない場合、 現在の投票では、タイムアウト後にギブアップします。タイムアウトが発生する 任意の範囲に調整するために投票ごとに長くする ネットワーク遅延について。 ただし、タイムアウトだけでは、同時に開始されなかったノードの投票を同期するには十分ではありません。 他の理由で非同期になりました。同期を実現するために、ノードはノードの一部になったときにのみタイマーを開始します。 現在 (または今後) の投票ですべての定足数 n.これ 早期に起動したノードの速度を低下させ、 無傷のセットのメンバーがグループよりもはるかに先にいる。 さらに、ノード v が後で v-blocking セットに気づいた場合 投票の場合、すぐに最下位の投票にスキップします。 タイマーに関係なく、これはもう当てはまりません。カスケード 定理により、すべての落伍者が確実に追いつきます。結果 投票用紙は無傷の組織全体でほぼ同期されているということです。 システムが同期状態になると設定されます。 3.2.5 連合リーダーの選択 リーダーの選択により、各ノードがそのようなリーダーを選択できるようになります。 ノードが通常 1 つまたは少数の数だけを選択する方法 リーダーたちの。リーダーの失敗に対応するためのリーダーの選択 ラウンドを経て進みます。現在のラウンドのリーダーの場合 責任を果たしていないように見え、その後、 特定のタイムアウト期間のノードは次のラウンドに進みます。 彼らが従うリーダーの集団を拡大します。 各ラウンドでは、[0,hmax) の範囲の整数を出力する 2 つの固有の暗号化関数 hash 関数 H0 と H1 が使用されます。 たとえば、Stellar は Hi(m) = SHA256(i∥b∥r ∥m) を使用します。 b は SCP インスタンス全体 (ブロックまたは台帳番号)、r は リーダー選択ラウンド番号、および hmax = 2256。 ラウンドでは、ノード v の優先順位を次のように定義します。 優先度(v) = H1(v) 各ノードで 1 人のストローマンがリーダーとして選択されます 最も高い優先順位を持つノード (v)。このアプローチは機能します ほぼ同一のクォーラム スライスでは問題ありませんが、正しく動作しません 不均衡な構成におけるノードの重要性を把握します。たとえば、ヨーロッパと中国がそれぞれ 3 を貢献した場合、 すべてのクォーラムにノードを追加しますが、中国が 1,000 ノード、ヨーロッパが 4 ノードを実行すると、中国が 99.6% の優先順位の最も高いノードを持つことになります。 当時の。 したがって、スライス重みの概念を導入します。 Weight(u,v) ∈[0, 1] はノード u のクォーラム スライスの割合です ノード v を含む。ノード u が新しいリーダーを選択するとき、 次のように定義される近傍のみを考慮します。 隣人(u) = { v | H0(v) < hmax · 重み(u,v) } 次に、ノードは空のリーダーのセットから開始され、それぞれのリーダーで ラウンドは、最も高い値を持つneighbors(u)のノードvをそれに追加します。 優先度(v)。いずれかのラウンドで近隣セットが空の場合、u は代わりに H0(v)/weight(u,v) の最小値を持つ nodev を追加します。

Vota X

Vota Y (un) 3 4 2 1 5 7 6 votar x votar x votar x votar Y votar x votar Y votar Y (b) 3 4 2 1 5 7 6 Aceptar x votar x Aceptar x votar Y Aceptar x votar Y votar Y (c) 3 4 2 1 5 7 6 Aceptar x Aceptar x Aceptar x votar Y Aceptar x Aceptar x votar Y (d) 3 4 2 1 5 7 6 Aceptar x votar x Aceptar x Aceptar x Aceptar x Aceptar x Aceptar x (e) Figura 2. Efecto cascada en el voto federado. Cada nodo tiene un segmento de quórum indicado por flechas para los miembros del segmento. (a) Se introducen declaraciones contradictorias X e Y. (b) Los nodos votan por declaraciones válidas. (c) El nodo 1 acepta X después de su quórum {1, 2, 3, 4} vota unánimemente por X. (d) Los nodos 1, 2, 3 y 4 aceptan X; el conjunto {1} es de bloqueo 5, por lo que el nodo 5 acepta X, anulando su voto anterior por Y. (e) El conjunto {5} bloquea 6 y 7, por lo que 6 y 7 aceptan X. nodo no defectuoso que no podía aceptar declaraciones contradictorias. No se garantiza la confirmación de una declaración: en En caso de votación dividida, ambas declaraciones podrán ser permanentemente estancado esperando por un quórum en la fase de votación. Sin embargo, si un nodo en un conjunto intacto I confirma una declaración, la cascada teorema y acepte el caso 2, asegúrese de que todos los I eventualmente confirmar esa afirmación. 3.2.4 Sincronización de boletas Si los nodos no pueden confirmar una declaración de confirmación para el votación actual, se dan por vencidos después de un tiempo muerto. El tiempo de espera llega más tiempo con cada votación para ajustarse a límites arbitrarios en el retraso de la red. Sin embargo, los tiempos de espera por sí solos no son suficientes para sincronizar las votaciones de los nodos que no comenzaron al mismo tiempo o se desincronizó por otras razones. Para lograr la sincronización, los nodos inician el temporizador sólo una vez que son parte de un quórum que se obtiene en la votación actual (o en una posterior) n. esto ralentiza los nodos que se iniciaron temprano y garantiza que no miembro de un conjunto intacto se mantiene demasiado por delante del grupo. Además, si un nodo v alguna vez nota un bloqueo v establecido en un momento posterior votación, salta inmediatamente a la votación más baja, de modo que esta ya no es el caso, independientemente de los temporizadores. la cascada El teorema entonces asegura que todos los rezagados se pongan al día. El resultado es que las papeletas están aproximadamente sincronizadas en todo un país intacto. se establece una vez que el sistema se vuelve sincrónico. 3.2.5 Selección de líder federado La selección de líderes permite a cada nodo elegir líderes de tal manera forma en que los nodos generalmente solo eligen uno o un pequeño número de líderes. Para adaptarse al fracaso del líder, selección del líder procede a través de rondas. Si los líderes de la ronda actual parecen no estar cumpliendo con sus responsabilidades, luego de un ciertos nodos del período de tiempo de espera pasan a la siguiente ronda para ampliar el conjunto de líderes que siguen. Cada ronda emplea dos funciones criptográficas hash únicas, H0 y H1, que generan números enteros en el rango [0,hmax). Por ejemplo, Stellar usa Hi(m) = SHA256(i∥b∥r ∥m), donde b es la instancia SCP general (bloque o número de libro mayor), r es el número de ronda de selección de líder, y hmax = 2256. Dentro una ronda, definimos la prioridad del nodo v como: prioridad(v) = H1(v) Un muñeco de paja sería para que cada nodo eligiera como líder. el nodev con la mayor prioridad (v). Este enfoque funciona bien con porciones de quórum casi idénticas, pero no funciona correctamente Captar la importancia de los nodos en configuraciones desequilibradas. Por ejemplo, si Europa y China aportan cada una 3 nodos para cada quórum, pero China tiene 1000 nodos y Europa 4, entonces China tendrá el nodo de mayor prioridad (99,6%). de la época. Por lo tanto, introducimos una noción de peso de corte, donde peso(u,v) ∈[0, 1] es la fracción de los sectores de quórum del nodo u que contiene el nodo v. Cuando el nodo u selecciona un nuevo líder, sólo considera vecinos, definidos de la siguiente manera: vecinos(u) = { v | H0(v) < hmáx · peso(u,v) } Luego, un nodo comienza con un conjunto vacío de líderes, y en cada round le agrega el nodo v en vecinos(u) con el mayor prioridad (v). Si el conjunto de vecinos está vacío en cualquier ronda, u agrega el nodov con el valor más bajo de H0(v)/peso(u,v).

SCPの正式な検証

設計ミスを排除するために、SCP の安全性を正式に検証しました および liveness プロパティ ([65] を参照)。具体的に検証したところ、 絡み合ったノードは決して意見が一致せず、以下で説明する条件下では、無傷のセットのすべてのメンバーが最終的に決定するということです。興味深いことに、検証の結果、 SCPが生存を保証する条件は微妙ですが、 そして当初考えられていたよりも強力です [68]: 以下で説明するように、 意図せずにタイミングを操作する悪意のあるノード プロトコルから逸脱すると、手動で削除する必要がある場合があります クォーラムスライスから。

SOSP ’19、2019 年 10 月 27 ～ 30 日、カナダ、オンタリオ州ハンツビル ロカバら。 証明された特性がすべての可能な状況に当てはまることを確認するため FBA の構成と実行については、任意のものを考慮します。 任意のローカル構成を持つノードの数。これ これには、結合されていないそのままのセットを含むシナリオや、無限に長い実行が発生する可能性のあるシナリオが含まれます。欠点は、私たちが パラメータ化されたパラメータを検証するという困難な問題に直面しています 無限状態システム。 検証を扱いやすくするために、Ivy [69] と [82] の方法論を使用して、一次ロジック (FOL) で SCP をモデル化しました。 検証プロセスは、帰納的推測を手動で提供することで構成され、その後、それが自動的にチェックされます。 アイビー。 SCP の FOL モデルは、SCP のいくつかの側面を要約しています。 FOL での取り扱いが難しい FBA システム（例: カスケード定理を公理として採用します）ので、次を検証します。 Isabelle/HOL [75] を使用した抽象化の健全性。 FOLで検証問題を表現した後、帰納的不変量を与えることで安全性を検証します。帰納的 不変式は、約 10 個の 1 行の推測で構成されます 150 行のプロトコル仕様。次に、Ivy の線形時間論理で SCP の活性プロパティを指定し、 生存性を安全性まで減らす [80, 81] の生存性を減らす 検証問題から帰納法を見つける問題へ 不変。 SCP の安全性は比較的簡単ですが、 証明してください、SCP の生存に関する議論ははるかに複雑であり、 約 150 の単一行の不変式で構成されます。 生きていることを証明するには、 SCP が終了を保証する前提。私たちは当初、無傷のセットをすべて削除した場合に常に終了すると考えていました。 メンバーはスライス [68] から障害のあるノードを削除しました。しかし、これでは不十分であることが判明しました。 完全ではありません) I can のメンバーのクォーラム内のノード。 障害ノードの影響、完了による終了を防止 投票終了直前に定足数に満たないため、 I のメンバーは、次の投票で x の異なる値を選択します。 したがって、非公式には次のように仮定する必要があります。 I のメンバーのクォーラム内の各ノードは、最終的に次のいずれかを実行します。 タイムリーになるか、十分な期間メッセージをまったく送信しません。実際には、これは、I のメンバーが 条件が整うまでスライスを調整する必要があります。これ この問題は FBA システムに固有のものではありません: Losa et al. [47] 現在 活性が厳密に弱いプロトコルに依存するプロトコル スライスから障害のあるノードを削除する必要がなく、最終的には同期が行われ、最終的にはリーダーが選出されると仮定します。

Verificación formal de SCP

Para eliminar errores de diseño, verificamos formalmente la seguridad de SCP. y propiedades de vida (ver [65]). En concreto, verificamos que los nodos entrelazados nunca están en desacuerdo y que, bajo las condiciones que se analizan más adelante, cada miembro de un conjunto intacto finalmente decide. Curiosamente, la verificación reveló que el Las condiciones bajo las cuales el SCP garantiza la vida son sutiles, y más fuerte de lo que se pensaba inicialmente [68]: como se analiza a continuación, nodos maliciosos que manipulan el tiempo sin otra cosa Es posible que sea necesario desalojar manualmente a aquellos que se desvían del protocolo. de porciones de quórum.

