ホワイトペーパー ストーリー 図 用語集 グラフ 検索

Le protocole de consensus Stellar

著 David Mazières · 2015

単一表示 stellar.org
🇺🇸 English (原文)
🇫🇷 Français (翻訳)

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

Résumé

Les paiements internationaux sont lents et coûteux, en partie à cause du routage des paiements à plusieurs niveaux via des réseaux hétérogènes. systèmes bancaires. Stellar est un nouveau réseau de paiement mondial qui peut transférer directement de l'argent numérique n'importe où dans le monde en quelques secondes. L'innovation clé est une transaction sécurisée mécanisme entre intermédiaires non fiables, en utilisant un nouveau Protocole d'accord byzantin appelé SCP. Avec SCP, chacun l'établissement précise les autres établissements avec lesquels rester en accord; grâce à l’interconnectivité mondiale des système financier, l’ensemble du réseau s’accorde alors sur le nucléaire transactions impliquant des institutions arbitraires, sans risque de solvabilité ou de change de la part des émetteurs d’actifs intermédiaires ou des teneurs de marché. Nous présentons le modèle, le protocole et vérification formelle; décrire le réseau de paiement Stellar ; et enfin évaluer Stellar empiriquement à travers des benchmarks et notre expérience avec plusieurs années d'utilisation en production. Concepts du CSC • Sécurité et confidentialité →Distribué sécurité des systèmes ; • Organisation des systèmes informatiques → Architectures peer-to-peer ; • Systèmes d'information → Transfert électronique de fonds. Mots-clés blockchain, BFT, quorums, paiements Format de référence ACM : Marta Lokhava, Giuliano Losa, David Mazières, Graydon Hoare, Nicolas Barry, Eli Gafni, Jonathan Jove, Rafał Malinowsky, Jed McCaleb. 2019. Paiements mondiaux rapides et sécurisés avec Stellar. Dans SOSP '19 : Symposium sur les principes des systèmes d'exploitation, du 27 au 30 octobre 2019, Huntsville, Ontario, Canada. ACM, New York, NY, États-Unis, 17 pages. 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。

Introduction

Les paiements internationaux sont notoirement lents et coûteux [32]. Considérez l’impossibilité d’envoyer 0,50 $ des États-Unis vers *Galois, Inc. †UCLA Autorisation de faire des copies numériques ou papier de tout ou partie de ce travail pour l'utilisation personnelle ou en classe est autorisée sans frais à condition que les copies ne soient pas réalisés ou distribués dans un but lucratif ou pour un avantage commercial et que les copies portent cet avis et la citation complète sur la première page. Droits d'auteur pour les composants de ce travail appartenant à d’autres qu’ACM doit être honoré. Abstraction avec le crédit est autorisé. Pour copier autrement, ou republier, pour publier sur des serveurs ou pour la redistribution à des listes nécessite une autorisation spécifique préalable et/ou des frais. Demande autorisations de [email protected]. SOSP '19, du 27 au 30 octobre 2019, Huntsville, ON, Canada © 2019 Association pour les machines informatiques. ACM ISBN 978-1-4503-6873-5/19/10...15,00 $ https://doi.org/10.1145/3341301.3359636 Le Mexique, deux pays voisins. Les utilisateurs finaux paient près de 9 $ pour la moyenne de ce transfert [32], et un accord bilatéral négociés par les banques centrales des pays ne pouvaient que réduire le coût bancaire sous-jacent à 0,67 $ par article [2]. En plus des frais, la latence des paiements internationaux est généralement comptée en quelques jours, ce qui rend impossible l'obtention rapide d'argent à l'étranger en urgences. Dans les pays où le système bancaire ne fonctionne pas fonctionne ou ne sert pas tous les citoyens, ou lorsque les frais sont intolérables, les gens ont recours à l'envoi de paiements par bus [38], par bateau [19], et occasionnellement maintenant par Bitcoin [55], le tout encourir des risques, des latences ou des désagréments. Même s'il y aura toujours des coûts de mise en conformité, les éléments de preuve suggèrent qu'un montant important est perdu en raison du manque de concurrence [21], ce qui est exacerbé par une technologie inefficace. Où les gens peut innover, les prix et les latences diminuent. Par exemple, les envois de fonds depuis des comptes bancaires au deuxième trimestre 2019 coûtaient en moyenne 6,99%, alors que le chiffre pour l'argent mobile n'était que de 4,88% [13]. Un réseau de paiement ouvert et mondial qui attire l’innovation et la concurrence des entités non bancaires pourrait faire baisser coûts et latences à tous les niveaux, y compris la conformité [83]. Ce document présente Stellar, un paiement basé sur blockchain réseau spécialement conçu pour faciliter l’innovation et concurrence dans les paiements internationaux. Stellar est le premier système pour atteindre les trois objectifs suivants (dans le cadre d’un « hypothèse Internet nouvelle mais empiriquement valable » : 1. Adhésion ouverte – N’importe qui peut émettre des titres adossés à des devises token numériques pouvant être échangés entre utilisateurs. 2. Finalité imposée par l'émetteur – L'émetteur d'un token peut empêcher les transactions dans le token ne soient pas annulées ou annulées. 3. Atomicité entre émetteurs – Les utilisateurs peuvent échanger atomiquement et négociez des token de plusieurs émetteurs. Atteindre les deux premiers est facile. Toute entreprise peut proposer unilatéralement un produit tel que Paypal, Venmo, WeChat Pay, ou Alipay et assurez la finalité des paiements dans les délais monnaies virtuelles qu'ils ont créées. Malheureusement, les transactions atomiques entre ces devises sont impossibles. En fait, bien que Paypal ait acquis la société mère de Venmo en 2013, il est toujours impossible pour les utilisateurs finaux d'envoyer du Venmo dollars aux utilisateurs Paypal [78]. Ce n'est que récemment que les commerçants peuvent acceptez même les deux avec une seule intégration. Les objectifs 2 et 3 peuvent être atteints dans un système fermé. En particulier, un certain nombre de pays disposent de systèmes de paiement nationaux efficaces. réseaux, généralement supervisés par une autorité de régulation universellement fiable. Toutefois, l'adhésion est limitée à un groupe fermé ensemble de banques à charte et les réseaux se limitent au portée de l’autorité de régulation d’un pays.SOSP '19, du 27 au 30 octobre 2019, Huntsville, ON, Canada Lokhava et coll. Les objectifs 1 et 3 ont été atteints dans les blockchain extraits, notamment sous la forme d'ERC20 token sur Ethereum [3]. L'idée clé de ces blockchain est de créer une nouvelle crypto-monnaie avec laquelle récompenser les personnes qui s'installent. transactions difficiles à annuler. Malheureusement, cela signifie que les émetteurs token ne contrôlent pas le caractère définitif des transactions. Si le logiciel les erreurs provoquent une réorganisation de l'historique des transactions [26, 73], ou lorsque le butin des fraudeurs dépasse le coût de en réorganisant l'historique [74, 97], les émetteurs peuvent être responsables de tokens ils ont déjà échangé contre de l'argent réel. Le Stellar blockchain possède deux propriétés distinctives. Premièrement, il prend en charge nativement les marchés efficaces entre tokens provenant de différents émetteurs. Plus précisément, n'importe qui peut émettre un token, le blockchain fournit un carnet d'ordres intégré pour les échanges entre n'importe quelle paire de token, et les utilisateurs peuvent émettre des paiements de chemin qui négocient atomiquement sur plusieurs paires de devises tout en garantissant un prix limite de bout en bout. Deuxièmement, Stellar introduit un nouvel accord byzantin protocole, SCP (Stellar Consensus Protocol), à travers lequel Les émetteurs token désignent des serveurs validator spécifiques à appliquer finalité de la transaction. Tant que personne ne compromet les validator d’un émetteur (et les signatures numériques et les hashes cryptographiques restent sécurisés), l'émetteur sait exactement quelles transactions ont eu lieu et évite le risque des pertes résultant de la réorganisation de l'historique blockchain. L’idée clé de SCP est que la plupart des émetteurs d’actifs bénéficient des marchés liquides et veulent faciliter les transactions atomiques avec d'autres actifs. Par conséquent, les administrateurs validator configurent leurs serveurs pour se mettre d'accord avec d'autres validator sur les détails exacts historique de toutes les transactions sur tous les actifs. Un validator v1 peut être configuré pour être d'accord avec la v2, ou la v2 peut être configurée pour être d'accord avec la version v1, ou les deux peuvent être configurés pour s'accorder ; dans tous les cas, ni l'un ni l'autre ne s'engagera sur un historique des transactions jusqu'à ce que il sait que l’autre ne peut pas s’engager dans une histoire différente. Par transitivité, si v1 ne peut pas être en désaccord avec v2 et v2 ne peut pas être en désaccord avec v3 (ou vice versa), v1 ne peut pas être en désaccord avec v3, que v3 représente ou non des actifs dont v1 a même entendu parler de. Sous l’hypothèse que ces relations d’accord connecter transitivement l'ensemble du réseau, garantit SCP accord mondial, ce qui en fait un accord byzantin mondial protocole avec adhésion ouverte. Nous appelons cette nouvelle hypothèse de connectivité l’hypothèse d’Internet et notons qu’elle détient à la fois « Internet » (que tout le monde comprend comme signifie le plus grand réseau IP connecté de manière transitive) et les anciens paiements internationaux (qui sont effectués étape par étape non atomique, mais exploite un système global et connecté de manière transitive. réseau d’institutions financières). Stellar est utilisé en production depuis septembre 2015. Pour que la longueur blockchain reste gérable, le système exécute SCP à intervalles de 5 secondes – rapide selon les normes blockchain, mais beaucoup plus lente que les applications typiques de l’accord byzantin. Bien que l'utilisation principale ait été les paiements, Stellar a également s'est avéré attrayant pour les token non monétaires fongibles qui bénéficient provenant des marchés secondaires immédiats (voir la section 7.1). La section suivante traite des travaux connexes. La section 3 présente SCP. La section 4 décrit notre vérification formelle de SCP. La section 5 décrit la couche de paiement de Stellar. La section 6 concerne une partie de notre expérience de déploiement et des leçons apprises. La section 7 évalue le système. La section 8 conclut.

