스텔라 합의 프로토콜
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
초록
국제 결제는 느리고 비용이 많이 듭니다. 부분적으로는 이기종을 통한 멀티홉 결제 라우팅 때문입니다. 은행 시스템. Stellar는 새로운 글로벌 결제 네트워크입니다. 어디서나 디지털 화폐를 직접 전송할 수 있는 몇 초 만에 세계. 핵심 혁신은 안전한 거래입니다 새로운 메커니즘을 사용하여 신뢰할 수 없는 중개자를 통한 메커니즘 SCP라고 불리는 비잔틴 합의 프로토콜. SCP를 사용하면 각각 기관은 남아 있을 다른 기관을 지정합니다. 동의하다; 글로벌 상호 연결을 통해 금융 시스템, 전체 네트워크는 원자에 동의합니다. 중개 자산 발행자의 지급 능력이나 환율 위험 없이 임의의 기관에 걸친 거래 또는 시장 조성자. 우리는 SCP의 모델, 프로토콜 및 공식적인 검증; Stellar 결제 네트워크를 설명하세요. 마지막으로 벤치마크를 통해 경험적으로 Stellar을 평가합니다. 수년간의 생산 사용 경험. CCS 개념 • 보안 및 개인정보 보호 →분산 시스템 보안; • 전산시스템 구성 → 피어 투 피어 아키텍처 • 정보시스템 → 전자 자금 이체. 키워드 blockchain, BFT, 정족수, 지불 ACM 참조 형식: 마르타 로카바, 줄리아노 로사, 데이비드 마지에르, 그레이던 호어, 니콜라스 배리, 엘리 가프니, 조나단 조브, 라파우 말리노프스키, 제드 맥칼렙. 2019. Stellar를 통한 빠르고 안전한 글로벌 결제. SOSP에서는 ’19: 운영 체제 원칙에 관한 심포지엄, 10월 27~30일 2019, 헌츠빌, 온타리오, 캐나다. ACM, 뉴욕, 뉴욕, 미국, 17페이지. 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。
소개
국제 결제는 느리고 비용이 많이 드는 것으로 악명 높습니다 [32]. 미국에서 다음 국가로 0.50달러를 보내는 것은 비실용적입니다. *갈로이스 주식회사 †UCLA 본 저작물의 전부 또는 일부를 디지털 또는 하드 카피로 만들 수 있는 권한 개인 또는 교실 사용은 사본이 아닌 한 무료로 허용됩니다. 영리 또는 상업적 이익을 위해 제작 또는 배포되었으며 그 사본에는 다음과 같은 내용이 포함됩니다. 이 통지문과 첫 페이지에 전체 인용문이 나와 있습니다. 구성 요소에 대한 저작권 ACM이 아닌 타인이 소유한 이 저작물은 존중되어야 합니다. 추상화 신용이 허용됩니다. 다른 방식으로 복사하거나 다시 게시하거나 서버에 게시하거나 목록으로 재배포하려면 사전 특정 허가 및/또는 수수료가 필요합니다. 요청 [email protected]의 권한입니다. SOSP ’19, 2019년 10월 27~30일, 캐나다 온타리오주 헌츠빌 © 2019 컴퓨팅 기계 협회. ACM ISBN 978-1-4503-6873-5/19/10...$15.00 https://doi.org/10.1145/3341301.3359636 멕시코, 두 이웃 국가. 최종 사용자는 거의 9달러를 지불합니다. 평균 전송 [32] 및 양자간 합의 국가의 중앙은행이 중개하는 것은 단지 감소할 수 있을 뿐이다. 기본 은행 비용은 항목당 $0.67 [2]입니다. 수수료 외에, 일반적으로 국제 결제 지연 시간이 계산됩니다. 며칠 안에 해외로 빨리 돈을 가져갈 수 없게 만듭니다. 긴급 상황. 은행 시스템이 없는 국가에서는 일하거나 모든 시민에게 서비스를 제공하지 않거나 수수료가 감당할 수 없는 곳에서는 사람들이 버스([38])로 지불금을 보내는 데 의지합니다. 보트 [19], 때로는 지금 Bitcoin [55]까지, 모두 위험, 지연 또는 불편이 발생합니다. 규정 준수 비용은 항상 존재하지만 경쟁 부족으로 인해 상당한 금액의 손실이 발생한다는 증거가 있습니다 [21], 이는 비효율적인 기술로 인해 더욱 악화됩니다. 사람들이 있는 곳 혁신할 수 있고 가격과 지연 시간이 줄어듭니다. 예를 들어, 2019년 2분기 은행 계좌에서 송금하는 데 드는 평균 비용은 6.99%, 모바일 머니 수치는 4.88% [13]에 불과했습니다. 혁신을 불러일으키는 개방형 글로벌 결제 네트워크 비은행 기업과의 경쟁이 위축될 수 있습니다. 규정 준수를 포함한 모든 계층의 비용 및 대기 시간 [83]. 이 백서는 blockchain 기반 결제인 Stellar을 제시합니다. 혁신을 촉진하고 국제 결제 경쟁. Stellar이 첫 번째입니다 다음 세 가지 목표를 모두 충족하는 시스템( 참신하지만 경험적으로 유효한 "인터넷 가설"): 1. 오픈멤버십 – 누구나 통화담보 발행 가능 사용자 간에 교환할 수 있는 디지털 token입니다. 2. 발급자 시행 최종성 – token의 발급자는 이를 방지할 수 있습니다. token의 거래가 취소되거나 실행 취소되지 않습니다. 3. 발행자 간 원자성 – 사용자는 원자적으로 교환할 수 있습니다. 여러 발행자로부터 token을 거래하세요. 처음 두 개를 달성하는 것은 쉽습니다. 어떤 회사라도 Paypal, Venmo, WeChat과 같은 제품을 일방적으로 제공할 수 있습니다. 지불 또는 Alipay를 통해 지불의 최종성을 보장합니다. 그들이 만든 가상 화폐. 불행하게도 이러한 통화 간에 원자적으로 거래하는 것은 불가능합니다. 사실, Paypal이 Venmo의 모회사를 인수했음에도 불구하고 2013년에는 여전히 최종 사용자가 Venmo를 보내는 것이 불가능합니다. PayPal 사용자에게 [78] 달러를 지급합니다. 최근에야 상인들이 단일 통합으로 두 가지를 모두 수용할 수도 있습니다. 목표 2와 3은 폐쇄형 시스템에서 달성할 수 있습니다. 특히 국내결제가 효율적인 국가가 많습니다. 일반적으로 보편적으로 신뢰할 수 있는 규제 기관이 감독하는 네트워크입니다. 단, 회원가입은 비공개로 제한됩니다. 공인 은행 집합과 네트워크는 다음으로 제한됩니다. 국가의 규제 당국에 도달합니다.SOSP ’19, 2019년 10월 27~30일, 캐나다 온타리오주 헌츠빌 Lokhavaet al. 목표 1과 3은 채굴된 blockchain에서 달성되었습니다. 특히 Ethereum [3]의 ERC20 tokens 형식입니다. 이 blockchains의 핵심 아이디어는 사람들이 정착에 대해 보상할 수 있는 새로운 암호화폐를 만드는 것입니다. 되돌리기 어려운 거래. 불행하게도 이는 token 발행자가 거래 최종성을 제어하지 않는다는 것을 의미합니다. 