SOSP ’19, 27 al 30 de octubre de 2019, Huntsville, ON, Canadá Lokhava et al. Para garantizar que las propiedades demostradas se mantengan en todos los aspectos posibles. Configuraciones y ejecuciones de Logística de Amazon, consideramos una opción arbitraria. número de nodos con configuraciones locales arbitrarias. esto incluye escenarios con conjuntos intactos desunidos, así como ejecuciones potencialmente infinitamente largas. El inconveniente es que nosotros enfrentar el desafiante problema de verificar un parámetro parametrizado sistema de estados infinitos. Para mantener la verificación manejable, modelamos SCP en lógica de primer orden (FOL) usando Ivy [69] y la metodología de [82]. El proceso de verificación consiste en proporcionar manualmente conjeturas inductivas que luego son verificadas automáticamente por Hiedra. El modelo FOL de SCP resume algunos aspectos de Sistemas FBA que son difíciles de manejar en FOL (por ejemplo, el teorema de la cascada se toma como axioma), por lo que verificamos la solidez de la abstracción usando Isabelle/HOL [75]. Después de expresar el problema de verificación en FOL, verificamos la seguridad proporcionando un invariante inductivo. el inductivo invariante consta de una docena de conjeturas de una sola línea durante aproximadamente 150 líneas de especificación de protocolo. Luego especificamos las propiedades de vida de SCP en la Lógica Temporal Lineal de Ivy y usamos el vida a la reducción de seguridad de [80, 81] para reducir la vida problema de verificación al problema de encontrar un inductivo invariante. Si bien la seguridad de SCP es relativamente sencilla de demostrar, el argumento de la vida de SCP es mucho más complejo y consta de alrededor de 150 invariantes de una sola línea. Demostrar vivacidad requería una formalización precisa de la supuestos bajo los cuales SCP garantiza la terminación. Inicialmente pensamos que un conjunto intacto siempre lo terminaría si todos Los miembros eliminaron nodos defectuosos de sus sectores [68]. Sin embargo, esto resultó ser insuficiente: un hombre bien educado (pero no intacto) nodo en un quórum de un miembro de Puedo, bajo el influencia de nodos defectuosos, evite la terminación completando un quórum justo antes del final de la votación, provocando así Los miembros de I elegirán diferentes valores de x en la próxima votación. Por lo tanto, debemos suponer además que, informalmente, cada nodo en un quórum de un miembro de I eventualmente se vuelve oportuno o no envía ningún mensaje durante un período de tiempo suficiente. En la práctica, esto significa que los miembros de I may necesitan ajustar sus rebanadas hasta que la condición se mantenga. esto El problema no es inherente a los sistemas Logística de Amazon: Losa et al. [47] presente un protocolo cuya vida depende de los estrictamente más débiles suposiciones de una eventual sincronía y una eventual elección de líder, sin la necesidad de eliminar los nodos defectuosos de los cortes.

決済ネットワーク

このセクションでは、SCP 上に複製されたステート マシン [88] として実装された Stellar の支払いネットワークについて説明します。 5.1 台帳モデル Stellar の台帳は、アカウントの抽象化を中心に設計されています ( よりコイン中心の未使用トランザクション出力とは対照的です または Bitcoin の UTXO モデル)。台帳の内容は次のもので構成されます。 アカウント、トラストライン、 オファー、およびアカウントデータ。 アカウントは、資産を所有および発行する主体です。それぞれ アカウントは公開キーによって名前が付けられます。デフォルトでは、対応する秘密キーでアカウントのトランザクションに署名できます。 ただし、アカウントを再構成して、他の署名者を追加し、アカウントに名前を付けるキーの認証を解除することはできます。 複数の署名者を必要とする「multisig」オプション。各アカウント シーケンス番号 (トランザクションに含まれる) も含まれます。 リプレイを防ぐため）、いくつかのフラグ、および「ネイティブ」のバランス XLM と呼ばれる、事前に採掘された仮想通貨で、被害を軽減することを目的としています。 一部のサービス拒否攻撃を防止し、市場形成を促進します 中立通貨として。 トラストラインは、発行された資産の所有権を追跡します。 発行アカウントと短いアカウントからなるペアで名前が付けられます。 資産コード (例: 「USD」または「EUR」)。各トラストラインは次のように指定します 口座、資産、その資産の口座残高、 それを超えると残高が上昇できない制限と、いくつかのフラグ。 アカウントは、次の方法で資産の保有に明示的に同意する必要があります。 トラストラインを作成し、スパマーのサドルを防止します 不要な資産を含むアカウント。 顧客確認 (KYC) 規制により、多くの金融機関は誰の預金を保有しているかを把握する必要があります。 たとえば写真付き身分証明書を確認することによって。準拠するために、発行者は設定できます アカウントにオプションの auth_reqired フラグを設定し、発行するアセットの所有権を承認されたアカウントに制限します。 このような認可を与えるために、発行者は認可された権限を設定します。 顧客のトラストラインにフラグを立てます。 オファーはアカウントの取引意欲に対応します 特定の資産の一定量を、特定の時点で別の資産に割り当てる 注文簿上の価格。それらは自動的に照合され、 買値と売値がクロスすると約定します。最後に、アカウント データはアカウント、キー、値の 3 つの組み合わせで構成され、アカウント所有者が許可します。 小さなメタデータ値を公開します。 台帳スパムを防ぐために、最小 XLM 残高があり、 予備と呼ばれます。アカウントの準備金は毎回増加します 関連する元帳エントリと元帳エントリが減少すると減少します 消える（注文が約定またはキャンセルされたとき、または注文が完了したときなど） トラストラインは削除されます）。現在、リザーブは 0.5 XLM 増加します 台帳エントリごとに (〜$0.03)。予備力とは関係なく、 アカウントを削除することで、アカウントの価値全体を取り戻すことが可能 AccountMerge オペレーションを使用してこれを実行します。 図 3 に示すレジャー ヘッダーには、グローバル属性が保存されます。 元帳番号、毎の準備金残高などのパラメータ 元帳エントリ、前の元帳ヘッダーの hash (実際には スキップリストを形成するいくつかの hashes)、SCP 出力には以下が含まれます この台帳に適用された新しいトランザクションの hash、 の hash それらのトランザクションの結果 (例: トランザクションの成功または失敗) それぞれ）、およびすべての台帳エントリのスナップショット hash。 スナップショット hash には元帳のすべての内容が含まれているため、 validator は、トランザクションを検証するために履歴を保持する必要はありません。 ただし、予想される数億件にスケールするには アカウントの場合、すべての台帳エントリ テーブルをhash 再設定することはできません。 帳簿を閉じます。また、台帳を移転することは現実的ではありませんStellar による高速かつ安全なグローバル支払い SOSP ’19、2019 年 10 月 27 ～ 30 日、カナダ、オンタリオ州ハンツビル 元帳番号 = 4 H(前のHDR) SCP出力 H(結果) H∗(スナップショット) ... ヘッダー 元帳番号 = 5 H(前のHDR) SCP出力 H(結果) H∗(スナップショット) ... ヘッダー 。 。 。 図 3. 元帳の内容。 H は SHA-256 ですが、H ∗ は H の階層的または再帰的適用を表します。 SCP 出力 前のヘッダー hash にも依存します。 アカウントの作成 新しい口座元帳エントリを作成して資金を投入する アカウントマージ 勘定科目元帳エントリの削除 オプションの設定 アカウントフラグと署名者を変更する お支払い 特定の量の資産を宛先に支払います。アカウント。 パス支払い Payment と同様ですが、別の資産で支払います (上 制限する);最大 5 つの中間資産を指定します オファーの管理 オファー台帳エントリの作成/削除/変更、 -パッシブオファー ゼロスプレッドを可能にするパッシブバリアントを使用 データの管理 アカウントの作成/削除/変更。データ台帳の入力 チェンジトラスト トラストラインの作成/削除/変更 信頼を許可する トラストラインで承認済みフラグを設定またはクリアする バンプシーケンス シーケンスを増加します。アカウントの番号 図 4. 主な台帳操作 ノードが切断されるたびにそのサイズの ネットワークが長すぎます。したがって、スナップショット hash は次のようになります。 hashing と状態調整の両方を最適化するように設計されています。 具体的には、スナップショットは台帳エントリを時間ごとに階層化します。 指数関数的にサイズが大きいコンテナのセットにおける最後の変更の内容 バケットと呼ばれます。バケットの集合はバケットと呼ばれます リストであり、ログ構造のマージツリーとある程度の類似点があります。 (LSM ツリー) [77]。バケット リストはトランザクション処理中に読み取られません (セクション 5.4 を参照)。したがって、特定のデザイン LSM ツリーの側面を緩和することができます。特にランダム キーによるアクセスは必要なく、バケットは読み取られるだけです レベルの結合の一部として順次。バケットのハッシュ化 リストは、マージされる各バケットを hash し、バケット hashes (小さい、 元帳が閉じるたびに参照の固定インデックス hashes)。切断後にバケット リストを調整するにはダウンロードが必要です バケットのみが異なります。 5.2 トランザクションモデル トランザクションは、ソースアカウント、有効性基準、 メモ、および 1 つ以上の操作のリスト。図 4 に、利用可能な操作を示します。各操作にはソース アカウントがあり、 デフォルトはトランザクション全体のデフォルトです。トランザクションは次のことを行う必要があります すべてのソースアカウントに対応するキーで署名されること 手術。マルチシグアカウントではより高度な署名が必要になる場合があります 一部の操作 (SetOptions など) の重み以下 他のもの (AllowTrust など)。 トランザクションはアトミックです。いずれかの操作が失敗した場合、いずれの操作も失敗しません。 彼らは実行します。これにより、多方向の取引が簡素化されます。仮に 発行者は土地権利書を表す資産を作成し、ユーザー A 小さな土地区画と10,000ドルを交換したい B が所有するより大きな土地区画。2 人のユーザーは両方とも署名できます。 3 つの操作を含む 1 つのトランザクション: 2 つのランド 支払いと1ドルの支払い。 トランザクションの主な有効性基準はシーケンス番号であり、これはトランザクションのシーケンス番号より 1 大きい必要があります。 ソースアカウント元帳エントリ。有効なトランザクションの実行 (成功したかどうかに関係なく) シーケンス番号がインクリメントされ、再生が防止されます。初期シーケンス番号には元帳が含まれます 削除した後でも再生を防ぐための上位ビットの数値 そしてアカウントを再作成します。 もう 1 つの有効性基準は、次の場合に関するオプションの制限です。 トランザクションを実行できます。土地とドルへの回帰 上記のスワップでは、A が B より先にトランザクションに署名した場合、A は署名できない可能性があります B が提出する前に 1 年間取引を続けてほしい そのため、トランザクションを無効にする時間制限が設けられる可能性があります 数日後。マルチシグアカウントも設定可能 hash プレイメージの暴露に署名の重要性を与えるため、 これと時間制限を組み合わせることで、アトミックなクロスチェーン取引 [1] が可能になります。 トランザクションのソースアカウントは、XLM でわずかな手数料を支払います。 輻輳がない場合は 10−5 XLM。混雑時には、 運営コストはオランダのオークションによって設定されます。バリデーターは validator は類似しているため、料金による補償はありません マイナーではなく、Bitcoin フルノードに。 XLMを破壊するのではなく、 料金は再利用され、投票によって比例配分されます。 既存の XLM ホルダー、振り返ってみると、 複雑さの価値はありませんでした。 5.3 コンセンサス値 各台帳について、Stellar は SCP を使用してデータ構造に同意します 3 つのフィールド: トランザクション セット hash (hash を含む) 前の元帳ヘッダーの）、終了時間、d アップグレード。 複数の値がノミネートされていることが確認された場合、Stellar はかかります 最も多くの操作を含むトランザクション セット (関係を破る) 合計手数料、次にトランザクション セット hash)、すべての和集合 アップグレード、および最高の終了時間。閉店時間はあくまで 最後の元帳の終了時刻と次の時刻の間の場合に有効です。 存在するため、ノードは無効な時間を指定しません。 アップグレードでは、リザーブ残高、最低運用料金、プロトコル バージョンなどのグローバル パラメーターが調整されます。いつ 指名中に組み合わせた場合、高い料金とプロトコルのバージョン番号が低い料金とプロトコルのバージョン番号に優先します。アップグレードは、連合投票による争奪スペース [34] を通じてガバナンスに影響を与えますが、どちらでもありません 平等主義でも中央集権主義でもありません。各 validator は次のように構成されます 応じて、統治または非統治（デフォルト）のいずれか 運営者がガバナンスに参加したいかどうか。 validator を管理する場合は、次の 3 種類のアップグレードを検討します。 望ましい、有効、および無効 (validator に含まれないもの)