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

Protocole de consensus Stellar

Le protocole de consensus (SCP) Stellar est un protocole basé sur le quorum. Protocole d'accord byzantin avec adhésion ouverte. Les quorums émergent des décisions combinées de configuration locale des nœuds individuels. Cependant, les nœuds ne reconnaissent que collèges auxquels ils appartiennent eux-mêmes, et seulement après apprendre les configurations locales de tous les autres membres du collège. L'un des avantages de cette approche est que SCP est intrinsèquement tolère des vues hétérogènes sur les nœuds existants. Hence, les nœuds peuvent rejoindre et quitter unilatéralement sans avoir besoin d'un protocole « visualiser le changement » pour coordonner l'adhésion. 3.1 Accord byzantin fédéré Le problème traditionnel de l’accord byzantin consiste en un système fermé de N nœuds, dont certains sont défaillants et peuvent behave arbitrarily. Les nœuds reçoivent des valeurs d'entrée et échangent messages pour décider d’une valeur de sortie parmi les entrées. Un protocole d'accord byzantin est sûr lorsqu'il n'y a pas deux nœuds bien élevés qui produisent des décisions différentes et l'unique la décision était une contribution valable (pour une définition d’un accord valideSOSP '19, du 27 au 30 octobre 2019, Huntsville, ON, Canada Lokhava et coll. au préalable). Un protocole est opérationnel lorsqu'il garantit que chaque nœud honnête finit par produire une décision. Généralement, les protocoles supposent N = 3f + 1 pour un nombre entier f > 0, alors garantir la sécurité et une certaine forme de vivacité donc tant qu'au plus les nœuds f sont défectueux. À un moment donné de ces protocoles, les nœuds votent sur les valeurs proposées et une proposition recevoir 2f + 1 voix, appelé quorum de voix, devient la décision. Avec N = 3f + 1 nœuds, deux quorums quelconques de la taille 2f + 1 se chevauche dans au moins f + 1 nœuds ; même si f d'entre eux les nœuds qui se chevauchent sont défectueux, les deux quorums partagent au moins un nœud non défectueux, évitant ainsi les décisions contradictoires. Cependant, cette approche ne fonctionne que si tous les nœuds sont d'accord sur ce qui constitue un quorum, ce qui est impossible dans SCP où deux nœuds peuvent même ne pas connaître l’existence de l’autre. Avec SCP, chaque nœud v déclare unilatéralement des ensembles de nœuds, appelé ses tranches de quorum, telles que (a) v croit que si tous les membres d'une tranche sont d'accord sur l'état du système, alors ils ont raison, et (b) v croit qu'au moins une de ses tranches sera disponible pour fournir des informations en temps opportun sur état du système. Nous appelons le système résultant, constitué de nœuds et de leurs tranches, un accord byzantin fédéré (FBA). Comme nous le verrons ensuite, un système de quorum émerge à partir des tranches des nœuds. De manière informelle, les tranches d'un nœud FBA expriment avec qui le le nœud nécessite un accord. Par exemple, un nœud peut nécessiter un accord avec 4 organisations spécifiques, chacune exécutant 3 nœuds ; à s'adapter aux temps d'arrêt, il peut définir ses tranches pour qu'elles soient toutes définies composé de 2 nœuds de chaque organisation. Si cela « nécessite La relation « accord avec » relie transitivement deux nœuds quelconques, nous obtenons un accord mondial. Sinon, nous pouvons obtenir une divergence, mais seulement entre organisations, ce qui ne nécessite aucune accord avec l'autre. Compte tenu de la topologie actuelle système financier, nous émettons l’hypothèse qu’une convergence généralisée continuera à produire un registre unique que les gens appellent «le réseau Stellar», tout comme nous parlons d'Internet. Les quorums proviennent des tranches comme suit. Chaque nœud spécifie son quorum tranche dans chaque message qu'il envoie. Soit S le ensemble de nœuds à partir duquel un ensemble de messages provient. Un le nœud considère que l'ensemble des messages a atteint le quorum seuil lorsque chaque membre de S a une tranche incluse dans S. Par construction, un tel ensemble S, s’il est unanime, satisfait au exigences contractuelles de chacun de ses membres. Un homologue défectueux peut annoncer des tranches conçues pour changer ce qui les nœuds bien élevés considèrent les quorums. Par souci d'analyse protocolaire, nous définissons un quorum dans FBA comme étant un quorum non vide. ensemble S de nœuds englobant au moins une tranche de quorum de chaque membre non fautif. Cette abstraction est saine, comme tout ensemble de messages prétendant représenter un quorum unanime le fait réellement (même s'il contient des messages provenant de nœuds défectueux), et c'est précis lorsque S ne contient que des nœuds bien élevés. Dans dans cette section, nous supposons également que les tranches des nœuds ne changent pas. Néanmoins, nos résultats sont transférables au cas du changement de tranche car un système dans lequel les tranches changent n'est pas moins sûr qu'un un système à tranches fixes dans lequel les tranches d’un nœud sont constituées de tous les tranches qu'il utilise dans le cas des tranches changeantes (voir le théorème 13 dans [68]). Comme expliqué dans la section 4, la vivacité dépend de les nœuds bien élevés suppriment finalement les nœuds peu fiables de leurs tranches. Étant donné que les différents nœuds ont des exigences d'accord différentes, FBA exclut une définition globale de la sécurité. Nous disons les nœuds non défectueux v1 et v2 sont entrelacés à chaque fois le quorum de v1 croise chaque quorum de v2 dans au moins un nœud non défectueux. Un protocole FBA peut garantir un accord uniquement entre les nœuds entrelacés ; puisque SCP le fait, c'est de la faute la tolérance en matière de sécurité est optimale. L'hypothèse d'Internet, qui sous-tend la conception de Stellar, indique que les nœuds dont les gens se soucient à propos sera entrelacé. Nous disons qu'un ensemble de nœuds I est intact si I est un quorum uniformément non défectueux tel que tous les deux membres de I sont entrelacés même si chaque nœud en dehors de I est défectueux. Intuitivement, alors, je devrais rester imperméable aux actions des personnes non intactes nœuds. SCP garantit à la fois la vivacité non bloquante [93] et sécurité aux ensembles intacts, bien que les nœuds eux-mêmes n'aient pas besoin pour savoir (et peut-être ne pas pouvoir savoir) quels ensembles sont intacts. De plus, l’union de deux ensembles intacts qui se croisent est un ensemble intact. Par conséquent, les ensembles intacts définissent une partition du des nœuds bien élevés, où chaque partition est sûre et active (sous certaines conditions), mais différentes partitions peuvent afficher des décisions divergentes. 3.1.1 Considérations relatives à la sécurité et à la vivacité dans FBA À quelques exceptions près [64], la plupart des protocoles d'accords byzantins fermés sont adaptés au point d'équilibre auquel la sécurité et la vivacité ont la même tolérance aux pannes. Dans Expédié par Amazon, cela signifie des configurations dans lesquelles, quelles que soient les pannes, tous les ensembles entrelacés sont également intacts. Étant donné que Expédié par Amazon détermine quorums de manière décentralisée, il est peu probable que les choix individuels des tranches conduisent à cet équilibre. De plus, à au moins en Stellar, l'équilibre n'est pas souhaitable : les conséquences d'une défaillance de sécurité (à savoir de l'argent numérique dépensé en double) sont bien pires que ceux d'un échec de vivacité (à savoir des retards en paiements qui ont de toute façon pris des jours avant le Stellar). Les gens par conséquent, nous devrions sélectionner et sélectionnons de grandes tranches de quorum telles que leurs nœuds sont plus susceptibles de rester entrelacés qu’intacts. En faisant encore pencher la balance, il est plus facile de se remettre de échecs de vivacité typiques dans un système FBA que dans un système fermé traditionnel. Dans les systèmes fermés, tous les messages doivent être interprété par rapport au même ensemble de quorums. Par conséquent, l'ajout et la suppression de nœuds pour récupérer après une panne nécessitent parvenir à un consensus sur un événement de reconfiguration, ce qui est difficile une fois que le consensus n’est plus d’actualité. En revanche, avec FBA, n'importe quel nœud peut ajuster unilatéralement ses tranches de quorum à tout moment. le temps. En réponse à une panne dans un site d'importance systémique organisation, les administrateurs de nœuds peuvent ajuster leurs tranches en fonction contourner le problème, un peu comme coordonner les réponses aux catastrophes BGP [63] (mais sans les contraintes de routage sur des liens réseau physiques).