소프트웨어인 경우 오류로 인해 거래 내역이 재구성됩니다 [26, 73], 또는 사람들을 속여 얻은 전리품이 그 비용을 초과하는 경우 기록 재구성 [74, 97], 발행자는 tokens에 대해 책임을 질 수 있습니다. 그들은 이미 실제 돈으로 교환했습니다. Stellar blockchain에는 두 가지 구별되는 속성이 있습니다. 첫째, 기본적으로 tokens 간의 효율적인 시장을 지원합니다. 다른 발행자로부터. 특히 누구나 token을 발행할 수 있습니다. blockchain은 token 쌍 간의 거래를 위한 내장 주문서를 제공하며 사용자는 경로 지불을 발행할 수 있습니다. 여러 통화쌍에 걸쳐 원자적으로 거래되는 반면 종단간 한계 가격을 보장합니다. 둘째, Stellar은 새로운 비잔틴 계약을 도입합니다. 프로토콜, SCP(Stellar 합의 프로토콜)를 통해 token 발급자는 시행할 특정 validator 서버를 지정합니다. 거래 최종성. 발행자의 validator(및 기본 디지털 서명 및 암호화 hashes는 안전하게 유지됩니다.) 발행자는 어떤 거래가 발생했는지 정확히 알고 위험을 방지합니다. blockchain 기록 재구성으로 인한 손실. SCP의 핵심 아이디어는 대부분의 자산 발행자가 다음으로부터 이익을 얻는다는 것입니다. 유동적인 시장이며 원자 거래를 촉진하기를 원합니다. 다른 자산과 함께. 따라서 validator 관리자는 해당 서버는 정확한 내용에 대해 다른 validator과 동의합니다. 모든 자산에 대한 모든 거래 내역. validator v1은 다음과 같습니다. v2에 동의하도록 구성하거나 v2에 동의하도록 구성할 수 있습니다. v1을 사용하거나 둘 다 서로 동의하도록 구성할 수 있습니다. 모든 경우에 어느 쪽도 거래 내역을 약속하지 않습니다. 다른 사람이 다른 역사를 맡을 수 없다는 것을 알고 있습니다. 전이성에 따라 v1이 v2에 동의하지 않고 v2가 v3에 동의하지 않으면(또는 그 반대) v1은 v2에 동의하지 않을 수 있습니다. v3, v3이 v1이 들어본 자산을 나타내는지 여부 의. 이러한 합의 관계가 성립한다는 가설 하에 전체 네트워크를 전이적으로 연결, SCP 보장 글로벌 협약, 이를 글로벌 비잔틴 협약으로 만듭니다. 공개 멤버십을 갖춘 프로토콜. 우리는 이 새로운 연결성 가정을 인터넷 가설이라고 부르며, 모두가 이해하는 "인터넷"을 모두 보유하고 있습니다. 전이적으로 연결된 단일 최대 규모의 IP 네트워크를 의미함) 기존 국제 결제(홉별 결제) 비원자적이지만 전이적으로 연결된 글로벌 금융 기관 네트워크). Stellar은 2015년 9월부터 프로덕션에서 사용되었습니다. blockchain 길이를 관리 가능하게 유지하기 위해 시스템이 실행됩니다. 5초 간격의 SCP—blockchain 표준으로는 빠르지만, 비잔틴 계약의 일반적인 적용보다 훨씬 느립니다. 주요 용도는 결제였지만 Stellar은(는) 비화폐 대체 가능 token에 대한 매력이 입증되었습니다. 즉각적인 2차 시장에서 제공됩니다(섹션 7.1 참조). 다음 섹션에서는 관련 작업에 대해 설명합니다. 섹션 3은 다음과 같습니다. SCP. 섹션 4에서는 SCP의 공식 검증을 설명합니다. 섹션 5에서는 Stellar의 결제 계층에 대해 설명합니다. 섹션 6 관련 우리의 배포 경험과 교훈 중 일부. 섹션 7에서는 시스템을 평가합니다. 섹션 8이 마무리됩니다.
Stellar コンセンサスプロトコル
Stellar コンセンサス プロトコル (SCP) はクォーラムベースの オープンメンバーシップを備えたビザンチン協定プロトコル。クォーラムは、個々のノードのローカル構成の決定を組み合わせて生成されます。ただし、ノードは認識するだけです 自分自身が所属する定員会に参加した後のみ、 他のすべての定足数メンバーのローカル構成を学習します。このアプローチの利点の 1 つは、SCP が本質的に どのようなノードが存在するかについての異種のビューを許容します。したがって、 ノードは一方的に参加したり離脱したりできます。 メンバーシップを調整するための「ビュー変更」プロトコル。 3.1 ビザンチン連邦協定 伝統的なビザンチン協定の問題は次のようなもので構成されています。 N 個のノードからなるクローズド システム。そのうちのいくつかには障害があり、 恣意的に行動する。ノードは入力値を受け取り、交換します。 入力の中から出力値を決定するためのメッセージ。 ビザンチン協定プロトコルは、行儀の良い 2 つのノードが異なる決定を出力せず、一意の決定を出力しない場合には安全です。 決定は有効な入力でした（有効な合意の定義にとって）SOSP ’19、2019 年 10 月 27 ～ 30 日、カナダ、オンタリオ州ハンツビル ロカバら。 事前に）。プロトコルが有効であることは、それが保証する場合に有効です。 すべての正直なノードは最終的に決定を出力します。 通常、プロトコルは整数に対して N = 3f + 1 を想定します。 f > 0 の場合、安全性と何らかの形の生存性が保証されるため、 最大でも f 個のノードに障害がある限り。これらのある段階で、 プロトコル、ノードは提案された値と提案に投票します 投票の定足数と呼ばれる 2f + 1 票を受け取ると、 決定。 N = 3f + 1 ノードの場合、任意の 2 つのクォーラム サイズ 2f + 1 は少なくとも f + 1 ノードでオーバーラップします。たとえこれらのうちの 重複するノードに障害がある場合、2 つのクォーラムは少なくとも共有します 障害のない 1 つのノードにより、矛盾した決定が防止されます。 ただし、このアプローチは、すべてのノードが同意する場合にのみ機能します。 定足数を構成するものは何ですか。SCP では不可能です。 2 つのノードは互いの存在を知らない場合もあります。 SCP では、各ノード v が一方的にノードのセットを宣言します。 (a) v は、すべての場合に次のように信じます。 スライスのメンバーがシステムの状態について同意すると、 彼らは正しく、(b) v はそのスライスの少なくとも 1 つが、 に関するタイムリーな情報を提供できるようになります。 システムの状態。結果として得られるシステムを次のように呼びます。 ノードとそのスライスの統合ビザンチン協定 （FBA）システム。次に見るように、定足数システムが登場します ノードのスライスから。 非公式には、FBA ノードのスライスは誰との関係を表します。 ノードには同意が必要です。たとえば、ノードには、それぞれ 3 つのノードを実行する 4 つの特定の組織との合意が必要な場合があります。に ダウンタイムに対応するため、スライスをすべてのセットに設定する場合があります 各組織の 2 つのノードで構成されます。これが「必要な場合」 「一致」関係は任意の 2 つのノードを推移的に関連付けます。 世界的な合意が得られます。そうしないと、発散が発生する可能性があります。 ただし組織間のみであり、どちらの組織も必要ありません 相手との合意。