SOSP ’19、2019 年 10 月 27 ～ 30 日、カナダ、オンタリオ州ハンツビル ロカバら。 validator コア 地平線 FS DB DB 提出する クライアント クライアント その他のvalidator 図 5. Stellar validator アーキテクチャ 実装方法を知っています）。必要なアップグレードは次のように構成されています 特定の時間にトリガーし、相互に調整することを目的としています。 オペレーター。統治ノードは常に投票して希望するノードを指名します アップグレード、受け入れますが、有効なアップグレードを推薦するために投票はしません (つまり、ブロッキング定足数に従う)、決して投票しないでください。 または無効なアップグレードを受け入れます。非政府validatorのエコー 有効なアップグレードに対する投票、つまり本質的に委任 アップグレードを選択する人がどのようなアップグレードを希望するかについての決定 ガバナンスの役割のために。 5.4 実装 図 5 は、Stellar の validator アーキテクチャを示しています。デーモン stellar-core (約 92k 行の C++、サードパーティ ライブラリを除く) と呼ばれる SCP プロトコルと複製されたステート マシンを実装します。 SCP の値を生成するには、多数の台帳エントリを小さな暗号化に削減する必要があります。 hashes。対照的に、トランザクションの検証と実行 アカウントの状態と注文の照合を検索する必要があります。 最高の価格。両方の機能を効率的に提供するには、ステラコア 台帳の 2 つの表現を保持します。1 つはバケット リストを含む外部表現で、バイナリ ファイルとして保存されます。 効率的に更新し、段階的に再hashすることができます。 SQL データベースの内部表現 (PostgreSQL) 実稼働ノードの場合)。 Stellar-core は、次の内容を含む書き込み専用の履歴アーカイブを作成します。 確認された各トランザクションセットとそのスナップショット バケツ。アーカイブにより、新しいノードが自らブートストラップできるようになります ネットワークに参加するとき。台帳の記録も提供します 歴史 - 歴史を調べることができる場所が必要です ２年前の取引です。履歴は追加専用なので アクセス頻度が低いため、安価な場所に保管できます Amazon Glacier または保存できるサービスなど フラット ファイルを取得します。バリデーターホストは通常、ホストをホストしません。 検証への影響を避けるために独自のアーカイブを作成する 配信履歴からのパフォーマンス。 Stellar-Core をシンプルに保つため、使用することは意図されていません。 アプリケーションによって直接実行され、新しいトランザクションを送信するための非常に狭いインターフェイスのみが公開されます。サポートする クライアントでは、ほとんどの validator が Horizon と呼ばれるデーモンを実行します (〜18k Go の行) を送信するための HTTP インターフェイスを提供します そして取引の学習。 Horizon には読み取り専用アクセス権があります stellar-core の SQL データベース、ホライズンのリスクを最小限に抑える 不安定化する恒星の核。支払い経路検索などの機能はすべて Horizon 内に実装されており、アップグレード可能です 他のvalidatorと調整せずに一方的に。 いくつかのオプションの上位層デーモンがクライアントとなり、エコシステムを完成させます。ブリッジサーバーにより、 Stellar と既存のシステムの統合 (例: 特定のアカウントで受け取ったすべての支払いの通知を投稿する)。あ コンプライアンス サーバーは金融機関にフックを提供します。 送金者と受取人の情報を交換し、承認する 支払いに関して、制裁リストの順守のために。最後に、 フェデレーション サーバーは人間が判読できる名前を実装します。 アカウントのシステム。 6 導入経験 Stellar は数年間で中程度の状態に成長しました 適度に信頼できるフルノードオペレーターの数。ただし、 ノードの構成は、活性を維持するようなものでした（ただし、 安全性) 私たち、Stellar 開発財団に依存していました (自衛隊); SDF が突然失踪した場合、他のノード運営者は 介入して手動で私たちを削除する必要があったでしょう ネットワークを継続するにはクォーラム スライスから削除します。 私たちや他の多くの人々は、SDF の組織的重要性を軽減したいと考えていますが、この目標はその後、ますます優先されるようになりました。 研究者 [58] は、安全性とリスクを区別することなく、ネットワークの集中化を定量化し、公表しました。 活気。多くの通信事業者は積極的な設定調整に対応し、主に通信事業者のサイズを拡大しました。 SDF の重要性を薄めるために定足数を削減する。皮肉なことに、これは生命へのリスクを増大させるだけでした。 2 つの問題が状況を悪化させました。まずは人気の サードパーティの Stellar 監視ツール [5] が体系的に 実際に検証していないため、validator 稼働時間を過大評価しています その恒星コアが稼働していました。これにより、人々は次のことを含めるようになります クォーラム スライス内の信頼性の低いノード。 2番目に、バグです。 ステラコアとは、validator が次の台帳に移動すると、 残りのノードが previ を完了するのに十分に役立ちませんでしたメッセージが失われた場合の台帳。その結果、 ネットワークで 67 分間のダウンタイムが発生し、必要なダウンタイムが発生しました validator 管理者による手動調整で再起動してください。 さらに悪いことに、ネットワークを再起動しようとしているときに、複数のノードで同時に急いで再構成が行われてしまいました。 集団的な構成ミスにより、一部のノードが 分岐すると、それらのノードを手動でシャットダウンする必要があり、 乖離中に受け入れられたトランザクションの再送信。幸いなことに、この相違は発見され、修正されました 迅速に処理され、競合するトランザクションは含まれていませんでしたが、 ネットワークがクォーラム交差を享受できないリスク - 潜在的に矛盾するものを受け入れ続けながら分割する 単に設定ミスによりトランザクションが実行されました この出来事によって、非常に具体的なことが分かりました。 これらの経験を検討すると、2 つの主要な結論が得られました。 および対応する是正措置。Stellar による高速かつ安全なグローバル支払い SOSP ’19、2019 年 10 月 27 ～ 30 日、カナダ、オンタリオ州ハンツビル クリティカル、100% 51% 51% 高、67% 51% 中、67% 51% 低い、67% 51% 51% ... ... ... 51% ... 51% 図 6. バリデータの品質階層。最高品質のノード 最高のしきい値 100% が必要ですが、それより低い品質は 67% のしきい値に設定されます。単一内のノード 組織には単純に 51% の過半数が必要です。 6.1 構成の複雑さと脆弱性 Stellar は、クォーラム スライスを、n 個のエントリとしきい値 k で構成されるネストされたクォーラム セットとして表現します。ここで、k 個のエントリのセットはどれも同じです。 クォーラム スライスを構成します。 n 個のエントリはそれぞれ次のいずれかになります。 validator 公開キー、または再帰的に別のクォーラム セット。 柔軟かつコンパクトでありながら、ネストされたクォーラムを実現 セットは同時にノード演算子に柔軟性を与えすぎ、ガイダンスが少なすぎるため、安全でない (または たとえ無意味な構成であっても。グループ化の基準 ノードをセットに分割し、サブセットを階層に編成します。 しきい値の選択についてはすべて明確さが不十分であり、運用上の失敗の一因となっていました。するかどうかは不明 ネストされたセット階層内の「レベル」を信頼のレベルとして扱います。 または組織、またはその両方。現場での多くの構成 危険性を特定することに加えて、これらの概念を混合しました。 または無意味なしきい値。 したがって、より単純な構成メカニズムを追加しました。 これは、ネストされたクォーラム セットの 2 つの側面を分離します: グループ化 ノードを組織ごとにまとめ、各組織に単純な信頼分類 (低、中、高、または クリティカル)。高位以上の組織には、次のことが求められます。 歴史アーカイブを公開します。新しいシステムは、各組織が 51% のしきい値が設定され、組織はセットにグループ化されます 67% または 100% のしきい値 (グループの品質に応じて)。 各グループは、次の (高品質) グループの 1 つのエントリです。 図 6 に示すように、この単純化されたモデルにより、 構造の両方の点で構成ミスが発生する可能性 合成されたネストされたセットと選択されたしきい値の 各セット。 6.2 構成ミスのプロアクティブな検出 第 2 に、悪影響を観察するのを待って集団的な設定ミスを検出するのでは遅すぎることに気づきました。特に、分岐する可能性のある構成ミスに関しては、 停止よりも深刻な障害モード - ネットワークが必要とする 構成ミスを即座に検出できるため、オペレーターは実際に相違が発生する前に構成を元に戻すことができます。 このニーズに対処するために、ノードの推移閉包内のすべてのピアの集合的な構成状態を継続的に収集し、発散の可能性、つまり素性を検出するメカニズムを validator ソフトウェアに組み込みました。 クォーラム - その集合的な構成内。 6.2.1 クォーラム交差のチェック クォーラム スライスを収集するのは簡単ですが、それらの間で互いに素なクォーラムを見つけるのは、NP にとって非常に困難です [62]。ただし、私たちが採用したのは、 一連のアルゴリズムヒューリスティックと大文字小文字の区別ルール Lachowski [62] によって提案された、典型的なインスタンスをチェックする 問題の解決は、 最悪の場合のコスト。実際的に言えば、現在のネットワークは クォーラム スライスの推移的クロージャは 20 ～ 30 程度です ノードを作成し、Lachowski の最適化を使用して、通常は次のチェックを行います。 単一の CPU 上で数秒で完了します。必要が生じた場合 パフォーマンスを向上させるために、検索を並列化する場合があります。 6.2.2 危険な構成のチェック ネットワークが素のクォーラムを許可していることを検出することがステップです 正しい方向に進んでいるが、危険を知らせるのが不快なほど遅い このような重大な問題に対して。理想的には、ネットワークの集合的な設定が行われたときにノード オペレータが警告を受け取るようにしたいと考えています。 単に危険な状態に近づいているだけです。 したがって、クォーラム交差チェッカーを拡張しました。 臨界と呼ばれる状態を検出するには、現在の状態が 集合的な設定は、設定ミスが 1 つあるだけです バラバラな定足数を認める州。重大度を検出するには、 チェッカーは、各組織の構成を、シミュレートされた最悪の構成ミスに繰り返し置き換えます。 結果に対して内部クォーラム交差チェッカーを再実行します。 このような重大な構成ミスが一歩手前に存在する場合 現在の状態から、ソフトウェアは警告を発行し、 組織が構成ミスのリスクを引き起こしていると報告しています。 これらの変更により、オペレーターのコミュニティに 2 つの層が与えられます。 最悪の事態を防ぐための通知と指導 集団的な設定ミス。