Paiements internationaux rapides et sécurisés avec Stellar SOSP '19, du 27 au 30 octobre 2019, Huntsville, ON, Canada 3.1.2 Le théorème des cascades SCP suit le modèle du modèle rond de base [42] ; les nœuds progressent à travers une série de bulletins de vote numérotés, chacun tenter trois tâches : (1) identifier une valeur « sûre » qui n'est contredite par aucune décision lors d'un scrutin précédent (souvent appelée préparer le scrutin), (2) s'entendre sur la valeur sûre et (3) détecter que l'accord a été conclu. Cependant, FBA est ouvert l'adhésion bloque plusieurs techniques courantes, ce qui rend impossible de « porter » les protocoles fermés traditionnels vers le FBA modèle en changeant simplement la définition du quorum. Une technique utilisée par de nombreux protocoles est la rotation via les nœuds leaders de manière circulaire après les délais d'attente. Dans un système fermé, la sélection des leaders à tour de rôle garantit qu'au final, un leader honnête et unique finit par coordonner un accord sur une valeur unique. Malheureusement, le tournoi à la ronde ne peut pas fonctionner dans un système FBA avec une adhésion inconnue. Une autre technique courante qui échoue avec FBA consiste à supposer qu'un quorum particulier peut convaincre tous les nœuds. Par exemple, si tout le monde reconnaît des nœuds 2f + 1 comme quorum, alors Les signatures 2f + 1 suffisent pour prouver l'état du protocole à tous les nœuds. De même, si un nœud reçoit un quorum de messages identiques grâce à une diffusion fiable [24], le nœud peut supposer que tous les nœuds non défectueux verront également un quorum. Dans FBA, en revanche, un le quorum ne signifie rien pour les nœuds en dehors du quorum. Enfin, les systèmes non fédérés emploient souvent des raisonnement sur la sécurité : si les nœuds f + 1 sont défectueux, toute la sécurité les garanties sont perdues. Par conséquent, si le nœud v entend tous les nœuds f + 1 énoncer un fait F, v peut supposer qu'au moins l'un d'eux dit au vérité (et donc que F est vrai) sans perte de sécurité. Tel le raisonnement échoue dans FBA car la sécurité est une propriété des paires de nœuds, donc un nœud qui a perdu sa sécurité au profit de certains pairs peut perdez toujours la sécurité sur plus de nœuds en supposant de mauvais faits. Expédié par Amazon peut cependant raisonner à rebours sur la vivacité. Définir un ensemble de blocage en V comme un ensemble de nœuds qui se croisent tous les tranche de v. Si un ensemble de blocage en v B est unanimement défectueux, B peut refuser au nœud v un quorum et lui coûter de la vivacité. Par conséquent, si B énonce à l’unanimité le fait F, alors v sait que soit F est vrai ou v n’est pas intact. Cependant, v a encore besoin de voir un aperçu complet quorum pour savoir que les nœuds entrelacés ne contrediront pas F, ce qui mène à un dernier cycle de communication dans SCP et d'autres protocoles FBA [47] qui ne sont pas requis dans des protocoles d’adhésion fermée. Le résultat est que nous avons trois niveaux de confiance possibles dans des faits potentiels : indéterminé, sûr à supposer parmi les nœuds intacts (que nous allons terme faits acceptés), et on peut le supposer en toute sécurité parmi les nœuds (que nous appellerons faits confirmés). Le nœud v peut déterminer efficacement si un ensemble B est vbloquant en vérifiant si B coupe toutes ses tranches. Il est intéressant de noter que si les nœuds annoncent toujours les déclarations qu'ils accepter et qu'un quorum complet accepte une déclaration, cela déclenche un processus en cascade par lequel les déclarations se propagent partout ensembles intacts. Nous appelons le fait clé qui sous-tend cette propagation le théorème de la cascade, qui énonce ce qui suit : Si I est un ensemble intact, Q est un quorum de n'importe quel membre de I, et S est n'importe quel surensemble de Q, alors soit S ⊇I soit il y a un membre v ∈I tel que v < S et I ∩S est v-bloquant. Intuitivement, était-ce ce n'est pas le cas, le complément de S contiendrait un quorum qui coupe I mais pas Q, violant l'intersection du quorum. Notez que si nous commençons par S = Q et développons S à plusieurs reprises pour inclure tous les nœuds qu'il bloque, on obtient un effet en cascade jusqu'à ce que, finalement, S englobe tout I. 3.2 Description du protocole SCP est un protocole de consensus partiellement synchrone [42] composé d'une série de tentatives pour parvenir à un consensus appelées bulletins de vote. Les bulletins de vote utilisent des délais d'attente de durée croissante. Un le protocole de synchronisation des bulletins de vote garantit que les nœuds restent activés le même scrutin pour des périodes croissantes jusqu'aux scrutins sont effectivement synchrones. La résiliation n'est pas garantie jusqu'à ce que les scrutins soient synchrones, mais deux scrutins synchrones dans lequel font les membres défectueux des tranches de nœuds bien élevés ne pas interférer sont suffisants pour que SCP se termine. Un protocole de vote précise les actions menées lors de chaque bulletin de vote. Un scrutin commence par une phase de préparation, au cours de laquelle les nœuds essayer de déterminer une valeur à proposer qui ne contredit pas toute décision antérieure. Ensuite, dans une phase de validation, les nœuds essaient pour prendre une décision sur la valeur préparée. Le scrutin utilise un sous-protocole d'accord appelé vote fédéré, jen quels nœuds votent sur des déclarations abstraites cela pourrait éventuellement être confirmé ou rester bloqué. Certaines déclarations peuvent être qualifiées de contradictoires et la sécurité La garantie du vote fédéré est qu'il n'y a pas deux membres d'un un ensemble entrelacé confirme des déclarations contradictoires. La confirmation d'une déclaration n'est pas garantie sauf pour une déclaration intacte ensemble dont les membres votent tous de la même manière. Cependant, si un un membre d'un ensemble intact confirme une déclaration, fédérée le vote garantit que tous les membres de l’ensemble intact finissent par confirmer cette déclaration. Par conséquent, prendre des mesures irréversibles en réponse aux déclarations confirmatives préserve la vivacité pour nœuds intacts. Les nœuds proposent initialement des valeurs obtenues à partir d'une nomination protocole qui augmente les chances de tous les membres d’un groupe intact ensemble proposant la même valeur, et qui finit par converger (bien qu'il n'y ait aucun moyen de déterminer que la convergence est complète). La nomination combine le vote fédéré et la sélection des dirigeants. Parce que le round-robin est impossible dans FBA, la nomination utilise un système probabiliste de sélection des dirigeants. Le théorème de la cascade joue un rôle crucial à la fois dans le scrutin synchronisation et en évitant les états bloqués à partir desquels la résiliation n’est plus possible. 3.2.1 Vote Les nœuds SCP procèdent à une série de scrutins numérotés, en utilisant le vote fédéré pour se mettre d'accord sur des déclarations sur lesquelles les valeurs sont ou ne sont pas décidées dans quels scrutins. Si asynchronie ou un comportement fautif empêche de parvenir à une décision au scrutin n, les nœuds expirent et réessayez au scrutin n + 1.

SOSP '19, du 27 au 30 octobre 2019, Huntsville, ON, Canada Lokhava et coll. Le vote fédéré de rappel pourrait ne pas prendre fin. Ainsi, certains les déclarations sur les bulletins de vote peuvent rester bloquées de façon permanente état indéterminé où les nœuds ne peuvent jamais déterminer s'ils sont toujours en cours ou bloqués. Parce que les nœuds ne peuvent pas exclure la possibilité que des déclarations indéterminées s'avèrent plus tard vraies, ils ne doivent jamais tenter de voter de manière fédérée sur de nouvelles déclarations contredisant les indéterminés. A chaque scrutin n, les nœuds utilisent le vote fédéré sur deux types de déclaration: • préparer ⟨n,x⟩– indique qu'aucune valeur autre que x a été ou sera un jour décidé lors d’un scrutin ≤n. • commit ⟨n,x⟩– indique que x est décidé lors du scrutin n. Surtout, notez que préparer ⟨n,x⟩contradit le commit ⟨n′,x ′⟩quand n ≥n′ et x , x ′. Un nœud démarre le scrutin n en tentant un vote fédéré sur un instruction préparer ⟨n,x⟩. Si une instruction de préparation précédente a été confirmé avec succès par un vote fédéré, le Le nœud choisit x dans le plan confirmé du scrutin le plus élevé. Sinon, le nœud définit x sur la sortie du protocole de nomination décrit dans la sous-section suivante. Si et seulement si un nœud confirme avec succès, préparez ⟨n,x⟩ lors du scrutin n, il tente un vote fédéré sur le commit ⟨n,x⟩. Si qui réussit, cela signifie que SCP a décidé, donc le nœud sort la valeur de l'instruction de validation confirmée. Considérons un ensemble entrelacé S. Puisqu'au plus une valeur peuvent être confirmées préparées par les membres de S lors d'un scrutin donné, deux valeurs différentes ne peuvent pas être confirmées par membres de S lors d’un scrutin donné. De plus, si commit ⟨n,x⟩ est confirmé, alors préparer ⟨n,x⟩a également été confirmé ; depuis préparer ⟨n,x⟩contredit tout engagement antérieur pour une valeur différente, par l'accord garantissant le vote fédéré nous obtenons qu'aucune valeur différente ne peut être décidée dans un précédent scrutin par les membres de S. Par induction sur les numéros de scrutin, on assurez-vous donc que SCP est en sécurité. Pour la vivacité, considérons un ensemble I intact et suffisamment long vote synchrone n. Si des nœuds défaillants apparaissent dans les tranches des nœuds bien élevés n'interfèrent pas dans n, alors par scrutin n + 1 tous les membres de I ont confirmé le même ensemble P d'instructions de préparation. Si P = ∅ et que le scrutin n était suffisamment long, le le protocole de nomination aura convergé vers une certaine valeur x. Sinon, soit x la valeur du plan avec le vote le plus élevé dans P. Quoi qu'il en soit, je tenterai uniformément de fédérer voter sur la préparation ⟨n + 1,x⟩au prochain scrutin. Par conséquent, si n + 1 est également synchrone, une décision pour x s'ensuit inévitablement. 3.2.2 Nomination La nomination implique un vote fédéré sur les déclarations : • Nommer x – déclare que x est un candidat à la décision valide. Les nœuds peuvent voter pour désigner plusieurs valeurs, différentes les déclarations de nomination ne sont pas contradictoires. Cependant, une fois un nœud confirme toute déclaration nominative, il arrête de voter pour nommer de nouvelles valeurs. Le vote fédéré permet toujours à un nœud de confirmer les nouvelles déclarations nominatives pour lesquelles il n'a pas voté, ce qui voter ou accepter un du quorum accepter un du quorum a est valide accepter un de ensemble de blocage non engagé a voté un accepté un a confirmé un a voté ¬a Figure 1. Étapes du vote fédéré permet aux membres d’un ensemble intact de se confirmer mutuellement valeurs proposées tout en retenant de nouveaux votes. Le résultat (évolutif) de la nomination est une combinaison déterministe de toutes les valeurs contenues dans les déclarations de nomination confirmées. Si x représente un ensemble de transactions, les nœuds peuvent prendre l'union d'ensembles, l'ensemble le plus grand ou celui avec le hash le plus élevé, donc tant que tous les nœuds font de même. Parce que les nœuds retiennent les nouvelles votes après avoir confirmé une déclaration de nomination, l'ensemble des les déclarations confirmées ne peuvent contenir qu’un nombre fini de valeurs. Le fait que des déclarations confirmées se soient répandues de manière fiable les ensembles intacts signifient que les nœuds intacts finissent par converger vers le même ensemble de valeurs nominées et donc résultat de la nomination, mais à un moment inconnu, arbitrairement tard dans le protocole. Les nœuds utilisent la sélection de leaders fédérés pour réduire le nombre de valeurs différentes dans les instructions nominatives. Seulement un leader qui n'a pas encore voté pour une déclaration de nomination peut introduire un nouveau x. D'autres nœuds attendent des nouvelles dirigeants et copiez simplement les votes de nomination (valides) de leurs dirigeants. Pour faire face à l'échec, l'ensemble des dirigeants ne cesse de croître à mesure que des délais d'attente se produisent, bien qu'en pratique, seuls quelques nœuds introduisent de nouvelles valeurs de x. 3.2.3 Vote fédéré Le vote fédéré utilise un protocole en trois phases illustré dans Figure 1. Les nœuds tentent de se mettre d'accord sur des déclarations abstraites en premier voter, puis accepter et enfin confirmer les déclarations. Un nœud v peut voter pour toute déclaration valide a qui ne correspond pas à contredire son autrevotes en suspens et déclarations acceptées. Pour ce faire, il diffuse un message de vote signé. v accepte alors a si a est cohérent avec d'autres déclarations acceptées et soit (cas 1) v est membre d'un quorum dans lequel chaque nœud vote pour a ou accepte a, ou (cas 2) même si v n'a pas voté pour un, un ensemble de blocage en V accepte un. Dans le cas 2, v peut ont déjà voté contre a, qui ont maintenant été rejetée. v est autorisé à oublier les votes annulés et faire comme s'il ne les avait jamais lancés car si V est intact, il le sait les votes annulés ne peuvent pas atteindre le quorum dans le cas 1. v diffuse qu'il accepte a, puis confirme a lorsqu'il est en un quorum qui accepte à l'unanimité a. La figure 2 montre le effet des ensembles v-bloquants et du théorème de la cascade pendant vote fédéré. Deux nœuds entrelacés ne peuvent pas confirmer des déclarations contradictoires, car les deux quorums requis devraient partager unPaiements internationaux rapides et sécurisés avec Stellar SOSP '19, du 27 au 30 octobre 2019, Huntsville, ON, Canada 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。