今日のトポロジーを考えると、 金融システムでは、広範な収束が人々が呼ぶ単一の元帳履歴を生み出し続けると仮説を立てています。 私たちがインターネットについて話すのと同じように、「Stellar ネットワーク」です。 クォーラムは次のようにスライスから生成されます。すべてのノードが指定します 送信するすべてのメッセージのクォーラム スライスが発生します。 S を 一連のメッセージの発信元となるノードのセット。あ ノードは一連のメッセージがクォーラムに達したとみなします。 S のすべてのメンバーが S に含まれるスライスを持つ場合のしきい値。 構造上、そのような集合 S は、全員一致であれば、次の条件を満たします。 各メンバーの同意要件。 障害のあるピアは、内容を変更するために作成されたスライスをアドバタイズする可能性があります。 正常に動作するノードはクォーラムを考慮します。プロトコル分析のために、FBA のクォーラムは空ではないものとして定義されます。 少なくとも 1 つのクォーラム スライスを含むノードのセット S 欠陥のない各メンバー。他のセットと同様に、この抽象化は健全です 全会一致の定足数を表すと称するメッセージの数 実際には (障害のあるノードからのメッセージが含まれている場合でも)、 そして、S に行儀の良いノードのみが含まれている場合は正確です。で このセクションでは、ノードのスライスは変更されないと仮定します。 それにもかかわらず、私たちの結果はスライス変更の場合に当てはまります。 なぜなら、スライスが変化するシステムは安全であることに劣らないからです。 ノードのスライスがすべての要素で構成される固定スライス システム。 スライス変更の場合に使用するスライス (定理を参照) [68] の 13)。セクション 4 で説明したように、活性度は以下に依存します。 行儀の良いノードは最終的に信頼性の低いノードを削除します 彼らのスライスから。 異なるノードには異なる合意要件があるため、FBA では安全性のグローバルな定義が妨げられます。私たちは言います 障害のないノード v1 と v2 が絡み合っているのは、 v1 のクォーラムが少なくとも 1 つで v2 のすべてのクォーラムと交差します。 障害のないノード。 FBAプロトコルにより合意を保証できる 絡み合ったノード間のみ。 SCP がそうするのですから、SCP のせいです 安全性に対する許容度は最適です。インターネット仮説、 Stellar の設計の根底にあるのは、人々が気にかけているノードであると述べています について絡みます。 I の外側のすべてのノードに障害がある場合でも、I のすべての 2 つのメンバーが絡み合っているような、一様に障害のないクォーラムである場合、ノードのセット I は無傷であると言います。直感的には、 それなら、私は無傷でない者の行為に影響されないようにする必要があります ノード。 SCP は、ノンブロッキングな生存性 [93] と ノード自体は必要ありませんが、無傷のセットに対する安全性 どのセットが無傷であるかを知るためです (また、知ることができない場合もあります)。 さらに、交差する 2 つのそのままのセットの和集合は次のようになります。 無傷のセット。したがって、そのままのセットは、 各パーティションが安全で稼働している、正常に動作するノード (条件によっては)ただし、異なるパーティションが出力する場合があります 異なる決定。 3.1.1 FBA における安全性と生存性の考慮事項 限られた例外 [64] を除いて、ほとんどの終了したビザンチン協定プロトコルは、均衡点に調整されています。 安全性と活性性は同じ耐障害性を持っています。 FBAでは、 つまり、障害に関係なく、すべての 絡み合ったセットもそのままです。 FBAが判断した場合、 分散型のクォーラムでは、個々のスライスの選択がこの均衡につながる可能性は低いです。さらに、 少なくともStellarでは、均衡は望ましくない: その結果 安全上の欠陥（デジタルマネーの二重使用）は、 liveness 障害 (つまり、遅延) よりもはるかに悪いです。 いずれにしても Stellar までに数日かかった支払いの場合）。人々 したがって、次のような大きなクォーラム スライスを選択する必要がありますし、実際に選択する必要があります。 それらのノードは無傷よりも絡み合ったままになる可能性が高くなります。 さらに状況が悪化すると、回復が容易になります。 FBA システムでは、従来のクローズドシステムよりも一般的な liveness 障害が発生します。閉じたシステムでは、すべてのメッセージは次のとおりである必要があります。 同じクォーラムのセットに関して解釈されます。したがって、 障害から回復するためにノードを追加および削除するには、次のことが必要です 再構成イベントについて合意に達することですが、合意が得られなくなると困難になります。それに対してFBAの場合は、 どのノードもクォーラム スライスをいつでも一方的に調整できます。 時間。システム上重要なシステムの停止に対応して 組織では、ノード管理者はスライスを次のように調整できます。 対応を調整するような感じで問題を回避する BGP の大惨事 [63] まで (ただし、次のような制約はありません) 物理ネットワークリンクを介したルーティング）。
Stellar による高速かつ安全なグローバル支払い SOSP ’19、2019 年 10 月 27 ～ 30 日、カナダ、オンタリオ州ハンツビル 3.1.2 カスケード定理 SCP は、基本的なラウンド モデル [42] のテンプレートに従います。 ノードは一連の番号付き投票を進めていきます。 3 つのタスクを試みます：（1）以前の投票の決定と矛盾しない「安全な」値を特定します（よくこのように呼ばれます） (2) 安全値に同意し、(3) 同意が成功したことを検出します。ただし、FBAは開いています メンバーシップはいくつかの一般的な手法を妨げ、 従来のクローズドプロトコルをFBAに「移植」することは不可能 クォーラムの定義を変更するだけでモデルを構築できます。 多くのプロトコルで採用されている手法の 1 つがローテーションです。 タイムアウト後にラウンドロビン方式でリーダー ノードを経由します。クローズド システムでは、ラウンドロビンのリーダー選択により確実に 最終的には、唯一無二の誠実なリーダーが、単一の価値観についての合意を調整することになるのです。残念ながらラウンドロビン メンバーシップが不明な FBA システムでは機能できません。 FBA で失敗するもう 1 つの一般的なテクニックは、特定のクォーラムがすべてのノードを説得できると想定することです。たとえば、 全員が 2f + 1 ノードをクォーラムとして認識すると、 2f + 1 署名は、すべてのノードに対してプロトコル状態を証明するのに十分です。 同様に、ノードが同一のメッセージのクォーラムを受信した場合、 信頼性の高いブロードキャスト [24] を通じて、ノードは障害のないすべてのノードにもクォーラムがあると想定できます。対照的に、FBA では、 クォーラムは、クォーラム外のノードにとっては何の意味も持ちません。 最後に、非連合システムは「逆方向」を使用することがよくあります。 安全性に関する推論: f + 1 ノードに障害がある場合、すべてが安全である 保証は失われます。