Red de pago

Esta sección describe la red de pago de Stellar, implementada como una máquina de estado replicada [88] encima de SCP. 5.1 modelo de libro mayor El libro mayor de Stellar está diseñado en torno a una abstracción de cuenta (en contraste con la producción de transacciones no gastadas más centradas en monedas o UTXO modelo de Bitcoin). El contenido del libro mayor consta de un conjunto de asientos contables de cuatro tipos distintos: cuentas, líneas de confianza, ofertas y datos de la cuenta. Las cuentas son los principales que poseen y emiten activos. cada uno La cuenta recibe el nombre de una clave pública. De forma predeterminada, la clave privada correspondiente puede firmar transacciones para la cuenta. Sin embargo, las cuentas se pueden reconfigurar para agregar otros firmantes y desautorizar la clave que nombra la cuenta, con un Opción “multisig” para requerir múltiples firmantes. cada cuenta también contiene: un número de secuencia (incluido en las transacciones para evitar la repetición), algunas banderas y un equilibrio en un “nativo” criptomoneda preminada llamada XLM, destinada a mitigar algunos ataques de denegación de servicio y facilitar la creación de mercado como moneda neutral. Las líneas fiduciarias rastrean la propiedad de los activos emitidos, que son nombrado por un par que consta de la cuenta emisora y una cuenta corta código de activo (por ejemplo, “USD” o “EUR”). Cada línea de confianza especifica una cuenta, un activo, el saldo de la cuenta en ese activo, un límite por encima del cual el saldo no puede aumentar, y algunas banderas. Una cuenta debe dar su consentimiento explícito a mantener un activo mediante creando una línea de confianza, evitando que los spammers ensillaran cuentas con activos no deseados. Las regulaciones de Know-your-customer (KYC) requieren que muchas instituciones financieras sepan de quién son los depósitos que tienen, por ejemplo, comprobando una identificación con fotografía. Para cumplir, los emisores pueden establecer una marca auth_reqired opcional en sus cuentas, restringiendo la propiedad de los activos que emiten a cuentas autorizadas. Para otorgar dicha autorización, el emisor fija un límite autorizado marcar las líneas de confianza de los clientes. Las ofertas corresponden a la voluntad de una cuenta de negociar a una cierta cantidad de un activo particular por otro en un momento dado precio en el libro de pedidos; se emparejan automáticamente y se llena cuando los precios de compra/venta se cruzan. Finalmente, los datos de la cuenta constan de triples de cuenta, clave y valor, lo que permite a los titulares de cuentas para publicar pequeños valores de metadatos. Para evitar el spam en el libro mayor, existe un saldo XLM mínimo, llamada reserva. La reserva de una cuenta aumenta con cada asiento contable asociado y disminuye cuando el asiento contable desaparece (por ejemplo, cuando se completa o cancela una orden, o cuando una se elimina la línea de confianza). Actualmente la reserva crece 0,5 XLM (~$0,03) por asiento del libro mayor. Independientemente de la reserva, es Es posible recuperar el valor total de una cuenta eliminando con una operación AccountMerge. Un encabezado de libro mayor, que se muestra en la Figura 3, almacena atributos globales: un número de libro mayor, parámetros como el saldo de reserva por asiento contable, un hash del encabezado del libro mayor anterior (en realidad varios hashes que forman una lista de omisión), la salida de SCP incluye un hash de nuevas transacciones aplicadas en este libro mayor, un hash de los resultados de esas transacciones (por ejemplo, éxito o fracaso para cada uno) y una instantánea hash de todos los asientos del libro mayor. Debido a que la instantánea hash incluye todo el contenido del libro mayor, validators no necesitan conservar el historial para validar las transacciones. Sin embargo, para escalar a cientos de millones de anticipados cuentas, no podemos rehash todas las tablas de asientos contables en cada cierre del libro mayor. Además, no es práctico transferir un libro mayorPagos globales rápidos y seguros con Stellar SOSP ’19, 27 al 30 de octubre de 2019, Huntsville, ON, Canadá libro mayor # = 4 H(hdr anterior) salida SCP H∗(resultados) H∗(instantánea) ... encabezado libro mayor # = 5 H(hdr anterior) salida SCP H∗(resultados) H∗(instantánea) ... encabezado . . . Figura 3. Contenido del libro mayor. H es SHA-256, mientras que H ∗ representa la aplicación jerárquica o recursiva de H. Salida SCP También depende del encabezado anterior hash. Crear cuenta Crear y financiar un nuevo asiento de cuenta en el libro mayor Fusión de cuentas Eliminar asiento del libro mayor de cuenta Establecer opciones Cambiar indicadores y firmantes de cuentas Pago Pagar una cantidad específica de activo al destino. cuenta RutaPago Como Pago, pero paga en un activo diferente (hasta limitar); especificar hasta 5 activos intermediarios AdministrarOferta Crear/eliminar/cambiar asiento de libro mayor de ofertas, -Oferta Pasiva con variante pasiva para permitir un spread cero Administrar datos Crear/eliminar/cambiar cuenta. entrada de datos en el libro mayor CambiarConfianza Crear/eliminar/cambiar línea de confianza Permitir confianza Establecer o borrar la bandera autorizada en la línea de confianza Secuencia de golpes Aumentar sec. numero en cuenta Figura 4. Operaciones del libro mayor principal de ese tamaño cada vez que un nodo se ha desconectado de la red durante demasiado tiempo. Por lo tanto, la instantánea hash es diseñado para optimizar tanto la hashing como la conciliación estatal. Específicamente, la instantánea estratifica los asientos del libro mayor por tiempo. de la última modificación en un conjunto de contenedores de tamaño exponencial llamados cubos. La colección de cubos se llama cubo. lista, y tiene cierta similitud con los árboles de fusión estructurados logarítmicamente (árboles LSM) [77]. La lista de deseos no se lee durante el procesamiento de transacciones (consulte la Sección 5.4). Por lo tanto, cierto diseño Se pueden relajar algunos aspectos de los árboles LSM. En particular, al azar No se requiere acceso mediante clave y los depósitos solo se leen. secuencialmente como parte de la fusión de niveles. Haciendo el cubo La lista se realiza hashing cada depósito a medida que se fusiona y calculando un nuevo hash acumulativo del depósito hashes (un pequeño, índice fijo de referencia hashes) en cada cierre del libro mayor. Conciliar la lista de deseos después de la desconexión requiere descarga sólo cubos que difieren. 5.2 Modelo de transacción Una transacción consta de una cuenta fuente, criterios de validez, una memorándum y una lista de una o más operaciones. La Figura 4 enumera las operaciones disponibles. Cada operación tiene una cuenta fuente, que por defecto es el de la transacción global. Una transacción debe estar firmado por claves correspondientes a cada cuenta de origen en una operación. Las cuentas multifirma pueden requerir una firma más alta peso para algunas operaciones (como SetOptions) y menor para otros (como AllowTrust). Las transacciones son atómicas: si alguna operación falla, ninguna de ellas ellos ejecutan. Esto simplifica los acuerdos multidireccionales. Supongamos que un El emisor crea un activo para representar títulos de propiedad y el usuario A. quiere cambiar una pequeña parcela de tierra más $10,000 por una parcela de tierra más grande propiedad de B. Los dos usuarios pueden firmar una única transacción que contiene tres operaciones: dos terrenos Pagos y pago de un dólar. El principal criterio de validez de una transacción es su número de secuencia, que debe ser uno mayor que el de la transacción. asiento contable de la cuenta fuente. Ejecutar una transacción válida (con éxito o no) incrementa el número de secuencia, evitando la repetición. Los números de secuencia iniciales contienen el libro mayor. número en los bits altos para evitar la reproducción incluso después de eliminar y volver a crear una cuenta. El otro criterio de validez es un límite opcional sobre cuándo se puede ejecutar una transacción. Volviendo a la tierra y al dólar intercambio anterior, si A firma la transacción antes que B, A no puede quiere que B se quede sentado en la transacción durante un año antes de presentarla ello, y por lo tanto podría imponer un límite de tiempo que invalida la transacción después de unos días. También se pueden configurar cuentas multifirma para dar peso de firma a la revelación de una preimagen hash, que, combinado con límites de tiempo, permite el comercio atómico entre cadenas [1]. La cuenta fuente de una transacción paga una tarifa trivial en XLM, 10-5 XLM a menos que haya congestión. En condiciones de congestión, el El coste de las operaciones se fija en una subasta holandesa. Los validadores son no compensado por tarifas porque los validators son análogos a Bitcoin nodos completos, no mineros. En lugar de destruir XLM, las tarifas se reciclan y distribuyen proporcionalmente mediante el voto de titulares de XLM existentes, que en retrospectiva podrían o podrían No habría valido la pena la complejidad. 5.3 Valores de consenso Para cada libro mayor, Stellar utiliza SCP para acordar una estructura de datos con tres campos: un conjunto de transacciones hash (incluido un hash del encabezado del libro mayor anterior), una hora de cierre, unaactualizaciones. Cuando se confirma la nominación de varios valores, Stellar toma el conjunto de transacciones con más operaciones (rompiendo lazos por tarifas totales, luego conjunto de transacciones hash), la unión de todos actualizaciones y el tiempo de cierre más alto. Un tiempo cercano es sólo válido si es entre la hora de cierre del último libro mayor y la presente, por lo que los nodos no nominan tiempos no válidos. Las actualizaciones ajustan parámetros globales como el saldo de reserva, la tarifa mínima de operación y la versión del protocolo. cuando combinados durante la nominación, las tarifas más altas y los números de versión del protocolo reemplazan a los más bajos. Las actualizaciones afectan la gobernanza a través de un espacio de disputa de votación federada [34], ninguno de los dos igualitario ni centralizado. Cada validator está configurado como ya sea gobernante o no gubernamental (el valor predeterminado), según a si su operador quiere participar en la gobernanza. Los validator que gobiernan consideran tres tipos de actualización: deseado, válido e inválido (cualquier cosa que el validator no