Votez X

Votez Y (une) 3 4 2 1 5 7 6 Voter X Voter X Voter X Voter Oui Voter X Voter Oui Voter Oui (b) 3 4 2 1 5 7 6 Accepter X Voter X Accepter X Voter Oui Accepter X Voter Oui Voter Oui (c) 3 4 2 1 5 7 6 Accepter X Accepter X Accepter X Voter Oui Accepter X Accepter X Voter Oui (d) 3 4 2 1 5 7 6 Accepter X Voter X Accepter X Accepter X Accepter X Accepter X Accepter X (e) Figure 2. Effet cascade dans le vote fédéré. Chaque nœud possède une tranche de quorum indiquée par des flèches vers les membres de la tranche. (a) Des déclarations contradictoires X et Y sont introduites. (b) Les nœuds votent pour des déclarations valides. (c) Le nœud 1 accepte X après son quorum {1, 2, 3, 4} vote à l'unanimité pour X. (d) Les nœuds 1, 2, 3 et 4 acceptent tous X ; l'ensemble {1} est 5-bloquant, donc le nœud 5 accepte X, annulant son vote précédent pour Y. (e) L'ensemble {5} est bloquant 6 et 7, donc 6 et 7 acceptent tous deux X. nœud non défectueux qui ne pouvait pas accepter de déclarations contradictoires. La confirmation d'une déclaration n'est pas garantie : en En cas de vote partagé, les deux déclarations peuvent être définitivement coincé dans l'attente du quorum lors de la phase de vote. Cependant, si un nœud dans un ensemble intact I confirme une affirmation, la cascade théorème et accepter le cas 2 garantir que tout je finirai par confirmer cette affirmation. 3.2.4 Synchronisation des bulletins de vote Si les nœuds ne sont pas en mesure de confirmer une instruction de validation pour le scrutin en cours, ils abandonnent après un temps mort. Le délai d'attente devient plus longtemps à chaque scrutin afin de s'ajuster à des limites arbitraires sur le retard du réseau. Cependant, les délais d'attente ne suffisent pas à eux seuls à synchroniser les scrutins des nœuds qui n'ont pas démarré en même temps ou qui n'ont pas démarré en même temps. a été désynchronisé pour d'autres raisons. Pour réaliser la synchronisation, les nœuds démarrent le temporisateur uniquement lorsqu'ils font partie d'un quorum atteint lors du scrutin en cours (ou ultérieur) n. Ceci ralentit les nœuds qui ont démarré tôt et garantit qu'aucun un membre d'un ensemble intact reste trop en avance sur le groupe. De plus, si un nœud v remarque un v-blocage défini ultérieurement scrutin, il passe immédiatement au scrutin le plus bas de telle sorte que celui-ci ce n'est plus le cas, quelles que soient les minuteries. La cascade Le théorème garantit alors que tous les retardataires rattrapent leur retard. Le résultat est que les bulletins de vote sont à peu près synchronisés dans un pays intact défini une fois que le système devient synchrone. 3.2.5 Sélection des leaders fédérés La sélection des leaders permet à chaque nœud de choisir des leaders de manière façon dont les nœuds n'en choisissent généralement qu'un ou un petit nombre de dirigeants. Pour s'adapter à l'échec du leader, sélection du leader se déroule par tours. Si les leaders du tour en cours semblent ne pas s'acquitter de leurs responsabilités, puis après un certains nœuds de délai d'attente passent au tour suivant pour élargir l'ensemble des dirigeants qu'ils suivent. Chaque tour utilise deux fonctions cryptographiques uniques hash, H0 et H1, qui génèrent des entiers dans la plage [0,hmax). Par exemple, Stellar utilise Hi(m) = SHA256(i∥b∥r ∥m), où b est l'instance SCP globale (numéro de bloc ou de grand livre), r est le numéro du tour de sélection du leader, et hmax = 2256. Dans un tour, nous définissons la priorité du nœud v comme : priorité(v) = H1(v) Un homme de paille serait choisi pour chaque nœud comme leader le nœudv avec la priorité la plus élevée (v). Cette approche fonctionne bien avec des tranches de quorum presque identiques, mais pas correctement capturer l’importance des nœuds dans les configurations déséquilibrées. Par exemple, si l’Europe et la Chine contribuent chacune à hauteur de 3 nœuds à chaque quorum, mais la Chine gère 1 000 nœuds et l'Europe 4, alors la Chine aura le nœud le plus prioritaire 99,6 % de l'époque. Nous introduisons donc une notion de poids de tranche, où poids(u,v) ∈[0, 1] est la fraction des tranches de quorum du nœud u contenant le nœud v. Lorsque le nœud u sélectionne un nouveau leader, il ne considère que les voisins, définis comme suit : voisins (u) = { v | H0(v) < hmax · poids(u,v) } Un nodeu commence alors avec un ensemble vide de leaders, et à chaque round lui ajoute le nœud v des voisins(u) de plus haut priorité(v). Si l'ensemble des voisins est vide à n'importe quel tour, u ajoute à la place le nœudv avec la valeur la plus basse de H0(v)/weight(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。

Vérification formelle du SCP

Pour éliminer les erreurs de conception, nous avons formellement vérifié la sécurité de SCP et propriétés de vivacité (voir [65]). Plus précisément, nous avons vérifié que les nœuds entrelacés ne sont jamais en désaccord et que, dans les conditions discutées ci-dessous, chaque membre d'un ensemble intact finit par décider. Il est intéressant de noter que la vérification a révélé que les conditions dans lesquelles SCP garantit la vivacité sont subtiles, et plus fort qu'on ne le pensait initialement [68] : comme indiqué ci-dessous, nœuds malveillants qui manipulent le timing sans autrement tout écart par rapport au protocole devra peut-être être expulsé manuellement from quorum slices.

SOSP '19, du 27 au 30 octobre 2019, Huntsville, ON, Canada Lokhava et al. Pour garantir que les propriétés se sont avérées valables dans toutes les conditions possibles Configurations et exécutions FBA, nous considérons un arbitraire nombre de nœuds avec des configurations locales arbitraires. Ceci inclut des scénarios avec des ensembles intacts disjoints, ainsi que des exécutions potentiellement infinies. L'inconvénient est que nous faire face au problème difficile de la vérification d'un paramètre système à états infinis. Pour que la vérification reste réalisable, nous avons modélisé SCP en logique du premier ordre (FOL) en utilisant Ivy [69] et la méthodologie de [82]. Le processus de vérification consiste à fournir manuellement des conjectures inductives qui sont ensuite automatiquement vérifiées par Ivy. Le modèle FOL de SCP résume certains aspects de Les systèmes Expédié par Amazon difficiles à gérer en FOL (par exemple, le le théorème de cascade est pris comme un axiome), nous vérifions donc le solidité de l'abstraction à l'aide d'Isabelle/HOL [75]. Après avoir exprimé le problème de vérification en FOL, nous vérifions la sécurité en fournissant un invariant inductif. L'inductif invariant se compose d'une douzaine de conjectures sur une seule ligne pour environ 150 lignes de spécification de protocole. Nous spécifions ensuite les propriétés de vivacité de SCP dans la logique temporelle linéaire d'Ivy et utilisons la vivacité à une réduction de sécurité de [80, 81] pour réduire la vivacité problème de vérification au problème de trouver un inductif invariant. Bien que la sécurité de SCP soit relativement simple à prouver, l’argument de la vivacité de SCP est beaucoup plus complexe et se compose d’environ 150 invariants sur une seule ligne. Prouver la vivacité nécessitait une formalisation précise du hypothèses selon lesquelles SCP assure la résiliation. Nous pensions initialement qu'un ensemble intact serait toujours terminé si tous les membres ont supprimé les nœuds défectueux de leurs tranches [68]. Mais cela s'est avéré insuffisant : une personne bien élevée (mais pas intact) nœud dans un quorum d’un membre du Je peux, sous le influence de nœuds défectueux, empêcher la résiliation en complétant un quorum juste avant la fin d'un scrutin, provoquant ainsi les membres de I choisiront différentes valeurs de x lors du prochain scrutin. Nous devons donc en outre supposer que, de manière informelle, chaque nœud d'un quorum d'un membre de I éventuellement soit devient opportun ou n’envoie pas de messages du tout pendant une période suffisante. En pratique, cela signifie que les membres de I may doivent ajuster leurs tranches jusqu'à ce que la condition soit respectée. Ceci le problème n’est pas inhérent aux systèmes Expédié par Amazon : Losa et al. [47] présent un protocole dont la vivacité dépend du strictement plus faible hypothèses d'une éventuelle synchronisation et d'une éventuelle élection du leader, sans qu'il soit nécessaire de supprimer les nœuds défectueux des tranches.