したがって、ノード v が f + 1 ノードすべてを聞くと、 何らかの事実を述べる F、v は、少なくとも 1 人が、 安全性を損なうことなく、真実（したがって F は真実）になります。そんな 安全性はペアの特性であるため、FBA では推論が失敗します ノードの数が多いため、一部のピアに対して安全性を失ったノードは、 悪い事実を仮定することにより、常により多くのノードの安全性が失われます。 ただし、FBA はライブ性について逆に推論することができます。 v ブロッキング セットを、すべてのノードと交差するノードのセットとして定義します。 v のスライス。v ブロッキング セット B が満場一致で欠陥がある場合、B ノードとクォーラムを拒否し、活性を損なう可能性があります。したがって、もし B が満場一致で事実 F を述べた場合、v はいずれかの F が true または v はそのままではありません。ただし、v はまだ完全なものを確認する必要があります。 絡み合ったノードが F と矛盾しないことを知るための定足数、 これはSCPでのコミュニケーションの最終ラウンドにつながり、 類似のプロトコルでは必要のない他の FBA プロトコル [47] 非公開メンバーシッププロトコル。その結果、 潜在的な事実に対する信頼度の 3 つの可能なレベル: 不確定、無傷のノード間で想定しても安全 (これについては後で説明します) 用語は受け入れられた事実）、絡み合っていると想定するのが安全です ノード（これを確認された事実と呼びます）。 ノード v は、セット B がそのすべてのスライスと交差するかどうかをチェックすることで、セット B が vblocking かどうかを効率的に判断できます。興味深いことに、ノードが常にステートメントをアナウンスする場合、 accept し、フルクォーラムがステートメントを受け入れると、ステートメントが全体に伝播するカスケード プロセスが開始されます。 無傷のセット。この伝播の根底にある重要な事実を カスケード定理は次のことを述べています。 そのままのセット、Q は I の任意のメンバーの定足数、S は任意のメンバー Q のスーパーセットの場合、S ⊇I か、メンバー v ∈I が存在します。 v < S および I ∩S は v ブロッキングです。直感的には、これでしたか そうでない場合、S の補数には定足数が含まれます。 これは I と交差しますが、Q とは交差せず、クォーラム交差に違反しています。 S = Q から始めて S を繰り返し拡張すると、 ブロックするすべてのノードを含めると、次のようなカスケード効果が得られます。 最終的に、S は I のすべてを包含します。 3.2 プロトコルの説明 SCP は、部分同期コンセンサス プロトコル [42] であり、コンセンサスに達するための一連の試みで構成されます。 投票用紙。投票では、継続時間が長くなるタイムアウトが採用されます。あ 投票同期プロトコルにより、ノードが確実に稼働状態に維持されます。 投票用紙が届くまでの期間が長くなり、同じ投票用紙が使用される 事実上同期しています。終了は保証されません 投票が同期されるまで、ただし 2 つの同期投票 正常に動作するノードのスライスの欠陥のあるメンバーがそうなる SCP が終了するには、干渉しないだけで十分です。 投票プロトコルは、投票ごとに実行されるアクションを指定します。 投票用紙。投票は準備フェーズから始まります。 矛盾しない提案する値を決定してください 以前の決定。次に、コミットフェーズで、ノードは次のことを試みます。 準備された値に基づいて決定を行います。 投票には、連合投票と呼ばれる合意サブプロトコルが使用されます。n どのノードが抽象ステートメントに投票するか それは最終的に確認されるか、行き詰まる可能性があります。一部の記述は矛盾しているとみなされる可能性があり、安全性は 連合投票の保証は、2 人のメンバーが連合投票を行わないことです。 絡み合ったセットは矛盾したステートメントを裏付けます。ステートメントが無傷である場合を除き、ステートメントの確認は保証されません メンバー全員が同じように投票するセット。ただし、 完全なセットのメンバーがステートメントを確認します。フェデレーテッド 投票により、無傷のセットのすべてのメンバーが最終的にそのステートメントを確認することが保証されます。そこで、取り返しのつかない措置を講じる 確認ステートメントに応じて、生存期間を維持します 無傷のノード。 ノードは最初に、候補から取得した値を提案します。 メンバー全員が無傷である可能性を高めるプロトコル 同じ値を提案する集合、そして最終的には収束する (ただし、収束が完了したかどうかを判断する方法はありません)。 指名は、連合による投票とリーダーの選択を組み合わせたものです。 FBAでは総当たりが不可能なため、指名は 確率的なリーダー選択スキーム。 カスケード定理は投票においても重要な役割を果たします。 同期を確立し、ブロック状態を回避します。 終了はもう不可能です。 3.2.1 投票 SCP ノードは一連の番号付き投票を進め、連合投票を利用して以下の声明に同意します。 値はどの投票用紙で決定されるか決定されません。非同期の場合 または、誤った行動により投票番号 n での決定に達することができません。 ノードがタイムアウトになり、投票 n + 1 で再試行します。
SOSP ’19、2019 年 10 月 27 ～ 30 日、カナダ、オンタリオ州ハンツビル ロカバら。 連合投票が終了しない可能性があることを思い出してください。したがって、いくつかの 投票用紙に関する発言は永久に固定化される可能性があります ノードがその状態にあるかどうかを決して判断できない不定状態。 まだ進行中か停止中です。ノードは除外できないため 不確定な発言が後で真実であることが判明する可能性、 新しい声明に対する連合投票を決して試みてはなりません 矛盾する不定なもの。 各投票 n では、ノードは 2 つのタイプの連合投票を使用します。 ステートメントの: • prepare ⟨n,x⟩ – x 以外の値がないことを示します n 以内の投票で決定された、または今後決定されることになります。 • commit ⟨n,x⟩ – x が投票 n で決定されると述べます。 重要なのは、prepare ⟨n,x⟩ は commit に矛盾することに注意してください。 ⟨n′,x ′⟩ n ≧ n′かつ x , x ′のとき。 ノードは、投票 n に対して連合投票を試みることによって開始します。 ステートメントは ⟨n,x⟩ を準備します。以前の準備ステートメントがある場合 連合投票により無事確認されました。 ノードは、確認された最高の投票用紙から x を選択します。それ以外の場合、ノードは x を 指名プロトコルについては次のサブセクションで説明します。 ノードが ⟨n,x⟩ の準備を正常に確認した場合にのみ 投票 n では、コミット ⟨n,x⟩ で統合投票を試みます。もし それが成功した場合、SCP が決定したことを意味するため、ノードは次のように出力します。 確認されたコミットステートメントの値。 絡み合った集合 S を考えてみましょう。値は 1 つだけなので、 特定の投票用紙で S のメンバーが作成したものであることを確認できますが、2 つの異なる値がコミットされたことを確認することはできません。 