SOSP ’19, 27 al 30 de octubre de 2019, Huntsville, ON, Canadá Lokhava et al. validator núcleo horizonte FS DB DB enviar cliente cliente otros validators Figura 5. Arquitectura Stellar validator saber implementar). Las actualizaciones deseadas se configuran para desencadenar en un momento específico, destinado a ser coordinado entre operadores. Los nodos gobernantes siempre votan para nominar a los candidatos deseados. actualizaciones, acepte pero no vote para nominar actualizaciones válidas (es decir, aceptar un quórum de bloqueo) y nunca votar por o aceptar actualizaciones no válidas. Eco no gubernamental de validators cualquier voto que vean para una actualización válida, esencialmente delegando la decisión sobre qué actualizaciones se desean para aquellos que optan para un rol de gobernanza. 5.4 Implementación La Figura 5 muestra la arquitectura validator de Stellar. un demonio llamado stellar-core (~92k líneas de C++, sin contar bibliotecas de terceros) implementa el protocolo SCP y la máquina de estado replicada. Producir valores para SCP requiere reducir un gran número de entradas del libro mayor a pequeños valores criptográficos. hashes. Por el contrario, la validación y ejecución de transacciones requiere buscar el estado de la cuenta y la correspondencia de pedidos en el mejor precio. Para cumplir ambas funciones de manera eficiente, stellar-core mantiene dos representaciones del libro mayor: una representación externa que contiene la lista de deseos, almacenada como archivos binarios que se puede actualizar de manera eficiente y modificar incrementalmentehash, y una representación interna en una base de datos SQL (PostgreSQL para nodos de producción). Stellar-core crea un archivo histórico de solo escritura que contiene cada conjunto de transacciones que se confirmó y instantáneas de cubos. El archivo permite que los nuevos nodos se inicien solos al unirse a la red. También proporciona un registro del libro mayor. historia: es necesario que haya algún lugar donde se pueda buscar una transacción de hace dos años. Dado que el historial es solo para agregar y se accede con poca frecuencia, se puede guardar en lugares baratos como Amazon Glacier o cualquier servicio que permita almacenar y recuperar archivos planos. Los hosts validadores normalmente no alojan sus propios archivos para evitar cualquier impacto en la validación desempeño de la historia del servicio. Para mantener simple el núcleo estelar, no está diseñado para ser utilizado directamente por las aplicaciones y expone sólo una interfaz muy estrecha para el envío de nuevas transacciones. para apoyar clientes, la mayoría de los validator ejecutan un demonio llamado horizonte (∼18k líneas de Go) que proporciona una interfaz HTTP para enviar y aprendizaje de transacciones. horizonte tiene acceso de sólo lectura a base de datos SQL de stellar-core, minimizando el riesgo de horizonte núcleo estelar desestabilizador. Funciones como la búsqueda de rutas de pago se implementan completamente en el horizonte y se pueden actualizar unilateralmente sin coordinarse con otros validators. Varios demonios opcionales de capa superior son clientes del horizonte, completando el ecosistema. Un servidor puente facilita integración de Stellar con sistemas existentes, por ejemplo, publicación de notificaciones de todos los pagos recibidos por una cuenta específica. un El servidor de cumplimiento proporciona ganchos para que las instituciones financieras intercambiar y aprobar información del remitente y del beneficiario sobre pagos, para el cumplimiento de listas de sanciones. Finalmente, un servidor de federación implementa un nombre legible por humanos sistema de cuentas. 6 Experiencia de implementación Stellar creció durante varios años hasta convertirse en un estado con una moderada número de operadores de nodo completo razonablemente confiables. Sin embargo, Las configuraciones de los nodos eran tales que la vida (aunque no seguridad) dependía de nosotros, la Fundación para el Desarrollo Stellar (FDS); Si SDF hubiera desaparecido repentinamente, otros operadores de nodos Habría sido necesario intervenir y eliminarnos manualmente. de porciones de quórum para que la red continúe. Si bien nosotros y muchos otros queremos reducir la importancia sistémica del SDF, este objetivo recibió una prioridad cada vez mayor después de Los investigadores [58] cuantificaron y dieron a conocer la centralización de la red sin diferenciar los riesgos para la seguridad y vivacidad. Varios operadores reaccionaron con ajustes activos de configuración, principalmente aumentando el tamaño de su divisiones de quórum en un esfuerzo por diluir la importancia del SDF; Irónicamente, esto sólo aumentó el riesgo para la vida. Dos problemas agravaron la situación. Primero, un popular herramienta de monitoreo de terceros Stellar [5] fue sistemáticamente sobreestimar el tiempo de actividad de validator al no verificarlo ese núcleo estelar estaba funcionando; esto lleva a la gente a incluir nodos poco confiables en sus sectores de quórum. En segundo lugar, un error en núcleo estelar significaba que una vez que un validator se movía al siguiente libro mayor, no ayudó adecuadamente a los nodos restantes a completar el proceso anteriorlibro mayor en caso de pérdida de mensajes. Como resultado, el La red experimentó 67 minutos de inactividad y requirió coordinación manual por parte de validator administradores para reiniciar. Peor aún, al intentar reiniciar la red, se produjeron reconfiguraciones apresuradas simultáneas en varios nodos. en una mala configuración colectiva que permitió que algunos nodos divergen, lo que requiere un apagado manual de esos nodos y nueva presentación de las transacciones aceptadas durante la divergencia. Afortunadamente, esta divergencia fue detectada y corregida. rápidamente y no contenía transacciones conflictivas, pero el riesgo de que la red no pueda disfrutar de la intersección del quórum: dividiéndose mientras se continúa aceptando situaciones potencialmente conflictivas. transacciones, simplemente debido a una mala configuración, se realizó muy concreto por este incidente. La revisión de estas experiencias llevó a dos conclusiones principales. y las acciones correctivas correspondientes.Pagos globales rápidos y seguros con Stellar SOSP ’19, 27 al 30 de octubre de 2019, Huntsville, ON, Canadá Crítico, 100% 51% 51% Alto, 67% 51% Medio, 67% 51% Bajo, 67% 51% 51% ... ... ... 51% ... 51% Figura 6. Jerarquía de calidad del validador. Nodos de la más alta calidad requieren el umbral más alto del 100%, mientras que las calidades más bajas están configuradas con un umbral del 67%. Nodos dentro de un solo organización requiere una mayoría simple del 51%. 6.1 Complejidad y fragilidad de la configuración. Stellar expresa sectores de quórum como conjuntos de quórum anidados que constan de n entradas y un umbral k donde cualquier conjunto de k entradas constituye una porción de quórum. Cada una de las n entradas entonces es una clave pública validator o, de forma recursiva, otro conjunto de quórum. Aunque flexibles y compactos, implementamos el quórum anidado conjuntos simultáneamente brindaban a los operadores de nodos demasiada flexibilidad y muy poca orientación: era fácil escribir datos inseguros (o incluso configuraciones sin sentido). Los criterios para agrupar nodos en conjuntos, para organizar subconjuntos en una jerarquía, y para elegir los umbrales no fueron suficientemente claros y contribuyeron a fallos operativos. No estaba claro si tratar un "nivel" en la jerarquía de conjuntos anidados como un nivel de confianza, o una organización, o ambos; muchas configuraciones en el campo mezcló estos conceptos, además de especificar peligros o umbrales sin sentido. Por lo tanto, agregamos un mecanismo de configuración más simple. que separa dos aspectos de los conjuntos de quórum anidados: agrupación nodos juntos por organización y etiquetando cada organización con una clasificación de confianza simple (baja, media, alta o crítico). Las organizaciones en niveles superiores y superiores deben publicar archivos de historia. El nuevo sistema sintetiza conjuntos de quórum anidados en los que cada organización está representada como un Se establece un umbral del 51 % y las organizaciones se agrupan en conjuntos con umbrales del 67% o 100% (dependiendo de la calidad del grupo). Cada grupo es una entrada única en el siguiente grupo (de mayor calidad), como se ilustra en la Figura 6. Este modelo simplificado reduce la probabilidad de una mala configuración, tanto en términos de la estructura de los conjuntos anidados sintetizados y los umbrales elegidos para cada conjunto. 6.2 Detección proactiva de errores de configuración En segundo lugar, nos dimos cuenta de que detectar la mala configuración colectiva esperando a observar sus efectos negativos es demasiado tarde. Especialmente con respecto a configuraciones erróneas que pueden divergir: un modo de falla más grave que detenerse: la red necesita para poder detectar errores de configuración inmediatamente para que los operadores puedan revertirlos antes de que ocurra cualquier divergencia. Para abordar esta necesidad, construimos un mecanismo en el software validator que recopila continuamente el estado de configuración colectiva de todos los pares en el cierre transitivo del nodo y detecta el potencial de divergencia, es decir, disjuntos. quórums, dentro de esa configuración colectiva. 6.2.1 Comprobando la intersección del quórum Si bien reunir porciones de quórum es fácil, encontrar quórums disjuntos entre ellas es co-NP-difícil [62]. Sin embargo, adoptamos un conjunto de heurísticas algorítmicas y reglas de eliminación de casos propuesto por Lachowski [62] que verifica casos típicos del problema varios órdenes de magnitud más rápido que el costo en el peor de los casos. En la práctica, la red actual Los cierres transitivos de sectores de quórum son del orden de 20 a 30. nodos y, con las optimizaciones de Lachowski, normalmente verifica en cuestión de segundos en una sola CPU. Si surge la necesidad Para mejorar el rendimiento, podemos paralelizar la búsqueda. 6.2.2 Comprobando configuraciones riesgosas Detectar que la red admite quórums disjuntos es un paso en la dirección correcta, pero advierte el peligro incómodamente tarde para un tema tan crítico. Idealmente, queremos que los operadores de nodos reciban advertencias cuando la configuración colectiva de la red simplemente se está acercando a un estado de riesgo. Por lo tanto, ampliamos el verificador de intersección de quórum para detectar una condición que llamamos criticidad: cuando la corriente La configuración colectiva está a una mala configuración de un estado que admite quórumes disjuntos. Para detectar la criticidad, el verificador reemplaza repetidamente la configuración de cada organización con una configuración incorrecta simulada en el peor de los casos, luego Vuelve a ejecutar el verificador de intersección del quórum interno en el resultado. Si existe algún error de configuración crítico, a un paso de distancia desde el estado actual, el software emite una advertencia y informa que la organización presenta un riesgo de configuración incorrecta. Estos cambios dan a la comunidad de operadores dos capas de aviso y orientación para aislarse contra las peores formas de una mala configuración colectiva.