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。

Réseau de paiement

Cette section décrit le réseau de paiement de Stellar, implémenté en tant que machine à états répliquée [88] au-dessus de SCP. 5.1 Modèle de grand livre Le grand livre de Stellar est conçu autour d'une abstraction de compte (en contrairement à la sortie de transaction non dépensée plus centrée sur les pièces ou modèle UTXO de Bitcoin). Le contenu du grand livre se compose d'un ensemble d'écritures comptables de quatre types distincts : comptes, lignes de confiance, offres et données de compte. Les comptes sont les principaux qui possèdent et émettent des actifs. Chacun le compte est nommé par une clé publique. Par défaut, la clé privée correspondante peut signer les transactions pour le compte. Cependant, les comptes peuvent être reconfigurés pour ajouter d'autres signataires et annuler l'autorisation de la clé qui nomme le compte, avec un Option « multisig » pour exiger plusieurs signataires. Chaque compte contient également : un numéro de séquence (inclus dans les transactions pour éviter les rediffusions), quelques flags, et un solde en mode « natif » crypto-monnaie pré-exploitée appelée XLM, destinée à atténuer certaines attaques par déni de service et faciliter la tenue de marché comme monnaie neutre. Les lignes de confiance suivent la propriété des actifs émis, qui sont nommé par une paire composée du compte émetteur et d'un short code d'actif (par exemple, « USD » ou « EUR »). Chaque ligne de confiance précise un compte, un actif, le solde du compte dans cet actif, un limite au-dessus de laquelle le solde ne peut pas monter, et quelques drapeaux. Un compte doit consentir explicitement à la détention d'un actif par créer une ligne de confiance, empêchant les spammeurs de s'en prendre à vous comptes avec des actifs indésirables. Les réglementations de connaissance du client (KYC) exigent que de nombreuses institutions financières sachent quels dépôts elles détiennent, par exemple en vérifiant une pièce d'identité avec photo. Pour se conformer, les émetteurs peuvent définir un indicateur auth_reqired facultatif sur leurs comptes, limitant la propriété des actifs qu'ils émettent aux comptes autorisés. Pour accorder une telle autorisation, l'émetteur fixe un signaler sur les lignes de confiance des clients. Les offres correspondent à la volonté d’un compte d’échanger à un certain montant d'un actif particulier pour un autre à un moment donné prix sur le carnet de commandes ; ils sont automatiquement mis en correspondance et rempli lorsque les prix d’achat/vente se croisent. Enfin, les données du compte sont constituées de triplets de compte, de clé et de valeur, permettant aux titulaires de compte pour publier de petites valeurs de métadonnées. Pour éviter le spam du grand livre, il existe un solde XLM minimum, appelé la réserve. La réserve d’un compte augmente à chaque fois écriture comptable associée et diminue lorsque l'écriture comptable disparaît (par exemple, lorsqu'une commande est exécutée ou annulée, ou lorsqu'un la ligne de confiance est supprimée). Actuellement, la réserve augmente de 0,5 XLM (∼0,03 $) par écriture au grand livre. Quelle que soit la réserve, c'est possible de récupérer la totalité de la valeur d'un compte en supprimant avec une opération AccountMerge. Un en-tête de grand livre, illustré à la figure 3, stocke les attributs globaux : un numéro de grand livre, des paramètres tels que le solde de réserve par écriture comptable, un hash de l'en-tête comptable précédent (en fait plusieurs hashes formant une liste de saut), la sortie SCP comprenant un hash de nouvelles transactions appliquées à ce grand livre, un hash de les résultats de ces transactions (par exemple, le succès ou l'échec de chacun) et un instantané hash de toutes les écritures du grand livre. Étant donné que l'instantané hash inclut tout le contenu du grand livre, Les validator n'ont pas besoin de conserver l'historique pour valider les transactions. Cependant, pour atteindre les centaines de millions de comptes, nous ne pouvons pas rehash toutes les tables d'écriture du grand livre sur chaque clôture du grand livre. De plus, il n'est pas pratique de transférer un grand livrePaiements internationaux rapides et sécurisés avec Stellar SOSP '19, du 27 au 30 octobre 2019, Huntsville, ON, Canada numéro de grand livre = 4 H (HDR précédent) Sortie SCP H∗(résultats) H∗(instantané) ... en-tête numéro de grand livre = 5 H (HDR précédent) Sortie SCP H∗(résultats) H∗(instantané) ... en-tête . . . Figure 3. Contenu du grand livre. H est SHA-256, tandis que H ∗ représente une application hiérarchique ou récursive de H. Sortie SCP dépend aussi de l'en-tête précédent hash. Créer un compte Créer et financer une nouvelle écriture de compte Fusion de comptes Supprimer l'écriture comptable du compte Définir les options Modifier les indicateurs de compte et les signataires Paiement Payez une quantité spécifique d'actif à destination. compte. CheminPaiement Comme le paiement, mais payez avec un actif différent (jusqu'à limiter); spécifier jusqu'à 5 actifs intermédiaires Gérer l'offre Créer/supprimer/modifier une entrée au grand livre d'offre, -Offre Passive avec variante passive pour permettre un spread nul Gérer les données Créer/supprimer/modifier un compte. saisie de données au grand livre ChangerConfiance Créer/supprimer/modifier une ligne de confiance Autoriser la confiance Définir ou effacer l'indicateur autorisé sur la ligne de confiance Séquence de bosses Augmenter séq. numéro de compte Figure 4. Principales opérations du grand livre de cette taille chaque fois qu'un nœud a été déconnecté de le réseau depuis trop longtemps. L'instantané hash est donc conçu pour optimiser à la fois le hashing et la réconciliation de l’État. Plus précisément, l'instantané stratifie les écritures du grand livre par heure de la dernière modification dans un ensemble de conteneurs de taille exponentielle appelés seaux. La collection de buckets est appelée le bucket liste, et présente une certaine similitude avec les arbres de fusion structurés en journaux (Arbres LSM) [77]. La bucket list n'est pas lue pendant le traitement de la transaction (voir Section 5.4). Par conséquent, certaines conceptions certains aspects des arbres LSM peuvent être assouplis. En particulier, aléatoire l'accès par clé n'est pas requis et les compartiments ne sont que lus séquentiellement dans le cadre de la fusion des niveaux. Hacher le seau La liste est effectuée en hashing chaque compartiment au fur et à mesure de sa fusion et en calculant un nouveau hash cumulatif du bucket hashes (un petit, indice fixe de référence hashes) à chaque clôture du grand livre. La réconciliation de la bucket list après la déconnexion nécessite un téléchargement seulement des seaux qui diffèrent. 5.2 Modèle de transaction Une transaction se compose d'un compte source, de critères de validité, d'un mémo et une liste d’une ou plusieurs opérations. La figure 4 répertorie les opérations disponibles. Chaque opération possède un compte source, qui par défaut, celui de la transaction globale. Une transaction doit être signé par des clés correspondant à chaque compte source dans une opération. Les comptes Multisig peuvent nécessiter une signature plus élevée poids pour certaines opérations (telles que SetOptions) et inférieur pour d'autres (comme AllowTrust). Les transactions sont atomiques : si une opération échoue, aucune des opérations les exécuter. Cela simplifie les transactions multidirectionnelles. Supposons qu'un l'émetteur crée un actif pour représenter les titres de propriété et l'utilisateur A veut échanger une petite parcelle de terrain plus 10 000 $ contre un parcelle de terrain plus grande appartenant à B. Les deux utilisateurs peuvent tous deux signer une seule transaction contenant trois opérations : deux terrains paiements et paiement d’un dollar. Le principal critère de validité d’une transaction est son numéro d’ordre, qui doit être supérieur de un à celui du numéro de séquence de la transaction. écriture comptable du compte source. Exécuter une transaction valide (avec succès ou non) incrémente le numéro de séquence, empêchant la relecture. Les numéros de séquence initiaux contiennent le grand livre numéro dans les bits hauts pour empêcher la relecture même après la suppression et recréer un compte. L'autre critère de validité est une limite facultative quant au moment où une transaction peut s’exécuter. Retour à la terre et au dollar swap ci-dessus, si A signe la transaction avant B, A ne peut pas veut que B reste assis sur la transaction pendant un an avant de la soumettre cela, et pourrait ainsi imposer un délai invalidant la transaction après quelques jours. Les comptes Multisig peuvent également être configurés donner un poids de signature à la révélation d'une pré-image hash, ce qui, combiné à des limites de temps, permet le trading atomique crosschain [1]. Le compte source d'une transaction paie des frais insignifiants en XLM, 10−5 XLM sauf en cas de congestion. En période de congestion, le le coût des opérations est fixé par les enchères néerlandaises. Les validateurs sont non compensé par des frais car les validator sont analogues aux nœuds complets Bitcoin, pas aux mineurs. Plutôt que de détruire XLM, les frais sont recyclés et répartis proportionnellement par vote du les détenteurs XLM existants, qui, rétrospectivement, pourraient ou pourraient cela ne valait pas la complexité. 5.3 Valeurs consensuelles Pour chaque grand livre, Stellar utilise SCP pour convenir d'une structure de données avec trois champs : un ensemble de transactions hash (incluant un hash de l'en-tête du référentiel précédent), une heure de clôture, uned mises à niveau. Lorsque plusieurs valeurs sont confirmées, Stellar prend l'ensemble de transactions avec le plus d'opérations (rupture des liens par frais totaux, puis ensemble de transactions hash), l'union de tous mises à niveau et temps de fermeture le plus élevé. Une heure de fermeture est seulement valable s'il est compris entre l'heure de clôture du dernier référentiel et le présents, afin que les nœuds ne nomment pas d'heures invalides. Les mises à niveau ajustent les paramètres globaux tels que le solde de réserve, les frais de fonctionnement minimum et la version du protocole. Quand combinés lors de la nomination, les frais plus élevés et les numéros de version du protocole remplacent les plus bas. Les mises à niveau affectent la gouvernance à travers un espace de lutte avec vote fédéré [34], ni l'un ni l'autre égalitaire ni centralisé. Chaque validator est configuré comme soit gouvernant, soit non gouvernant (par défaut), selon à savoir si son opérateur souhaite participer à la gouvernance. Les validator gouvernants envisagent trois types de mise à niveau : souhaité, valide et invalide (tout ce que le validator ne fait pas