特定の投票用紙に含まれる S のメンバー。さらに、 commit ⟨n,x⟩ の場合 が確認されたら、⟨n,x⟩ を準備することも確認されました。それ以来 prepare ⟨n,x⟩ は、フェデレーション投票の合意保証により、異なる値に対する以前のコミットと矛盾します。 異なる値が以前に決定されることはないことがわかります。 S のメンバーによる投票。投票番号の誘導により、 したがって、SCP は安全であることがわかります。 生存性については、無傷のセット I と十分に長いものを考慮してください。 同期投票 n.スライスに障害のあるノードが現れた場合 行儀の良いノードのうち、n に干渉しないノードは投票によって決定されます n + 1 I のすべてのメンバーは、prepare ステートメントの同じ集合 P を確認しました。 P = ∅で投票用紙 n が十分に長い場合、 指名プロトコルは、ある値 x に収束します。 それ以外の場合、x を P で最も高い投票数を持つ準備からの値とします。いずれにしても、私は一律にフェデレーションを試みます。 次の投票で⟨n + 1,x⟩を準備することに投票します。したがって、もし n + 1 も同期しているため、必然的に x の決定が続きます。 3.2.2 指名 指名には、以下の声明に対する連合投票が必要となります。 • nominate x – x が有効な決定候補であると述べます。 ノードは、複数の値 (異なる値) を指名するために投票することができます。 指名発言は矛盾していない。ただし、一度、 ノードは任意の指名ステートメントを確認すると、投票を停止します。 新しい価値観を提案します。フェデレーション投票により、ノードは引き続き次のことを行うことができます。 投票しなかった新たな指名声明を確認する。 投票または承認 定足数から 受け入れる 定足数から は有効です からのを受け入れる ブロッキングセット コミットされていない に投票した を受け入れました を確認した に投票しました 図 1. 連合投票の段階 完全なセットのメンバーがお互いのことを確認できるようになります。 新たな投票を保留しながら、ノミネートされた値を変更します。 指名の (進化する) 結果は、確認された指名ステートメント内のすべての値の決定論的な組み合わせです。もし x はトランザクションのセットを表し、ノードは和集合を取ることができます セットの中で、最大のセット、または最も高い hash を持つセット、つまり すべてのノードが同じことを行う限り。ノードが新規を保留しているため 1 つの指名発言を確認した後に投票します。 確認されたステートメントには、有限個の値のみを含めることができます。 確認された声明が確実に拡散したという事実 無傷のセットとは、無傷のノードが最終的に 候補値のセットが同じであるため、候補結果が得られます。 ただし、プロトコルの後半の未知の時点で任意に行われました。 ノードはフェデレーテッド リーダー選択を採用して、 nominate ステートメント内の異なる値の数。のみ 指名声明にまだ投票していない指導者は、新しい × を導入することができます。他のノードはメッセージの受信を待機します リーダーの（有効な）指名投票をコピーするだけです。 失敗に対応するために、リーダーのセットは成長し続けます。 タイムアウトが発生しますが、実際には x の新しい値を導入するノードはわずかです。 3.2.3 連合投票 連合投票では、以下に示す 3 段階のプロトコルが採用されています。 図 1. ノードは最初に抽象ステートメントに同意しようとします 投票し、次に承認し、最後に声明を確認します。 ノード v は、有効なステートメント a に投票できます。 他と矛盾する未決の投票数と受け入れられた声明。これは、署名された投票メッセージをブロードキャストすることによって行われます。 v 次に、a が他の受け入れられたステートメントと一致しており、かつ (ケース 1)v が次のクォーラムのメンバーである場合に、a を受け入れます。 各ノードは、a に投票するか、a を受け入れるか、または (ケース 2) v の場合でも a に投票しませんでしたが、v ブロッキング セットは a を受け入れます。ケース 2 の場合、v は 以前に a に反対する票を投じたことがあるが、現在は 却下されました。 v 否決された投票については忘れてもよい そして、もしvが無傷なら、それは知っているので、それらをキャストしなかったふりをします 否決された投票では、ケース 1 によって定足数を満たすことはできません。 v a を受け入れることをブロードキャストし、それが入っているときに a を確認します。 全会一致で承認する定足数。図 2 は、 v ブロック集合とカスケード定理の効果 連合投票。 2 つの必要なクォーラムが共有する必要があるため、絡み合った 2 つのノードは矛盾するステートメントを確認できません。Stellar による高速かつ安全なグローバル支払い SOSP ’19、2019 年 10 月 27 ～ 30 日、カナダ、オンタリオ州ハンツビル 3 4 2 1 5 7
Stellar 합의 프로토콜
Stellar 합의 프로토콜(SCP)은 쿼럼 기반입니다. 공개 멤버십을 갖춘 비잔틴 계약 프로토콜. 쿼럼은 개별 노드의 결합된 로컬 구성 결정에서 나타납니다. 그러나 노드는 오직 자신이 속한 정원회, 그리고 그 이후에만 다른 모든 정원회 구성원의 로컬 구성을 학습합니다. 이 접근 방식의 한 가지 이점은 SCP가 본질적으로 어떤 노드가 존재하는지에 대한 이질적인 관점을 허용합니다. 따라서, 노드는 별도의 작업 없이 일방적으로 합류하고 나갈 수 있습니다. 멤버십을 조정하기 위한 "변경 보기" 프로토콜입니다. 3.1 연합 비잔틴 계약 전통적인 비잔틴 합의 문제는 다음과 같이 구성됩니다. N개 노드로 구성된 폐쇄형 시스템. 그 중 일부는 결함이 있으며 임의로 행동하십시오. 노드는 입력 값을 받고 교환합니다. 입력 중 출력 값을 결정하는 메시지입니다. 비잔틴 합의 프로토콜은 선의로 행동하는 두 노드가 서로 다른 결정과 고유한 결과를 출력하지 않을 때 안전합니다. 결정은 유효한 입력이었습니다(유효한 합의의 일부 정의에 대해).SOSP ’19, 2019년 10월 27~30일, 캐나다 온타리오주 헌츠빌 Lokhavaet al. 사전에). 프로토콜은 다음을 보장할 때 활성화됩니다. 모든 정직한 노드는 결국 결정을 내립니다. 일반적으로 프로토콜은 일부 정수에 대해 N = 3f + 1이라고 가정합니다. f > 0이면 안전성과 어떤 형태의 활성도 보장됩니다. 최대 f 노드에 결함이 있는 한. 이들 중 어느 단계에서는 프로토콜, 노드는 제안된 값과 제안에 투표합니다. 투표 정족수라고 불리는 2f + 1 표를 받는 것은 다음과 같습니다. 결정. N = 3f + 1개 노드의 경우 두 쿼럼은 크기 2f + 1은 최소 f + 1개 노드에서 겹칩니다. 만약 이것들이 f개라도 겹치는 노드에 결함이 있는 경우 두 쿼럼은 최소한 결함이 없는 노드 하나를 사용하여 모순된 결정을 방지합니다. 