評価

Stellar network quorum slice map showing validator nodes and their bidirectional dependencies

Stellar のグローバルな支払いとしての適性を理解するため、 取引ネットワーク、パブリック ネットワークの状態を評価しました そして私的な実験で管理された実験を実行しました ネットワーク。私たちは次の質問に焦点を当てました。 • 実稼働ネットワーク トポロジはどのようなものですか? ブロードキャストされるメッセージの平均数、および SCP はどのようにタイムアウトを経験しますか? • コンセンサスと台帳の更新の遅延はアカウントの数に依存しませんか?SOSP ’19、2019 年 10 月 27 ～ 30 日、カナダ、オンタリオ州ハンツビル ロカバら。 • (a) 1 秒あたりのトランザクション (したがって、1 あたりのトランザクション数) の増加によってレイテンシはどのような影響を受けるか 台帳)、および (b) validator ノードの数? • CPU の観点から見たノードの実行コストはいくらですか。 メモリとネットワーク帯域幅は? 決済ネットワークは他のものと比べて取引率が低い 他のタイプの分散システムへ。先頭のblockchain、 Bitcoin および Ethereum、最大 15 トランザクション/秒を確認します。 Stellar 未満。さらに、これらのシステムは、 プルーフ・オブ・ワークではいくつかのブロックがマイニングされるのを待つ必要があるため、トランザクションを安全に確認するには 1 時間かかります。の blockchain 以外の SWIFT ネットワークでは、ピーク日 [14] には 1 秒あたり平均 420 トランザクションしかありませんでした。そこで私たちが選んだのは、 測定値を 5 秒の目標と比較するため 元帳間隔、より積極的な目標。私たちの結果は次のことを示しています レイテンシはこの制限を快適に下回っています。 いくつかの未実装の最適化がまだパイプラインにあります。 7.1 アンカー 取引量で上位の資産には通貨が含まれます (例: 3 USD アンカー、2 CNY)、Bitcoin アンカー、不動産担保証券 token [92]、およびアプリ内通貨 [8]。アンカーが異なれば、ポリシーも異なります。たとえば、1 つの USD アンカー、 Stronghold、auth_reqired を設定し、顧客を保持するすべてのアカウントに対して顧客確認 (KYC) プロセスを要求します。 資産。もう 1 つの AnchorUSD は、誰でも受け取って取引できます 彼らの米ドル（文字通り0.50ドルをメキシコに送金することが可能になります） 5 秒で 0.000001 ドルの手数料がかかります）。ただし、アンカーUSD USDの購入または引き換えにはKYCと手数料が必要です 従来の電信送金を使用します。フィリピンでは、 Coins.ph の入金に対する銀行の規制は緩い 任意の ATM マシン [36] での PHP のキャッシュアウトをサポートします。前述のセキュリティ token とアプリ内通貨に加えて、次のようなさまざまな非通貨 token があります。 商業債券 [22] および炭素クレジット [85、96] からその他 協力を促す token などの難解な資産 車の差し押さえ [35]。 7.2 パブリックネットワーク この記事の執筆時点では、126 個のアクティブなフル ノードがあり、そのうち 66 個は 投票メッセージに署名してコンセンサスに参加します。図7 ([5] によって生成) は、ネットワークを視覚化します。 一方が他方のクォーラム スライスに存在する場合は 2 つのノード、もう一方のクォーラム スライスに存在する場合は 2 つのノード 濃い青の線は双方向の依存性を示します。で センターは、17 の事実上の「ティア 1 validators」からなるクラスターであり、以下によって運営されています。 SDF、SatoshiPay、LOBSTR、COINQVEST、および Keybase。 4 か月前、第 6 節の出来事が起こる前に、 システム的に重要なノードは 15 個あり、そのうち 3 個は一見したところからのノードでした 第一層の組織といくつかのランダムなシングルトン。の グラフもかなり規則性が欠けているように見えました。したがって、新しい構成メカニズムおよび/またはより適切なオペレーターの決定が必要と思われます。 より健全なネットワーク トポロジに貢献します。なし 莫大な資金力（そしてそれに対応する株主） 図 7. クォーラム スライス マップ 義務）、ティア1を5人採用するのは困難だったでしょう ただし、組織は最初からそうなっています。これは定足数を示唆しています スライスはネットワーク ブートストラップで便利な役割を果たします。誰でも実行できます。 重要なプレーヤーになるという目標を持って参加するため、 ペアごとの合意の門番は存在しません。 現在、台帳には 330 万を超えるアカウントがあります。終わった 最近 24 時間で、Stellar のトランザクションは平均 4.5 件で、 1 秒あたり 15.7 回の操作。最近の台帳を確認すると、ほとんどの場合、 トランザクションには単一の操作があるように見えますが、数回ごとに 台帳では、多くの操作を含むトランザクションが見られます。 オファーを管理するマーケットメーカーから来ているようです。の 合意形成と台帳の更新にかかる平均時間は それぞれ1061ミリ秒と46ミリ秒。 99 パーセンタイルは次のとおりです。 2252 ミリ秒と 142 ミリ秒 (前者は 1 秒のタイムアウトを反映) 指名リーダーの選択において）。 SCP のパフォーマンスは次のとおりです。 SCP 以来、1 秒あたりのトランザクションにほとんど依存しません。 任意の多数のトランザクションの hash に同意します。ボトルネックは候補の伝播によって発生する可能性が高くなります 指名、実行、検証中のトランザクション トランザクションとバケットのマージ。まだ必要ありません 複数の CPU コアまたはディスク ドライブ上で Stellar-core のトランザクション処理を並列化します。 また、ブロードキャストされた SCP メッセージの数も評価しました。 本番ネットワーク上で。通常のシングルの場合 リーダーが価値を指名するために選出された場合、私たちは 7 つの論理的価値を期待します ブロードキャストされるメッセージ: 投票して承認する 2 つのメッセージ のみnate ステートメント、受け入れて確認する 2 つのメッセージ 準備ステートメント、受け入れと確認のための 2 つのメッセージ commit ステートメント、そして最後に externalize メッセージ (敗者を支援するために新しい台帳をディスクにコミットした後に送信されます) 追いつきます）。実装はコミット確認を組み合わせます そしてメッセージを最適化として外部化します。 コミット後に値を安全に外部化できます。次に、本番環境 Stellar validator で収集されたメトリクスを分析します。終わった 68 時間にわたって、1 秒あたり 1.3 メッセージが送信されました。 台帳あたりのメッセージは平均して 6 ～ 7 件です。合計は

Stellar による高速かつ安全なグローバル支払い SOSP ’19、2019 年 10 月 27 ～ 30 日、カナダ、オンタリオ州ハンツビル パーセンタイル タイムアウト数 指名 投票 75% 0 0 99% 1 0 マックス 4 1 図 8. 68 時間にわたるレジャーごとのタイムアウト validators によってブロードキャストされるメッセージの数は大きくなります。 フェデレーテッド投票メッセージに加えて、ノードはブロードキャストも行います。 彼らが知ったあらゆる取引。 図 8 は、プロダクションで発生したタイムアウトを示しています。 validator 68 時間にわたって。指名タイムアウトは、 リーダー選出機能の（非）有効性の尺度。投票タイムアウトはネットワークに大きく依存します。 メッセージの遅延の可能性もあります。タイムアウトは一貫しています 発行されるメッセージの数: 6 つのメッセージ 最良のシナリオ、および追加の指名ラウンドが必要な場合は少なくとも 7 つのメッセージ。 7.3 管理された実験 に詰められたコンテナ内で制御された実験を実行しました。 72 GiB の RAM を備えた Amazon EC2 c5d.9xlarge インスタンス、 900 GB の NVMe SSD、および 36 個の vCPU。各インスタンスは 同じ EC2 リージョンにあり、10 Gbps の固定帯域幅がありました。 ストアとして SQLite を使用しました。 (Stellar は PostgreSQL もサポートしています。 ただし、測定にノイズを注入する非同期タスクが含まれます)。 Stellar は、組み込みのランタイム クエリ、generateload、 特定のターゲットで合成負荷を生成できるようにします トランザクション/秒レート。 Stellar はさまざまな機能をサポートしていますが、 オーダーブックやクロスアセットパスなどの取引機能 決済においては、シンプルな決済に注力しました。 トランザクションの確認は複数のステップで構成されているため、 次のそれぞれの測定値を記録しました。 • 指名: 指名から最初の準備までの時間 • 投票: 最初の準備から投票の確認までの時間 投票用紙がコミットされました • 台帳の更新: コンセンサス値を適用する時期 • トランザクション数: 台帳ごとに確認されたトランザクション 私たちの各実験は 3 つのパラメーターによって定義されました。 台帳の口座エントリの数、金額 1 秒あたりに送信される負荷 (XLM 支払いの形式)、 そしてvalidatorの数。 validator ごとに構成しました validator ごとに知るため (最悪のシナリオ) SCP の場合）、クォーラム スライスは単純過半数に設定されます。 (異なるクォーラムの数を最大化するため)。 ベースライン ベースライン実験では Stellar を測定しました 100,000 アカウント、4 つの validator、および負荷生成 100 トランザクション/秒のレート。台帳ごとに平均 507 件のトランザクションが観察され、標準偏差は 49 でした。 (9.7%)。トランザクションがドロップされなかったことに注意してください。わずかな 105 106 107 0 500 1,000 1,500 2,000 アカウント レイテンシ[ミリ秒] 台帳の更新 投票 指名 図 9. アカウント数の増加に伴う待ち時間 差異は、ロード ジェネレーターのスケジュール制限によるものです。台帳ごとのトランザクション数が観察されました。 台帳を考慮すると、負荷生成率と一致していました 5秒ごとに閉まります。指名、投票、台帳 アップデートでは、平均レイテンシが 82.53 ミリ秒、95.96 ミリ秒、 それぞれ174.08ミリ秒。指名のレイテンシーが観察されました 99 パーセンタイルは常に 61 ミリ秒未満ですが、場合によっては 最初のステップに相当する約 1 秒のスパイク リーダー選択のタイムアウト機能で。 ベースラインのパフォーマンスを考慮して、その影響を調べました。 各テスト設定パラメータを変更します。 アカウント 図 9 のデータは、Stellar がスケールすることを示唆しています。 アカウントの数も増えます。テストの生成 バケットの作成と、アカウントの作成に時間がかかるプロセスになりました。 マージにより、単にデータベースにデータを追加することができなくなりました SQL 経由でアカウントを直接使用します。そこで私たちは、 最大 50,000,000 アカウントを対象とした実験。あるうちに コンセンサスと台帳更新の遅延への影響を最小限に抑え、 アカウントを増やすと、次のようなオーバーヘッドが発生することに注意してください。 バケットを結合すると、サイズが大きくなります。 トランザクションレート 取引レートは金額に影響を与えます validator 間のトラフィック マルチキャスト、各台帳に含まれるトランザクションの数、および最上位のサイズ バケツ。トランザクションの増加による影響を理解するため 負荷に応じて、100,000 のアカウントと 4 つの validator を使用して実験を実行しました。 図 10 は、コンセンサス レイテンシーの緩やかな増加を示しています。 一方、大部分の時間は台帳の更新に費やされました。 当然のことですが、トランザクション セットのサイズが大きくなるにつれて、 データベースにコミットするのに時間がかかります。また、 台帳更新の遅延は実装に大きく依存します。 データベースの選択によって影響を受けます。 バリデータノード tierone validators の数がどのように増加するかを確認するにはパフォーマンスに影響を与えるため、実験を実行しました 100,000 のアカウント、100 トランザクション/秒、validator の数は 4 ～ 43 で、すべての validator が表示されました。 すべての validator のクォーラム スライス内。より小さいクォーラム スライスは、 パフォーマンスへの影響が少なくなります。SOSP ’19、2019 年 10 月 27 ～ 30 日、カナダ、オンタリオ州ハンツビル ロカバら。 100 150 200 250 300 350 0 500 1,000 1,500 2,000 ロード [トランザクション/秒] レイテンシ[ミリ秒] 台帳の更新 投票 指名 図 10. トランザクション負荷の増加に伴うレイテンシ 10 20 30 40 0 500 1,000 1,500 2,000 バリデーター レイテンシ[ミリ秒] 台帳の更新 投票 指名 図 11. ノード数の増加に伴うレイテンシ ネットワーク上の検証ノードの数の変更 交換される SCP メッセージの数に影響を与えるだけでなく、 推薦中の潜在的な値の数。図11 は、指名時間の増加率が比較的小さいことを示しています。 データは投票がボトルネックであることを示唆していますが、 スケーリングに関する多くの問題は、改善することで解決できると考えています。 Stellar のオーバーレイ ネットワークを使用してネットワーク トラフィックを最適化します。として 予想通り、台帳更新の遅延は独立したままでした ノードの数。 成約率 最後に、台帳が確認される頻度と、Stellar が 5 秒の目標を達成するかどうかを測定することで、Stellar のエンドツーエンドのパフォーマンスを測定したいと考えました。 トランザクションを削除します。平均的な元帳のクローズが観察されました アカウントの増加に伴い、5.03 秒、5.10 秒、5.15 秒の時間になりました それぞれ、エントリ、トランザクション レート、ノード数です。 結果は、Stellar が元帳を一貫してクローズできることを示唆しています 高負荷時。 7.4 validator を実行しています Stellar の重要な特徴の 1 つは、コストが低いことです。 validator を実行します。アンカーは実行 (または契約) する必要があります。 validators でファイナリティを強制します。 SDF は 3 つの本番 validator を実行し、すべて 2 つのコアを持つ c5.large AWS インスタンス上で実行します。 4 GiB の RAM および Intel(R) Xeon(R) Platinum 8124M CPU @ 3.00GHz プロセッサ。 1 台でのリソース使用状況の検査 これらのマシンのうち、Stellar プロセスを観察しました。 CPU の約 7% とメモリ 300 MiB。ネットワーク トラフィックに関しては、ピアへの接続数が 28、クォーラム サイズが 1 つあります。 34 の場合、受信速度と送信速度は 2.78 Mbit/s でした。 それぞれ2.56Mビット/秒。このようなものを実行するにはハードウェアが必要です プロセスが安価です。この場合、コストは 0.054 ドル/時間です。 または月額約40ドル。 7.5 今後の取り組み これらの実験は、Stellar が 1 ～ 2 個の注文を簡単にスケールできることを示しています 今日のネットワーク使用量を超える規模です。なぜなら、 これまでのところ、パフォーマンスに対する要求は非常に控えめです。Stellar を使用して多くの直接的な最適化の余地を残します。 有名なテクニック。例: トランザクションと SCP メッセージは素朴なフラッディングを使用して validators によってブロードキャストされます プロトコルを使用しますが、理想的には、より効率的で構造化されたプロトコルを使用する必要があります。 ピアツーピア マルチキャスト [30]。さらに、データベースを多用する 台帳の更新時間は、標準のバッチ処理およびプリフェッチ技術によって改善できます。