SOSP '19, du 27 au 30 octobre 2019, Huntsville, ON, Canada Lokhava et coll. validator noyau horizon FS Base de données Base de données soumettre client client autres validator Figure 5. Architecture Stellar validator savoir mettre en œuvre). Les mises à niveau souhaitées sont configurées pour déclenchement à un moment précis, destiné à être coordonné entre opérateurs. Les nœuds dirigeants votent toujours pour nommer les candidats souhaités. mises à niveau, acceptez mais ne votez pas pour proposer des mises à niveau valides (c'est-à-dire, acceptez un quorum bloquant) et ne votez jamais pour ou acceptez les mises à niveau non valides. Écho de validators non gouvernementaux tout vote qu'ils voient pour une mise à niveau valide, déléguant essentiellement la décision sur les mises à niveau souhaitées pour ceux qui optent pour un rôle de gouvernance. 5.4 Mise en œuvre La figure 5 montre l'architecture validator de Stellar. Un démon appelé stellar-core (∼92 000 lignes de C++, sans compter les bibliothèques tierces) implémente le protocole SCP et la machine à états répliquée. La production de valeurs pour SCP nécessite de réduire un grand nombre d'écritures comptables à de petites écritures cryptographiques. hashes. En revanche, la validation et l'exécution des transactions nécessite de rechercher l'état du compte et la correspondance des commandes sur le meilleur prix. Pour remplir efficacement ces deux fonctions, Stellar-Core conserve deux représentations du grand livre : une représentation externe contenant la bucket list, stockée sous forme de fichiers binaires qui peut être mis à jour efficacement et réhashed progressivement, et une représentation interne dans une base de données SQL (PostgreSQL pour les nœuds de production). Stellar-core crée une archive d'historique en écriture seule contenant chaque ensemble de transactions confirmé et des instantanés de seaux. L'archive permet aux nouveaux nœuds de s'amorcer eux-mêmes en rejoignant le réseau. Il fournit également un enregistrement du grand livre histoire - il doit y avoir un endroit où l'on peut rechercher une transaction d’il y a deux ans. Puisque l'historique est uniquement ajouté et rarement consulté, il peut être conservé dans des endroits bon marché comme Amazon Glacier ou tout service permettant de stocker et récupérer des fichiers plats. Les hôtes du validateur n'hébergent généralement pas leurs propres archives afin d'éviter tout impact sur la validation performance de l’histoire de service. Pour garder le noyau stellaire simple, il n'est pas destiné à être utilisé directement par les applications et n'expose qu'une interface très étroite pour la soumission de nouvelles transactions. Pour soutenir clients, la plupart des validator exécutent un démon appelé horizon (∼18k lignes de Go) qui fournit une interface HTTP pour la soumission et l'apprentissage des transactions. horizon a un accès en lecture seule à base de données SQL de Stellar-Core, minimisant le risque d'horizon noyau stellaire déstabilisant. Des fonctionnalités telles que la recherche du chemin de paiement sont entièrement mises en œuvre à Horizon et peuvent être mises à niveau unilatéralement sans coordination avec les autres validator. Plusieurs démons facultatifs de couche supérieure sont des clients à horizon, complétant l’écosystème. Un serveur pont facilite intégration de Stellar avec les systèmes existants, par exemple, publication de notifications de tous les paiements reçus par un compte spécifique. Un le serveur de conformité fournit des points d'ancrage aux institutions financières pour échanger et approuver les informations sur l’expéditeur et le bénéficiaire sur les paiements, pour le respect des listes de sanctions. Enfin, un serveur de fédération implémente une dénomination lisible par l'homme système de comptabilité. 6 Expérience de déploiement Stellar s'est développé pendant plusieurs années pour devenir un État à nombre d’opérateurs de nœuds complets raisonnablement fiables. Cependant, les configurations des nœuds étaient telles que la vivacité (mais pas sécurité) dépendait de nous, la Stellar Fondation de Développement (SDF); Si SDF avait soudainement disparu, d'autres opérateurs de nœuds il aurait fallu intervenir et nous supprimer manuellement à partir des tranches de quorum pour que le réseau puisse continuer. Alors que nous et beaucoup d’autres souhaitons réduire l’importance systémique du SDF, cet objectif a reçu une priorité croissante après Les chercheurs [58] ont quantifié et rendu public la centralisation du réseau sans différencier les risques pour la sécurité et la sécurité. vivacité. Un certain nombre d'opérateurs ont réagi en ajustant activement la configuration, principalement en augmentant la taille de leur des tranches de quorum dans le but de diluer l’importance du SDF ; ironiquement, cela n'a fait qu'augmenter le risque pour la vitalité. Deux problèmes ont aggravé la situation. Tout d'abord, un populaire L'outil de surveillance tiers Stellar [5] a été systématiquement surestimer la disponibilité de validator en ne vérifiant pas réellement ce noyau stellaire fonctionnait ; cela amène les gens à inclure nœuds peu fiables dans leurs tranches de quorum. Deuxièmement, un bug dans stellar-core signifiait qu'une fois qu'un validator était passé au registre suivant, cela n'a pas suffisamment aidé les nœuds restants à terminer la précédenteun grand livre en cas de perte de messages. En conséquence, le Le réseau a connu 67 minutes d'indisponibilité et a nécessité coordination manuelle par les administrateurs validator pour redémarrer. Pire encore, lors de la tentative de redémarrage du réseau, des reconfigurations précipitées simultanées sur plusieurs nœuds ont entraîné des reconfigurations précipitées simultanées sur plusieurs nœuds. dans une mauvaise configuration collective qui a permis à certains nœuds de diverger, nécessitant un arrêt manuel de ces nœuds et resoumission des transactions acceptées lors de la divergence. Heureusement, cette divergence a été détectée et corrigée rapidement et ne contenait aucune transaction conflictuelle, mais le risque que le réseau ne parvienne pas à bénéficier de l'intersection du quorum : se diviser tout en continuant à accepter des situations potentiellement conflictuelles transactions, simplement en raison d'une mauvaise configuration, a été effectuée très concret par cet incident. L’examen de ces expériences a conduit à deux conclusions majeures et les actions correctives correspondantes.Paiements mondiaux rapides et sécurisés avec Stellar SOSP '19, du 27 au 30 octobre 2019, Huntsville, ON, Canada Critique, 100% 51% 51% Élevé, 67 % 51% Moyen, 67 % 51% Faible, 67 % 51% 51% ... ... ... 51% ... 51% Figure 6. Hiérarchie de qualité du validateur. Nœuds de la plus haute qualité nécessitent le seuil le plus élevé de 100 %, tandis que les qualités inférieures sont configurées au seuil de 67 %. Nœuds au sein d'un même l’organisation requiert une majorité simple de 51 %. 6.1 Complexité et fragilité de la configuration Stellar exprime les tranches de quorum sous forme d'ensembles de quorum imbriqués composés de n entrées et d'un seuil k où tout ensemble de k entrées constitue une tranche de quorum. Chacune des n entrées est alors soit une clé publique validator ou, récursivement, un autre ensemble de quorum. Bien que flexibles et compacts, nous avons réalisé un quorum imbriqué ensembles offraient simultanément aux opérateurs de nœuds trop de flexibilité et trop peu de conseils : il était facile d'écrire de manière non sécurisée (ou voire absurdes). Les critères de regroupement nœuds en ensembles, pour organiser les sous-ensembles dans une hiérarchie, et les choix des seuils n’étaient pas tous suffisamment clairs et ont contribué à des échecs opérationnels. Il n'était pas clair s'il fallait traiter un « niveau » dans la hiérarchie imbriquée comme un niveau de confiance, ou une organisation, ou les deux ; de nombreuses configurations sur le terrain mélangé ces concepts, en plus de préciser les dangers ou des seuils dénués de sens. Nous avons donc ajouté un mécanisme de configuration plus simple qui sépare deux aspects des ensembles de quorum imbriqués : le regroupement nœuds regroupés par organisation et étiquetant chaque organisation avec une classification de confiance simple (faible, moyenne, élevée ou critique). Les organisations de niveau élevé et supérieur sont tenues de publier des archives historiques. Le nouveau système synthétise des ensembles de quorum imbriqués dans lesquels chaque organisation est représentée comme un Un seuil de 51 % est défini et les organisations sont regroupées en ensembles avec des seuils de 67% ou 100% (selon la qualité du groupe). Chaque groupe est une entrée unique dans le groupe suivant (de qualité supérieure), comme illustré à la figure 6. Ce modèle simplifié réduit le probabilité de mauvaise configuration, tant en termes de structure des ensembles imbriqués synthétisés et des seuils choisis pour chaque ensemble. 6.2 Détection proactive des erreurs de configuration Deuxièmement, nous avons réalisé qu’il était trop tard pour détecter une mauvaise configuration collective en attendant d’observer ses effets négatifs. Surtout en ce qui concerne les erreurs de configuration qui peuvent diverger - un mode de défaillance plus grave que l'arrêt : le réseau a besoin être capable de détecter immédiatement une mauvaise configuration afin que les opérateurs puissent y remédier avant qu'une divergence ne se produise réellement. Pour répondre à ce besoin, nous avons intégré un mécanisme dans le logiciel validator qui rassemble en permanence l'état de configuration collective de tous les pairs dans la fermeture transitive du nœud et détecte le potentiel de divergence, c'est-à-dire disjoint. quorums – au sein de cette configuration collective. 6.2.1 Vérification de l'intersection du quorum Bien que rassembler des tranches de quorum soit facile, trouver des quorums disjoints parmi elles est co-NP-difficile [62]. Cependant, nous avons adopté un ensemble d'heuristiques algorithmiques et de règles d'élimination de cas proposé par Lachowski [62] qui vérifie les instances typiques du problème plusieurs ordres de grandeur plus rapidement que le coût dans le pire des cas. En pratique, le réseau actuel les fermetures transitives des tranches de quorum sont de l’ordre de 20 à 30 nœuds et, avec les optimisations de Lachowski, vérifient généralement en quelques secondes sur un seul processeur. Si le besoin s'en fait sentir pour améliorer les performances, nous pouvons paralléliser la recherche. 6.2.2 Vérification des configurations à risque Détecter que le réseau admet des quorums disjoints est une étape dans la bonne direction, mais signale le danger trop tard pour une question aussi cruciale. Idéalement, nous souhaitons que les opérateurs de nœuds reçoivent des avertissements lorsque la configuration collective du réseau s’approche simplement d’un état à risque. Nous avons donc étendu le vérificateur d'intersection de quorum pour détecter une condition que nous appelons criticité : lorsque le courant la configuration collective est à une mauvaise configuration de un État qui admet des quorums disjoints. Pour détecter la criticité, le vérificateur remplace à plusieurs reprises la configuration de chaque organisation par une mauvaise configuration simulée dans le pire des cas, puis réexécute le vérificateur d’intersection de quorum interne sur le résultat. Si une telle mauvaise configuration critique existe à une étape à partir de l'état actuel, le logiciel émet un avertissement et signale que l'organisation présente un risque de mauvaise configuration. Ces changements donnent à la communauté des opérateurs deux niveaux de préavis et de conseils pour se prémunir contre les pires formes de mauvaise configuration collective.