그러나 이 접근 방식은 모든 노드가 동의하는 경우에만 작동합니다. 쿼럼을 구성하는 것은 SCP에서는 불가능합니다. 두 노드는 서로의 존재조차 알지 못할 수도 있습니다. SCP를 사용하면 각 노드 v가 일방적으로 노드 집합을 선언합니다. (a) v는 쿼럼 슬라이스라고 부릅니다. 슬라이스의 구성원이 시스템 상태에 동의하면 그들은 옳고, (b) v는 그 조각 중 적어도 하나가 에 관한 정보를 적시에 제공할 수 있을 것입니다. 시스템 상태. 우리는 결과 시스템을 다음과 같이 부릅니다. 노드와 그 조각, 연합 비잔틴 계약 (FBA) 시스템. 다음에 살펴보겠지만, 정족수 시스템이 등장합니다. 노드의 조각에서. 비공식적으로 FBA 노드의 슬라이스는 누구와 함께 있는지 표현합니다. 노드에는 동의가 필요합니다. 예를 들어, 노드는 각각 3개의 노드를 실행하는 4개의 특정 조직과의 계약이 필요할 수 있습니다. 에 가동 중지 시간을 수용하여 슬라이스를 모든 세트로 설정할 수 있습니다. 각 조직의 2개 노드로 구성됩니다. 이것이 "필요하다면 '합의' 관계는 임의의 두 노드를 전이적으로 관련시킵니다. 우리는 세계적인 합의를 얻었습니다. 그렇지 않으면 우리는 발산을 얻을 수 있습니다. 그러나 어느 쪽도 요구하지 않는 조직 사이에서만 가능합니다. 상대방과의 합의. 오늘의 토폴로지를 고려하면 금융 시스템에서 우리는 광범위한 수렴이 사람들이 부르는 단일 원장 기록을 계속 생성할 것이라고 가정합니다. 우리가 인터넷에 대해 말하는 것과 마찬가지로 "Stellar 네트워크"입니다. 쿼럼은 다음과 같이 조각에서 발생합니다. 모든 노드는 지정합니다 보내는 모든 메시지에서 쿼럼 조각이 삭제됩니다. S를 메시지 집합이 시작된 노드 집합입니다. 에이 노드는 메시지 집합이 쿼럼에 도달한 것으로 간주합니다. S의 모든 구성원이 S에 포함된 슬라이스를 가질 때 임계값입니다. 구성에 따르면, 그러한 집합 S는 만장일치로 다음을 만족합니다. 각 회원의 동의 요구 사항. 결함이 있는 피어는 무엇을 변경하기 위해 제작된 슬라이스를 광고할 수 있습니다. 선의로 행동하는 노드는 쿼럼을 고려합니다. 프로토콜 분석을 위해 FBA의 쿼럼을 비어 있지 않은 것으로 정의합니다. 적어도 하나의 쿼럼 슬라이스를 포함하는 노드 집합 S 결함이 없는 각 멤버. 이 추상화는 어떤 집합과 마찬가지로 건전합니다. 만장일치로 정족수를 대표한다고 주장하는 메시지 실제로 그렇습니다(결함 있는 노드의 메시지가 포함된 경우에도). S가 선의로 행동하는 노드만 포함하면 정확합니다. 에서 이 섹션에서는 노드의 슬라이스가 변경되지 않는다고 가정합니다. 그럼에도 불구하고 우리의 결과는 슬라이스 변경 사례로 이전됩니다. 슬라이스가 변경되는 시스템은 다음과 같이 안전하기 때문입니다. 노드의 슬라이스가 모든 항목으로 구성되는 고정 슬라이스 시스템 슬라이스 변경 사례에서 사용한 슬라이스(정리 참조) [68]의 13). 섹션 4에서 설명했듯이 활성 상태는 다음에 따라 달라집니다. 선량하게 행동하는 노드는 결국 신뢰할 수 없는 노드를 제거합니다. 그들의 조각에서. 노드마다 계약 요구 사항이 다르기 때문에 FBA에서는 안전에 대한 글로벌 정의를 배제합니다. 우리는 말한다 결함이 없는 노드 v1과 v2는 다음과 같은 경우 서로 얽혀 있습니다. v1의 쿼럼은 적어도 하나의 v2의 모든 쿼럼과 교차합니다. 결함이 없는 노드. FBA 프로토콜은 합의를 보장할 수 있습니다. 얽힌 노드 사이에서만; SCP가 그렇게 하기 때문에, 그것의 잘못이다 안전에 대한 내성이 최적입니다. 인터넷 가설, Stellar의 기본 디자인에는 사람들이 관심을 갖는 노드가 명시되어 있습니다. 대략 얽히게 됩니다. I 외부의 모든 노드에 결함이 있더라도 I의 모든 두 구성원이 서로 얽혀 있는 균일하게 결함이 없는 쿼럼인 경우 노드 집합 I는 손상되지 않습니다. 직관적으로, 그러면 나는 손상되지 않은 사람의 행동에 영향을 받지 않는 상태를 유지해야 합니다. 노드. SCP는 비차단 활성 [93]과 노드 자체는 필요하지 않지만 손상되지 않은 세트에 대한 안전성 어떤 세트가 손상되지 않았는지 알 수 있습니다(알지 못할 수도 있음). 게다가, 교차하는 두 개의 온전한 집합의 합집합은 다음과 같습니다. 온전한 세트. 따라서 손상되지 않은 세트는 다음의 파티션을 정의합니다. 각 파티션이 안전하고 활성화되어 있는 잘 동작하는 노드 (일부 조건 하에서)하지만 다른 파티션이 출력될 수 있습니다. 다양한 결정. 3.1.1 FBA의 안전 및 활성 고려 사항 제한된 예외([64])를 제외하고 대부분의 폐쇄형 비잔틴 합의 프로토콜은 균형점에 맞춰 조정됩니다. 안전성과 활성성은 동일한 내결함성을 갖습니다. FBA에서는 이는 장애에 관계없이 모든 것이 가능한 구성을 의미합니다. 얽힌 세트도 그대로 유지됩니다. FBA가 결정한다는 점을 고려하면 분산된 방식으로 쿼럼을 구성하는 경우 개별 슬라이스 선택이 이러한 균형으로 이어질 가능성은 거의 없습니다. 더욱이, 적어도 Stellar에서는 균형이 바람직하지 않습니다. 그 결과 안전 실패(즉, 이중 지출 디지털 화폐)는 활성 실패(즉, 지연)보다 훨씬 더 나쁩니다. 어쨌든 Stellar 전에 며칠이 걸린 지불). 사람 그러므로 큰 쿼럼 조각을 선택해야 하며 그렇게 해야 합니다. 그들의 노드는 손상되지 않은 것보다 서로 얽혀 있을 가능성이 더 높습니다. 저울을 더 기울이면 회복하기가 더 쉽습니다. 기존의 폐쇄형 시스템보다 FBA 시스템의 일반적인 활성 오류입니다. 폐쇄형 시스템에서는 모든 메시지가 다음과 같아야 합니다. 동일한 정원회 집합을 기준으로 해석됩니다. 따라서, 장애 복구를 위해 노드를 추가 및 제거하려면 다음이 필요합니다. 합의가 더 이상 활성화되지 않으면 재구성 이벤트에 대한 합의에 도달하기가 어렵습니다. 이에 반해 FBA의 경우 모든 노드는 언제든지 쿼럼 슬라이스를 일방적으로 조정할 수 있습니다. 시간. 시스템적으로 중요한 서비스의 중단에 대응하여 조직에서 노드 관리자는 슬라이스를 다음과 같이 조정할 수 있습니다. 문제를 해결하세요. 대응을 조정하는 것과 비슷합니다. BGP 재앙 63 물리적 네트워크 링크를 통한 라우팅).