Evaluación

Stellar network quorum slice map showing validator nodes and their bidirectional dependencies

Comprender la idoneidad de Stellar como pago global y red comercial, evaluamos el estado de la red pública y realizó experimentos controlados en un laboratorio experimental privado. red. Nos centramos en las siguientes preguntas: • ¿Cómo es la topología de la red de producción? ¿Cuántos mensajes se transmiten en promedio y ¿Cómo experimenta SCP los tiempos de espera? • ¿Las latencias de actualización del consenso y del libro mayor siguen siendo independientes del número de cuentas?SOSP ’19, 27 al 30 de octubre de 2019, Huntsville, ON, Canadá Lokhava et al. • ¿Cómo se ven afectadas las latencias por el aumento de (a) las transacciones por segundo (y, en consecuencia, las transacciones por segundo)? libro mayor), y (b) el número de validator nodos? • ¿Cuál es el costo de ejecutar un nodo en términos de CPU? memoria y ancho de banda de la red? Las redes de pago tienen tasas de transacción bajas en comparación a otros tipos de sistemas distribuidos. Los principales blockchains, Bitcoin y Ethereum, confirman hasta 15 transacciones/segundo, menos de Stellar. Además, estos sistemas tardan unos minutos en Una hora para confirmar una transacción de forma segura, porque la prueba de trabajo requiere esperar a que se extraigan varios bloques. el La red SWIFT no blockchain promedió solo 420 transacciones por segundo en su día pico [14]. Por lo tanto elegimos para comparar nuestras mediciones con el objetivo de 5 segundos intervalo del libro mayor, un objetivo más agresivo. Nuestros resultados muestran que las latencias están cómodamente por debajo de este límite incluso con Varias optimizaciones no implementadas aún están en proceso. 7.1 Anclas Los principales activos negociados por volumen incluyen divisas (por ejemplo, 3 USD anclas, 2 CNY), un ancla Bitcoin, un valor respaldado por bienes raíces token [92] y una moneda en la aplicación [8]. Diferentes anclas tienen diferentes políticas. Por ejemplo, un ancla en USD, Stronghold, establece auth_reqired y requiere un proceso de conocimiento de su cliente (KYC) para cada cuenta que tenga su activos. Otro, AnchorUSD, cualquiera puede recibir e intercambiar sus USD (haciendo literalmente posible enviar $0.50 a México en 5 segundos con una tarifa de $0.000001). Sin embargo, AnchorUSD requiere KYC y tarifas para comprar o canjear sus USD con transferencias bancarias convencionales. En Filipinas, donde Las regulaciones bancarias son más laxas para los pagos entrantes, monedas.ph admite el retiro de PHP en cualquier cajero automático [36]. Además de la seguridad token mencionada anteriormente y la moneda de la aplicación, existe una variedad de tokens no monetarios que van desde bonos comerciales [22] y créditos de carbono [85, 96] a más activos esotéricos como un token que incentiva la colaboración recuperación del automóvil [35]. 7.2 Red pública Al momento de escribir este artículo, hay 126 nodos completos activos, 66 de los cuales participar en el consenso firmando mensajes de voto. Figura 7 (generado por [5]) visualiza la red, con una línea entre dos nodos si uno aparece en los sectores de quórum del otro y un Línea azul más oscura para mostrar dependencia bidireccional. en el El centro es un grupo de 17 “validators de nivel uno” de facto dirigidos por SDF, SatoshiPay, LOBSTR, COINQVEST y Keybase. Hace cuatro meses, antes de los acontecimientos de la Sección 6, había Había 15 nodos sistémicamente importantes: 3 de aparentemente organizaciones de primer nivel y varios singletons aleatorios. el El gráfico también parecía mucho menos regular. Por lo tanto, el nuevo mecanismo de configuración y/o mejores decisiones del operador parecen contribuir a una topología de red más saludable. sin Grandes recursos financieros (y el correspondiente accionista). Figura 7. Mapa de porción de quórum obligaciones), hubiera sido difícil reclutar 5 niveles uno organizaciones desde el principio. Esto sugiere quórum Los sectores desempeñan un papel útil en el arranque de la red: cualquiera puede unirse con el objetivo de convertirme en un jugador importante porque no existen barreras para el acuerdo por parejas. Actualmente hay más de 3,3 millones de cuentas en el libro mayor. Más En un período reciente de 24 horas, Stellar promedió 4,5 transacciones y 15,7 operaciones por segundo. Revisando los libros de contabilidad recientes, la mayoría Las transacciones parecen tener una sola operación, mientras que cada pocos En los libros mayores vemos transacciones que contienen muchas operaciones que parecen provenir de creadores de mercado que gestionan ofertas. el Los tiempos medios para lograr el consenso y actualizar el libro mayor fueron 1061 ms y 46 ms, respectivamente. Los percentiles 99 fueron 2252 ms y 142 ms (el primero refleja un tiempo de espera de 1 segundo en la selección del líder de nominación). Tenga en cuenta que el rendimiento de SCP es en su mayoría independiente de las transacciones por segundo, ya que SCP acuerda un hash de muchas transacciones arbitrarias. Es más probable que surjan cuellos de botella al propagar el candidato. transacciones durante la nominación, ejecución y validación transacciones y fusión de depósitos. todavía no hemos necesitado para paralelizar el procesamiento de transacciones de stellar-core en múltiples núcleos de CPU o unidades de disco. También evaluamos la cantidad de mensajes SCP transmitidos. en la red de producción. En el caso normal con un solo líder elegido para nominar un valor, esperamos siete lógicas mensajes a difundir: dos mensajes para votar y aceptar una nomiDeclaración de nacimiento, dos mensajes para aceptar y confirmar. una declaración de preparación, dos mensajes para aceptar y confirmar una declaración de confirmación y, finalmente, un mensaje de externalización (enviado después de enviar un nuevo libro mayor al disco para ayudar a los rezagados ponerse al día). La implementación combina confirmar el compromiso. y externalizar mensajes como una optimización, ya que es Es seguro externalizar un valor una vez comprometido. Luego analizamos las métricas recopiladas en una producción Stellar validator. Más En el transcurso de 68 horas se emitieron 1,3 mensajes/segundo, con un promedio de 6 a 7 mensajes por libro mayor. Observamos que el total