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。

Évaluation

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

Comprendre l’adéquation de Stellar en tant que paiement global et réseau commercial, nous avons évalué l'état du réseau public et mené des expériences contrôlées sur un laboratoire expérimental privé réseau. Nous nous sommes concentrés sur les questions suivantes : • À quoi ressemble la topologie du réseau de production ? Combien de messages sont diffusés en moyenne, et comment SCP subit-il les délais d'attente ? • Les latences de consensus et de mise à jour du grand livre restent-elles indépendantes du nombre de comptes ?SOSP '19, du 27 au 30 octobre 2019, Huntsville, ON, Canada Lokhava et coll. • Comment les latences sont-elles affectées par l'augmentation (a) des transactions par seconde (et, par conséquent, des transactions par seconde) ? grand livre), et (b) le nombre de nœuds validator ? • Quel est le coût de fonctionnement d'un nœud en termes de CPU, mémoire et bande passante réseau ? Les réseaux de paiement ont des taux de transaction faibles par rapport à d’autres types de systèmes distribués. Les principaux blockchain, Bitcoin et Ethereum, confirment jusqu'à 15 transactions/seconde, inférieur à Stellar. De plus, ces systèmes prennent quelques minutes pour une heure pour confirmer une transaction en toute sécurité, car la preuve de travail nécessite d'attendre plusieurs blocs pour être extraits. Le Le réseau SWIFT non blockchain n'a enregistré en moyenne que 420 transactions par seconde lors de sa journée de pointe [14]. Nous avons donc choisi pour comparer nos mesures par rapport à l'objectif de 5 secondes intervalle du grand livre, un objectif plus agressif. Nos résultats montrent que les latences sont confortablement inférieures à cette limite, même avec plusieurs optimisations non implémentées sont toujours en cours. 7.1 Ancres Les actifs les plus négociés en volume incluent la devise (par exemple, 3 USD ancres, 2 CNY), une ancre Bitcoin, un titre adossé à l'immobilier token [92] et une devise intégrée à l'application [8]. Différentes ancres ont des politiques différentes. Par exemple, une ancre en USD, Stronghold, définit auth_reqired et nécessite un processus de connaissance du client (KYC) pour chaque compte qui détient son actifs. Un autre, AnchorUSD, permet à tout le monde de recevoir et d'échanger leur USD (ce qui permet littéralement d'envoyer 0,50 $ au Mexique en 5 secondes avec des frais de 0,000001 $). Cependant, AnchorUSD nécessite un KYC et des frais pour acheter ou échanger leurs USD avec des virements électroniques classiques. Aux Philippines, où les réglementations bancaires sont plus laxistes pour les paiements entrants, coins.ph prend en charge l'encaissement de PHP sur n'importe quel guichet automatique [36]. En plus des token de sécurité susmentionnés et de la devise de l'application, il existe une gamme de token non monétaires allant de obligations commerciales [22] et crédits carbone [85, 96] à plus des actifs ésotériques tels qu'un token collaboratif incitatif reprise de possession de voiture [35]. 7.2 Réseau public Au moment d'écrire ces lignes, il existe 126 nœuds complets actifs, dont 66 participer au consensus en signant les messages de vote. Figure 7 (généré par [5]) visualise le réseau, avec une ligne entre deux nœuds si l’un apparaît dans les tranches de quorum de l’autre et un ligne bleue plus foncée pour montrer la dépendance bidirectionnelle. Au Le centre est un groupe de 17 « validators » de facto gérés par SDF, SatoshiPay, LOBSTR, COINQVEST et Keybase. Il y a quatre mois, avant les événements de la Section 6, il y avait il y avait 15 nœuds d'importance systémique : 3 provenant apparemment organisations de premier niveau et plusieurs singletons aléatoires. Le le graphique semblait également beaucoup moins régulier. Par conséquent, le nouveau mécanisme de configuration et/ou de meilleures décisions des opérateurs semblent contribuer à une topologie de réseau plus saine. Sans d'excellentes ressources financières (et un actionnaire correspondant Figure 7. Carte des tranches de quorum obligations), il aurait été difficile de recruter 5 tier one organisations dès le départ. Cela suggère un quorum les tranches jouent un rôle utile dans l'amorçage du réseau : n'importe qui peut rejoindre avec l'objectif de devenir un acteur important car il n’y a pas de gardiens à l’accord par paires. Il y a actuellement plus de 3,3 millions de comptes dans le grand livre. Fini sur une période récente de 24 heures, Stellar a réalisé en moyenne 4,5 transactions et 15,7 opérations par seconde. En examinant les registres récents, la plupart les transactions semblent avoir une seule opération, alors que toutes les quelques grands livres, nous voyons des transactions contenant de nombreuses opérations qui semblent provenir des teneurs de marché gérant les offres. Le les délais moyens pour parvenir à un consensus et mettre à jour le grand livre étaient 1061 ms et 46 ms, respectivement. Les 99e percentiles étaient 2252 ms et 142 ms (le premier reflétant un délai d'attente d'une seconde dans la sélection des chefs de file des nominations). Notez que les performances de SCP sont principalement indépendant des transactions par seconde, puisque SCP s'entend sur un hash de transactions arbitrairement nombreuses. Les goulots d'étranglement sont plus susceptibles de provenir de la propagation des candidats transactions lors de la nomination, de l’exécution et de la validation transactions et fusion de compartiments. Nous n'avons pas encore eu besoin pour paralléliser le traitement des transactions de Stellar-Core sur plusieurs cœurs de processeur ou lecteurs de disque. Nous avons également évalué le nombre de messages SCP diffusés sur le réseau de production. Dans le cas normal avec un seul leader élu pour désigner une valeur, nous nous attendons à sept logiques messages à diffuser : deux messages pour voter et accepter un nomidéclaration nate, deux messages pour accepter et confirmer une instruction de préparation, deux messages pour accepter et confirmer une instruction de validation et enfin un message d'externalisation (envoyé après avoir validé un nouveau registre sur le disque pour aider les retardataires rattraper). L'implémentation combine confirmer le commit et externaliser les messages comme une optimisation, car c'est il est sûr d’externaliser une valeur après son engagement. Nous analysons ensuite les métriques recueillies sur une production Stellar validator. Fini en 68 heures, 1,3 messages/seconde ont été émis, en moyenne 6 à 7 messages par registre. Nous notons que le total