Stellar을 통한 빠르고 안전한 글로벌 결제 SOSP ’19, 2019년 10월 27~30일, 캐나다 온타리오주 헌츠빌 3.1.2 캐스케이드 정리 SCP는 기본 원형 모델 [42]의 템플릿을 따릅니다. 노드는 번호가 매겨진 일련의 투표를 통해 진행됩니다. 세 가지 작업 시도: (1) 이전 투표의 결정과 모순되지 않는 "안전한" 값을 식별합니다(종종 투표용지 준비), (2) 안전한 값에 동의하고, (3) 합의가 성공적이었음을 감지합니다. 그러나 FBA는 열려 있습니다. 멤버십은 몇 가지 일반적인 기술을 방해합니다. 기존의 폐쇄형 프로토콜을 FBA로 "포팅"하는 것은 불가능합니다. 단순히 쿼럼의 정의를 변경하여 모델을 만들 수 있습니다. 많은 프로토콜에서 사용되는 기술 중 하나는 회전입니다. 시간 초과 후 라운드 로빈 방식으로 리더 노드를 통과합니다. 폐쇄형 시스템에서는 라운드 로빈 리더 선택이 보장됩니다. 결국 독특하고 정직한 리더는 단일 가치에 대한 합의를 조정하게 됩니다. 아쉽게도 라운드 로빈 멤버십을 알 수 없는 FBA 시스템에서는 작업할 수 없습니다. FBA에서 실패하는 또 다른 일반적인 기술은 특정 쿼럼이 모든 노드를 설득할 수 있다고 가정하는 것입니다. 예를 들어, 모든 사람이 2f + 1 노드를 쿼럼으로 인식하면 2f + 1개의 서명이면 모든 노드에 대한 프로토콜 상태를 증명하는 데 충분합니다. 마찬가지로, 노드가 동일한 메시지의 쿼럼을 수신하는 경우 신뢰할 수 있는 브로드캐스트 [24]을 통해 노드는 결함이 없는 모든 노드도 쿼럼을 볼 것이라고 가정할 수 있습니다. 이와 대조적으로 FBA에서는 쿼럼은 쿼럼 외부의 노드에 아무런 의미가 없습니다. 마지막으로, 비연합 시스템은 종종 "역방향"을 사용합니다. 안전에 대한 추론: f + 1개 노드에 결함이 있는 경우 모든 안전 보증이 손실됩니다. 따라서 노드 v가 f + 1개 노드를 모두 듣는다면 어떤 사실 F를 진술하고, v는 적어도 하나가 F를 말하고 있다고 가정할 수 있습니다. 안전의 손실 없이 진실(따라서 F가 참)입니다. 그러한 안전은 쌍의 속성이기 때문에 FBA에서는 추론이 실패합니다. 따라서 일부 피어에 대한 안전성을 잃은 노드는 항상 나쁜 사실을 가정하여 더 많은 노드에 대한 안전을 잃습니다. 그러나 FBA는 활성에 대해 거꾸로 추론할 수 있습니다. v-차단 세트를 모든 노드와 교차하는 노드 세트로 정의합니다. v의 슬라이스. v-차단 세트 B가 만장일치로 결함이 있는 경우 B 노드 v 쿼럼을 거부하고 활성 상태를 저하할 수 있습니다. 따라서 만약 B가 만장일치로 사실 F를 진술하면, v는 F가 다음 중 하나라는 것을 알게 됩니다. true 또는 v가 손상되지 않았습니다. 그러나 v는 여전히 전체 내용을 확인해야 합니다. 얽힌 노드가 F와 모순되지 않는다는 것을 알기 위한 쿼럼 이는 SCP에서의 마지막 의사소통으로 이어지며 유사하게 필요하지 않은 다른 FBA 프로토콜 [47] 폐쇄형 멤버십 프로토콜. 그 결과 우리는 잠재적인 사실에 대한 세 가지 가능한 신뢰 수준: 불확정, 온전한 노드 사이에서 가정해도 안전함(우리는 이를 용어로 인정된 사실), 서로 얽혀 있는 것으로 가정해도 안전합니다. 노드(확인된 사실이라고 부르겠습니다). 노드 v는 B가 모든 슬라이스와 교차하는지 여부를 확인하여 집합 B가 vblocking인지 여부를 효율적으로 결정할 수 있습니다. 흥미롭게도 노드가 항상 성명을 발표한다면 전체 쿼럼이 성명을 수락하면 성명이 전체에 전파되는 계단식 프로세스가 시작됩니다. 온전한 세트. 우리는 이 전파의 기초가 되는 핵심 사실을 다음과 같이 부릅니다. 캐스케이드 정리는 다음과 같습니다. 만약 내가 온전한 집합, Q는 I의 임의 구성원의 쿼럼이고 S는 임의의 구성원입니다. Q의 상위 집합, S ⊇I 또는 멤버 v ∈I가 있음 v < S이고 I ∩S는 v-차단입니다. 직관적으로 이랬나? 그렇지 않은 경우 S의 보수에는 쿼럼이 포함됩니다. 이는 I와 교차하지만 Q와는 교차하지 않아 쿼럼 교차를 위반합니다. S = Q로 시작하여 S를 반복적으로 확장하면 차단하는 모든 노드를 포함하면 계단식 효과를 얻을 수 있습니다. 결국 S는 I를 모두 포함합니다. 3.2 프로토콜 설명 SCP는 합의에 도달하기 위한 일련의 시도로 구성된 부분 동기식 합의 프로토콜 [42]입니다. 투표용지. 투표용지는 지속 시간이 늘어나는 타임아웃을 사용합니다. 에이 투표 동기화 프로토콜은 노드가 계속 유지되도록 보장합니다. 투표용지가 나올 때까지 동일한 투표용지를 점점 더 오랜 기간 동안 사용함 효과적으로 동기식입니다. 종료가 보장되지 않습니다. 투표용지가 동기식일 때까지는 두 개의 동기식 투표용지가 있습니다. 선의로 행동하는 노드 슬라이스의 결함이 있는 구성원이 수행하는 작업 방해하지 않으면 SCP가 종료되기에 충분합니다. 투표 프로토콜은 각 투표 동안 취해지는 조치를 지정합니다. 투표. 투표는 준비 단계로 시작됩니다. 모순되지 않는 제안 가치를 결정하려고 노력하십시오. 이전 결정. 그런 다음 커밋 단계에서 노드는 다음을 시도합니다. 준비된 가치에 대한 결정을 내립니다. 투표는 연합 투표라는 합의 하위 프로토콜을 사용합니다.n 어떤 노드가 추상 진술에 투표하는지 결국 확인되거나 중단될 수 있습니다. 일부 진술은 모순되는 것으로 지정될 수 있으며 안전성은 연합 투표의 보장은 두 명의 구성원이 참여하지 않는다는 것입니다. 서로 얽힌 세트는 모순되는 진술을 확인합니다. 손상되지 않은 경우를 제외하고 명세서의 확인은 보장되지 않습니다. 구성원이 모두 같은 방식으로 투표하도록 설정합니다. 그러나 만약 온전한 집합의 구성원이 연합된 진술을 확인합니다. 투표는 온전한 세트의 모든 구성원이 결국 해당 진술을 확인하도록 보장합니다. 그러므로 되돌릴 수 없는 조치를 취하는 것은 확인 진술에 대한 응답으로 다음의 활성 상태를 유지합니다. 온전한 노드. 노드는 처음에 추천을 통해 얻은 가치를 제안합니다. 손상되지 않은 모든 구성원의 가능성을 높이는 프로토콜 동일한 가치를 제안하는 세트는 결국 수렴됩니다. (그러나 수렴이 완료되었는지 확인할 방법은 없습니다). 지명은 연합 투표와 리더 선택을 결합합니다. FBA에서는 라운드 로빈이 불가능하기 때문에 지명은 다음을 사용합니다. 확률론적 리더 선택 계획. 캐스케이드 정리는 투표에서 중요한 역할을 합니다. 동기화 및 차단된 상태를 방지하는 데 있어 더 이상 종료가 불가능합니다. 3.2.1 투표 SCP 노드는 일련의 번호가 매겨진 투표를 진행하며 연합 투표를 사용하여 다음 사항에 대한 진술에 동의합니다. 가치는 어느 투표에서 결정되거나 결정되지 않습니다. 비동기인 경우 또는 잘못된 행동으로 인해 투표 n에서 결정을 내리지 못하는 경우, 노드는 시간 초과되고 투표 n + 1에서 다시 시도합니다.