Pagos globales rápidos y seguros con Stellar SOSP ’19, 27 al 30 de octubre de 2019, Huntsville, ON, Canadá percentil Número de tiempos de espera Nominación votación 75% 0 0 99% 1 0 máx. 4 1 Figura 8. Tiempos de espera por libro mayor de 68 horas El recuento de mensajes transmitidos por validators es mayor, ya que en Además de los mensajes de votación federados, los nodos también transmiten cualquier transacción que conozcan. La Figura 8 muestra los tiempos de espera experimentados por una producción. validator durante un período de 68 horas. Los tiempos de espera para las nominaciones son una medida de la (in)eficacia de la función de elección del líder, mientras que los tiempos de espera de las votaciones dependen en gran medida de la red y posibles retrasos en los mensajes. Los tiempos de espera son consistentes. con el número de mensajes emitidos: seis mensajes en el en el mejor de los casos, y al menos siete mensajes si se necesita una ronda de nominaciones adicional. 7.3 Experimentos controlados Realizamos experimentos controlados en contenedores empaquetados en Instancias Amazon EC2 c5d.9xlarge con 72 GiB de RAM, 900 GB de SSD NVMe y 36 vCPU. Cada instancia estaba en la misma región EC2 y tenía un ancho de banda fijo de 10 Gbps. Usamos SQLite como tienda. (Stellar también es compatible con PostgreSQL, pero eso tiene tareas asincrónicas que inyectan ruido en las mediciones). Stellar proporciona una consulta de tiempo de ejecución integrada, generateload, que permite generar carga sintética en un objetivo específico transacción/segunda tasa. Aunque Stellar admite varios Funciones comerciales, como libro de órdenes y ruta entre activos. pagos, nos centramos en pagos simples. La confirmación de transacciones consta de varios pasos, por lo que registró las medidas para cada uno de los siguientes: • Nominación: tiempo desde la nominación hasta la primera preparación. • Votación: tiempo desde la primera preparación hasta la confirmación de una boleta comprometida • Actualización del libro mayor: es hora de aplicar el valor de consenso • Recuento de transacciones: transacciones confirmadas por libro mayor Cada uno de nuestros experimentos estuvo definido por tres parámetros: el número de asientos de cuenta en el libro mayor, la cantidad de carga (en forma de pagos XLM) enviada por segundo, y el número de validators. Configuramos cada validator saber sobre todos los demás validator (el peor de los casos para SCP), con porciones de quórum establecidas en cualquier mayoría simple de nodos (para maximizar el número de quórums diferentes). Línea de base Nuestro experimento de referencia midió Stellar con 100.000 cuentas, cuatro validator y la generación de carga tasa de 100 transacciones/segundo. Observamos 507 transacciones por libro mayor en promedio, con una desviación estándar de 49 (9,7%). Tenga en cuenta que no se descartaron transacciones; el ligero 105 106 107 0 500 1.000 1.500 2.000 Cuentas Latencia [ms] Actualización del libro mayor votación Nominación Figura 9. Latencia a medida que aumenta el número de cuentas La variación se debe a limitaciones de programación del generador de carga. Observamos que el número de transacciones por libro mayor fue consistente con nuestra tasa de generación de carga, dado el libro mayor cerrando cada 5 segundos. Nominación, votación y libro mayor La actualización mostró latencias medias de 82,53 ms, 95,96 ms y 174,08 ms, respectivamente. Observamos que la latencia de nominación El percentil 99 está constantemente por debajo de 61 ms, con ocasionales picos de aproximadamente 1 segundo, correspondientes al primer paso en la función de tiempo de espera de la selección de líder. Dado el desempeño de referencia, analizamos los efectos de variar cada uno de los parámetros de configuración de la prueba. Cuentas Los datos de la Figura 9 sugieren que Stellar escala así como el número de cuentas aumenta. Generación de prueba Las cuentas se convirtieron en un proceso largo, ya que la creación de depósitos y la fusión nos impidió simplemente poblar la base de datos con cuentas directamente a través de SQL. Por lo tanto, llevamos a cabo nuestra experimentos para hasta 50.000.000 de cuentas. mientras hay impacto mínimo en las latencias de actualización del consenso y del libro mayor, observamos que el aumento de cuentas crea un gasto general de fusionando cubos, que se hacen más grandes. Tasa de transacción La tasa de transacción afecta la cantidad de multidifusión de tráfico entre validators, el número de transacciones incluidas en cada libro mayor y el tamaño del nivel superior cubos. Comprender los efectos del aumento de las transacciones. carga, realizamos un experimento con 100.000 cuentas y 4 validators. La Figura 10 muestra un lento crecimiento en la latencia del consenso, mientras que la mayor parte del tiempo se dedicó a actualizar el libro mayor. No es sorprendente que a medida que el conjunto de transacciones aumenta de tamaño, lleva más tiempo enviarlo a la base de datos. También notamos que La latencia de actualización del libro mayor depende en gran medida de la implementación. y se ve afectado por la elección de la base de datos. Nodos validadores Para ver cómo aumenta el número de tíone validatorsimpacta el rendimiento, realizamos experimentos con 100.000 cuentas, 100 transacciones por segundo y un número variable de validators de 4 a 43. Aparecieron todos los validators en todos los sectores de quórum de validators; porciones de quórum más pequeñas tienen un menor impacto en el rendimiento.SOSP ’19, 27 al 30 de octubre de 2019, Huntsville, ON, Canadá Lokhava et al. 100 150 200 250 300 350 0 500 1.000 1.500 2.000 Carga [transacciones/segundo] Latencia [ms] Actualización del libro mayor votación Nominación Figura 10. Latencia a medida que aumenta la carga de transacciones 10 20 30 40 0 500 1.000 1.500 2.000 Validadores Latencia [ms] Actualización del libro mayor votación Nominación Figura 11. Latencia a medida que aumenta el número de nodos Cambiar el número de nodos de validación en la red afecta la cantidad de mensajes SCP intercambiados, así como el número de valores potenciales durante la nominación. Figura 11 muestra que el tiempo de nominación crece a un ritmo relativamente pequeño. Si bien los datos sugieren que las votaciones son el cuello de botella, Creemos que muchos problemas de escala se pueden abordar mejorando Red superpuesta de Stellar para optimizar el tráfico de red. como Como era de esperar, la latencia de actualización del libro mayor se mantuvo independiente de el número de nodos. Tasa de cierre Por último, queríamos medir el rendimiento de extremo a extremo de Stellar midiendo la frecuencia con la que se confirman los libros de contabilidad y si Stellar cumple su objetivo de 5 segundos sin abandonar cualquier transacción. Observamos un cierre promedio del libro mayor tiempos de 5,03 s, 5,10 s y 5,15 s a medida que aumentamos la cuenta entradas, tasa de transacción y número de nodos, respectivamente. Los resultados sugieren que Stellar puede cerrar libros contables de forma consistente bajo carga alta. 7.4 Ejecutando un validator Una de las características importantes de Stellar es el bajo costo de ejecutando un validator, ya que los anclajes deben ejecutarse (o contraerse) validators para hacer cumplir la finalidad. SDF ejecuta 3 validator de producción, todos en instancias c5.large de AWS, que tienen dos núcleos, 4 GiB de RAM y CPU Intel(R) Xeon(R) Platinum 8124M @ Procesadores de 3,00 GHz. Inspeccionar el uso de recursos en uno de estas máquinas, observamos el proceso Stellar usando alrededor del 7% de la CPU y 300 MiB de memoria. En términos de tráfico de red, con 28 conexiones a pares y un tamaño de quórum de 34, las velocidades entrantes y salientes fueron de 2,78 Mbit/s y 2,56 Mbit/s, respectivamente. Hardware necesario para ejecutar tal El proceso es económico. En nuestro caso, el coste es de 0,054$/hora. o alrededor de $40/mes. 7.5 Trabajo futuro Estos experimentos sugieren que Stellar puede escalar fácilmente entre 1 y 2 pedidos de magnitud más allá del uso actual de la red. porque el Las demandas de rendimiento han sido tan modestas hasta la fecha, Stellar deja espacio para muchas optimizaciones sencillas utilizando técnicas bien conocidas. Por ejemplo, transacciones y SCP los mensajes son transmitidos por validators usando una inundación ingenua protocolo, pero idealmente debería utilizar métodos más eficientes y estructurados. multidifusión punto a punto [30]. Además, con muchas bases de datos El tiempo de actualización del libro mayor se puede mejorar mediante técnicas estándar de procesamiento por lotes y captación previa.

結論

国際決済は高額で日数もかかります。基金 保管はコルレス銀行や送金サービスを含む複数の金融機関を経由します。 各ホップは完全に信頼される必要があるため、新しいホップは困難です。 参入者は市場シェアを獲得し、競争します。 Stellar の番組 数秒で世界中に安く送金する方法。の 主要な革新は、ピアツーピア構造を活用した新しいオープンメンバーシップのビザンチン協定プロトコルである SCP です。 世界的なコンセンサスを達成するための金融ネットワークの構築 新しいインターネット仮説。 SCP は Stellar をアトミックにコミットさせます 任意の参加者間の不可逆的なトランザクション。 お互いのことを知らないし信頼もしていない。これにより、新規参入者が既存の市場と同じ市場にアクセスできることが保証されます。 プレーヤーは、利用可能な最高の交換を安全に入手できます 信頼できないマーケットメーカーからのレートであっても、劇的に上昇します。 支払いの待ち時間を短縮します。 謝辞 Stellar は、初期の ジョイス・キムのリーダーシップまたは多大な貢献 スコット・フレッケンシュタインとバルテック・ノヴォタルスキーが建築と Horizon、Stellar SDK、およびその他の重要な要素の維持 Stellar エコシステムの。コルテン・ベルジェロンにも感謝します。 ヘンリー・コリガン＝ギブス、キャンディス・ケリー、カピル・K・ジェイン、ボリス レズニコフ、ジェレミー・ルービン、クリスチャン・ラダー、エリック・サンダース、 Torsten Stüber、Tomer Weller、匿名の査読者、 私たちの羊飼いのジャスティン・シェリーさんに有益なコメントをいただきました 以前の草案。 免責事項 マジエール教授のこの出版物への貢献は有償コンサルタントとしてのものであり、教授の活動の一部ではありませんでした。 スタンフォード大学の義務または責任。

Stellar による高速かつ安全なグローバル支払い SOSP ’19、2019 年 10 月 27 ～ 30 日、カナダ、オンタリオ州ハンツビル

Conclusión

Los pagos internacionales son caros y tardan días. Fondo la custodia pasa a través de múltiples instituciones financieras, incluidos bancos corresponsales y servicios de transferencia de dinero. Debido a que se debe confiar plenamente en cada salto, es difícil para los nuevos nuevos participantes ganen cuota de mercado y compitan. Stellar muestra cómo enviar dinero a todo el mundo de forma económica en segundos. el La innovación clave es un nuevo protocolo de acuerdo bizantino de membresía abierta, SCP, que aprovecha la estructura de igual a igual. de la red financiera para lograr un consenso global bajo un Nueva hipótesis de Internet. SCP permite que Stellar se comprometa atómicamente transacciones irreversibles entre participantes arbitrarios que no se conocen ni confían el uno en el otro. Esto, a su vez, garantiza a los nuevos participantes el acceso a los mismos mercados establecidos. jugadores, hace que sea seguro obtener el mejor intercambio disponible tasas incluso de creadores de mercado que no son de confianza, y dramáticamente Reduce la latencia de pago. Agradecimientos Stellar no estaría donde está hoy sin el temprano liderazgo de Joyce Kim o las tremendas contribuciones de Scott Fleckenstein y Bartek Nowotarski en la construcción y manteniendo horizonte, el SDK Stellar y otras piezas clave del ecosistema Stellar. También agradecemos a Kolten Bergeron, Henry Corrigan-Gibbs, Candace Kelly, Kapil K. Jain, Boris Reznikov, Jeremy Rubin, Christian Rudder, Eric Saunders, Torsten Stüber, Tomer Weller, los revisores anónimos y nuestra pastora Justine Sherry por sus útiles comentarios sobre borradores anteriores. Descargo de responsabilidad La contribución del profesor Mazières a esta publicación fue como consultor remunerado y no formó parte de su Deberes o responsabilidades de la Universidad de Stanford.

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