Paiements internationaux rapides et sécurisés avec Stellar SOSP '19, du 27 au 30 octobre 2019, Huntsville, ON, Canada Centile Nombre de délais d'attente Nomination Vote 75% 0 0 99% 1 0 Max. 4 1 Figure 8. Délais d'attente par grand livre sur 68 heures le nombre de messages diffusés par validators est plus grand, car dans En plus des messages de vote fédérés, les nœuds diffusent également toutes les transactions dont ils ont connaissance. La figure 8 montre les délais d'attente rencontrés par une production validator sur une période de 68 heures. Les délais de nomination sont une mesure de l’(in)efficacité de la fonction d’élection des dirigeants, alors que les délais d’attente des votes dépendent fortement du réseau et les retards potentiels des messages. Les délais d'attente sont cohérents avec le nombre de messages émis : six messages dans le dans le meilleur des cas, et au moins sept messages si un tour de nomination supplémentaire est nécessaire. 7.3 Expériences contrôlées Nous avons mené des expériences contrôlées dans des conteneurs emballés sur Instances Amazon EC2 c5d.9xlarge avec 72 Gio de RAM, 900 Go de SSD NVMe et 36 vCPU. Chaque instance était dans la même région EC2 et avait une bande passante fixe de 10 Gbit/s. Nous avons utilisé SQLite comme magasin. (Stellar prend également en charge PostgreSQL, mais cela comporte des tâches asynchrones qui injectent du bruit dans les mesures.) Stellar fournit une requête d'exécution intégrée, generateload, qui permet de générer une charge synthétique sur une cible spécifique transaction/second taux. Bien que Stellar prenne en charge divers fonctionnalités de trading, telles que le carnet d'ordres et le parcours multi-actifs paiements, nous nous sommes concentrés sur les paiements simples. La confirmation des transactions comprend plusieurs étapes, nous enregistré les mesures pour chacun des éléments suivants : • Nomination : délai entre la nomination et la première préparation. • Vote : temps écoulé entre la première préparation et la confirmation d'un scrutin engagé • Mise à jour du grand livre : il est temps d'appliquer la valeur consensuelle • Nombre de transactions : transactions confirmées par grand livre Chacune de nos expériences a été définie par trois paramètres : le nombre d'écritures de compte dans le grand livre, le montant de charge (sous forme de paiements XLM) soumise par seconde, et le nombre de validator. Nous avons configuré chaque validator connaître tous les autres validator (le pire des cas pour SCP), avec des tranches de quorum fixées à une majorité simple de nœuds (afin de maximiser le nombre de quorums différents). Référence Notre expérience de base mesurait Stellar avec 100 000 comptes, quatre validator et la génération de charge taux de 100 transactions/seconde. Nous avons observé 507 transactions par grand livre en moyenne, avec un écart type de 49. (9,7%). Notez qu'aucune transaction n'a été abandonnée ; le léger 105 106 107 0 500 1 000 1 500 2 000 Comptes Latence [ms] Mise à jour du grand livre Vote Nomination Figure 9. Latence à mesure que le nombre de comptes augmente la variance est due aux limitations de planification du générateur de charge. Nous avons observé que le nombre de transactions par grand livre était cohérent avec notre taux de génération de charge, compte tenu du grand livre fermeture toutes les 5 secondes. Nomination, vote et grand livre la mise à jour a montré des latences moyennes de 82,53 ms, 95,96 ms et 174,08 ms, respectivement. Nous avons observé que la latence de nomination Le 99e centile est constamment inférieur à 61 ms, avec des des pics d'environ 1 seconde, correspondant à la première étape dans la fonction de timeout de sélection du leader. Compte tenu des performances de base, nous avons examiné les effets de faire varier chacun des paramètres de configuration du test. Comptes Les données de la figure 9 suggèrent que Stellar évolue ainsi que le nombre de comptes augmente. Génération de test les comptes sont devenus un processus long, à mesure que la création du compartiment et la fusion nous a empêché de simplement remplir la base de données avec des comptes directement via SQL. C'est pourquoi nous avons mené notre expériences pour un maximum de 50 000 000 de comptes. Alors qu'il y a impact minimal sur les latences de consensus et de mise à jour du grand livre, nous constatons que l'augmentation des comptes crée une surcharge de fusionner des buckets, qui deviennent plus grands. Taux de transactions Le taux de transaction a un impact sur le montant de multidiffusion du trafic entre validators, le nombre de transactions incluses dans chaque grand livre et la taille du niveau supérieur seaux. Comprendre les effets de l’augmentation des transactions charge, nous avons mené une expérience avec 100 000 comptes et 4 validator. La figure 10 montre une croissance lente de la latence du consensus, tandis que la majorité du temps était consacrée à la mise à jour du grand livre. Il n’est pas surprenant qu’à mesure que la taille de l’ensemble des transactions augmente, prend plus de temps pour le valider dans la base de données. Nous notons également que la latence de mise à jour du grand livre dépend fortement de la mise en œuvre, et est affecté par le choix de la base de données. Nœuds de validation Pour voir comment augmenter le nombre de validator tieronea un impact sur les performances, nous avons mené des expériences avec 100 000 comptes, 100 transactions/seconde et un nombre variable de validator de 4 à 43. Tous les validator sont apparus dans toutes les tranches de quorum de validator ; des tranches de quorum plus petites ont un moindre impact sur les performances.SOSP '19, du 27 au 30 octobre 2019, Huntsville, ON, Canada Lokhava et coll. 100 150 200 250 300 350 0 500 1 000 1 500 2 000 Charger [transactions/seconde] Latence [ms] Mise à jour du grand livre Vote Nomination Figure 10. Latence à mesure que la charge de transaction augmente 10 20 30 40 0 500 1 000 1 500 2 000 Validateurs Latence [ms] Mise à jour du grand livre Vote Nomination Figure 11. Latence à mesure que le nombre de nœuds augmente Modification du nombre de nœuds de validation sur le réseau impacte le nombre de messages SCP échangés ainsi que le nombre de valeurs potentielles lors de la nomination. Figure 11 montre que le temps de nomination augmente à un rythme relativement faible. Même si les données suggèrent que le scrutin constitue le goulot d'étranglement, nous Je pense que de nombreux problèmes de mise à l'échelle peuvent être résolus en améliorant Réseau superposé de Stellar pour optimiser le trafic réseau. Comme attendu, la latence de mise à jour du grand livre est restée indépendante de le nombre de nœuds. Taux de clôture Enfin, nous voulions mesurer les performances de bout en bout de Stellar en mesurant la fréquence à laquelle les grands livres sont confirmés et si Stellar atteint son objectif de 5 secondes sans abandonnant toute transaction. Nous avons observé une clôture moyenne du grand livre des temps de 5,03 s, 5,10 s et 5,15 s à mesure que nous augmentions le compte entrées, taux de transaction et nombre de nœuds, respectivement. Les résultats suggèrent que Stellar peut clôturer systématiquement les grands livres sous forte charge. 7.4 Exécution d'un validator L'une des caractéristiques importantes de Stellar est le faible coût de exécuter un validator, car les ancres devraient exécuter (ou contracter avec) validators pour faire respecter le caractère définitif. SDF exécute 3 validator de production, tous sur des instances AWS c5.large, qui ont deux cœurs, 4 Go de RAM et processeur Intel(R) Xeon(R) Platinum 8124M @ Processeurs 3,00 GHz. Inspecter l'utilisation des ressources sur un de ces machines, nous avons observé le processus Stellar utilisant environ 7% du CPU et 300 Mo de mémoire. En termes de trafic réseau, avec 28 connexions aux pairs et une taille de quorum sur 34, les débits entrants et sortants étaient de 2,78 Mbit/s et 2,56 Mbit/s, respectivement. Matériel requis pour exécuter un tel le processus est peu coûteux. Dans notre cas, le coût est de 0,054$/heure soit environ 40$/mois. 7.5 Travaux futurs Ces expériences suggèrent que Stellar peut facilement faire évoluer 1 à 2 commandes d’ampleur au-delà de l’utilisation actuelle du réseau. Parce que le les exigences de performance ont été si modestes jusqu'à présent, Stellar laisse place à de nombreuses optimisations simples en utilisant techniques bien connues. Par exemple, les transactions et SCP les messages sont diffusés par validators à l'aide d'une inondation naïve protocole, mais devrait idéalement utiliser un protocole plus efficace et plus structuré. Multidiffusion peer-to-peer [30]. De plus, lourd en base de données Le temps de mise à jour du grand livre peut être amélioré grâce à des techniques standard de traitement par lots et de prélecture.

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

Conclusion

Les paiements internationaux sont chers et prennent des jours. Fonds la garde passe par plusieurs institutions financières, notamment des banques correspondantes et des services de transfert d'argent. Parce que chaque saut doit être pleinement fiable, il est difficile pour les nouveaux entrants pour gagner des parts de marché et être compétitifs. Stellar affiche comment envoyer de l'argent partout dans le monde à moindre coût en quelques secondes. Le L'innovation clé est un nouveau protocole d'accord byzantin à adhésion ouverte, SCP, qui exploite la structure peer-to-peer du réseau financier pour parvenir à un consensus mondial dans le cadre nouvelle hypothèse sur Internet. SCP permet à Stellar de s'engager atomiquement transactions irréversibles entre participants arbitraires qui ne se connaissent pas et ne se font pas confiance. Cela garantit à son tour l’accès des nouveaux entrants aux mêmes marchés que ceux établis. joueurs, permet d'obtenir en toute sécurité le meilleur échange disponible taux même de la part de teneurs de marché peu fiables, et de façon spectaculaire réduit la latence de paiement. Remerciements Stellar ne serait pas là où il est aujourd'hui sans le début le leadership de Joyce Kim ou les formidables contributions de Scott Fleckenstein et Bartek Nowotarski dans la construction et maintenir Horizon, le SDK Stellar et d'autres éléments clés de l’écosystème Stellar. Nous remercions également Kolten Bergeron, Henry Corrigan-Gibbs, Candace Kelly, Kapil K. Jain, Boris Reznikov, Jeremy Rubin, Christian Rudder, Eric Saunders, Torsten Stüber, Tomer Weller, les évaluateurs anonymes et notre berger Justine Sherry pour ses commentaires utiles sur versions antérieures. Avis de non-responsabilité La contribution du professeur Mazières à cette publication était à titre de consultant rémunéré et ne faisait pas partie de son mandat. Devoirs ou responsabilités de l'Université de Stanford.

Paiements mondiaux rapides et sécurisés avec Stellar SOSP '19, du 27 au 30 octobre 2019, Huntsville, ON, Canada