SOSP ’19, 2019년 10월 27~30일, 캐나다 온타리오주 헌츠빌 Lokhavaet al. 소환 연합 투표는 종료되지 않을 수 있습니다. 따라서 일부 투표 용지에 대한 진술은 영구적으로 정체될 수 있습니다. 노드가 자신인지 여부를 결코 결정할 수 없는 불확정 상태 아직 진행 중이거나 중단되었습니다. 노드는 배제할 수 없기 때문에 불확실한 진술이 나중에 사실로 판명될 가능성, 새로운 진술에 대해 연합 투표를 시도해서는 안 됩니다. 불확실한 것에 반대되는 것. 각 투표 n에서 노드는 두 가지 유형에 대한 연합 투표를 사용합니다. 성명서 : • prepare ⟨n,x⟩ – x 이외의 값은 없음을 나타냅니다. ≤n 투표에서 결정되었거나 결정될 예정입니다. • commit ⟨n,x⟩ – x가 투표 n에서 결정되었음을 나타냅니다. 중요한 것은 ⟨n,x⟩contradicts 커밋을 준비하는 것입니다. ⟨n′,x ′⟩n ≥n′이고 x , x ′인 경우. 노드는 a에 대한 연합 투표를 시도하여 n 투표를 시작합니다. 명령문은 ⟨n,x⟩를 준비합니다. 이전 준비 문이 있는 경우 연합투표를 통해 성공적으로 확인되었으며, 노드는 확인된 가장 높은 투표 준비에서 x를 선택합니다. 그렇지 않으면 노드는 x를 다음의 출력으로 설정합니다. 다음 하위 섹션에 설명된 지명 프로토콜. 노드가 준비 ⟨n,x⟩를 성공적으로 확인한 경우에만 투표 n에서는 커밋 ⟨n,x⟩에 대해 연합 투표를 시도합니다. 만약에 성공하면 SCP가 결정했음을 의미하므로 노드는 다음을 출력합니다. 확인된 커밋 문의 값입니다. 얽힌 집합 S를 생각해 보세요. 최대 하나의 값이므로 특정 투표에서 S 구성원이 작성한 것을 확인할 수 있지만 두 가지 다른 값이 확인되지는 않습니다. 특정 투표 용지에 S 멤버가 포함됩니다. 게다가 ⟨n,x⟩를 커밋하면 확인되면 준비 ⟨n,x⟩도 확인되었습니다. 이후 prepare ⟨n,x⟩는 연합 투표의 합의 보장에 따라 다른 값에 대한 이전 커밋과 모순됩니다. 우리는 이전에 다른 값이 결정될 수 없다는 것을 알고 있습니다. S회원의 투표. 투표용지 번호 유도를 통해 우리는 그러므로 SCP가 안전하다는 것을 알아내십시오. 활성을 위해서는 온전한 세트 I와 충분히 긴 세트를 고려하세요. 동기식 투표 n. 조각에 결함이 있는 노드가 나타나는 경우 선의로 행동하는 노드 중 n개는 간섭하지 않고 투표를 통해 간섭합니다. n + 1 I의 모든 멤버는 동일한 준비문 세트 P를 확인했습니다. P = ∅이고 투표용지 n이 충분히 길면, 지명 프로토콜은 어떤 값 x에 수렴될 것입니다. 그렇지 않은 경우 x를 P에서 가장 높은 투표로 준비한 값으로 둡니다. 어느 쪽이든 균일하게 페더레이션을 시도합니다. 다음 투표에서 준비 ⟨n + 1,x⟩에 투표하세요. 그러므로 만일 n + 1도 동기식이므로 x에 대한 결정은 필연적으로 따릅니다. 3.2.2 지명 지명에는 다음 진술에 대한 연합 투표가 수반됩니다. • x 지명 – x가 유효한 결정 후보임을 명시합니다. 노드는 여러 가치를 지명하기 위해 투표할 수 있습니다. 지명 진술은 모순되지 않습니다. 그러나 일단 노드는 지명 성명을 확인하고 투표를 중단합니다. 새로운 가치를 지명합니다. 연합 투표는 여전히 노드가 다음을 수행할 수 있도록 허용합니다. 투표하지 않은 새로운 지명 성명을 확인합니다. 투표 또는 수락 정족수에서 받아들이다 정족수에서 a는 유효하다 ~로부터 받다 차단 세트 커밋되지 않은 투표했다 받아들였다 확인했다 ¬a에 투표했습니다 그림 1. 연합 투표 단계 온전한 집합의 구성원이 서로 확인할 수 있도록 허용 새로운 투표를 보류하면서 가치를 지명합니다. 지명의 (진화하는) 결과는 확인된 지명 명세서에 있는 모든 값의 결정론적 조합입니다. 만약에 x는 일련의 거래를 나타내며, 노드는 합집합을 취할 수 있습니다. 세트 중 가장 큰 세트 또는 가장 높은 hash을 가진 세트입니다. 모든 노드가 동일한 작업을 수행하는 한. 노드가 새로운 것을 보류하기 때문에 하나의 지명 성명을 확인한 후 투표합니다. 확인된 문에는 한정된 수의 값만 포함될 수 있습니다. 확인된 진술이 확실하게 전파된다는 사실 손상되지 않은 세트는 손상되지 않은 노드가 결국 다음으로 수렴됨을 의미합니다. 동일한 지정 값 세트 및 그에 따른 지정 결과, 하지만 프로토콜의 임의로 늦은 시점에 알 수 없는 지점이 있습니다. 노드는 연합 리더 선택을 사용하여 지명 진술서의 다양한 값 수. 만 지명 성명서에 아직 투표하지 않은 리더는 새로운 x를 도입할 수 있습니다. 다른 노드는 응답을 기다립니다. 리더의 (유효한) 지명 투표를 복사하면 됩니다. 실패를 수용하기 위해 리더 세트는 다음과 같이 계속 성장합니다. 시간 초과가 발생하지만 실제로는 소수의 노드에서만 새로운 x 값이 도입됩니다. 3.2.3 연합 투표 연합 투표는 다음과 같은 3단계 프로토콜을 사용합니다. 그림 1. 노드는 먼저 추상적 진술에 동의하려고 시도합니다. 투표하고, 수락하고, 최종적으로 진술을 확인합니다. 노드 v는 그렇지 않은 유효한 진술 a에 투표할 수 있습니다. 다른 것과 모순된다미결제 투표 및 수락된 성명서. 이는 서명된 투표 메시지를 방송함으로써 이루어집니다. v 그런 다음 a가 다른 승인된 진술과 일치하고 (사례 1) v가 다음과 같은 쿼럼의 구성원인 경우 a를 승인합니다. 각 노드는 a에 투표하거나 a를 수락합니다. 또는 (케이스 2) v인 경우에도 마찬가지입니다. a에 투표하지 않았으면 v-차단 세트가 a를 수락합니다. 경우 2의 경우, v는 이전에 a에 반대되는 투표를 한 적이 있는데, 지금은 기각되었습니다. v 기각된 투표를 잊어버리는 것이 허용됩니다. v가 손상되지 않은 경우 이를 알고 있기 때문에 결코 캐스팅하지 않은 척합니다. 기각된 투표는 사례 1을 통해 정족수를 완료할 수 없습니다. v는 a를 수락한다고 브로드캐스트한 다음 a가 수신되면 확인합니다. 만장일치로 a를 받아들이는 정족수. 그림 2는 v-차단 세트의 효과와 캐스케이드 정리 연합투표. 서로 얽힌 두 개의 노드는 모순되는 진술을 확인할 수 없습니다. 두 개의 필수 쿼럼이 공유해야 하기 때문입니다.Stellar를 통한 빠르고 안전한 글로벌 결제 SOSP ’19, 2019년 10월 27~30일, 캐나다 온타리오주 헌츠빌 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。
X 투표
Y에 투표하세요 (아) 3 4 2 1 5 7 6 투표 X 투표 X 투표 X 투표 Y 투표 X 투표 Y 투표 Y (비) 3 4 2 1 5 7 6 수락 X 투표 X 수락 X 투표 Y 수락 X 투표 Y 투표 Y (다) 3 4 2 1 5 7 6 수락 X 수락 X 수락 X 투표 Y 수락 X 수락 X 투표 Y (디) 3 4 2 1 5 7 6 수락 X 투표 X 수락 X 수락 X 수락 X 수락 X 수락 X (e) 그림 2. 연합 투표의 계단식 효과. 각 노드에는 슬라이스 구성원에 대한 화살표로 표시된 하나의 쿼럼 슬라이스가 있습니다. (a) 모순되는 진술 X와 Y가 도입됩니다. (b) 노드는 유효한 진술에 투표합니다. (c) 노드 1은 쿼럼 후에 X를 수락합니다. {1, 2, 3, 4}는 만장일치로 X에 투표합니다. (d) 노드 1, 2, 3, 4는 모두 X를 수락합니다. 세트 {1}은 5-차단이므로 노드 5는 X를 허용하여 무시합니다. Y에 대한 이전 투표입니다. (e) 세트 {5}는 6 및 7 차단이므로 6과 7은 모두 X를 허용합니다. 모순되는 진술을 받아들일 수 없는 결함이 없는 노드입니다. 진술 확인은 보장되지 않습니다. 분할 투표의 경우 두 진술 모두 영구적일 수 있습니다. 투표 단계에서 정족수를 기다리지 못했습니다. 그러나 만일 온전한 세트의 노드 나는 진술, 즉 캐스케이드를 확인합니다. 정리와 사례 2를 수락하면 결국 모든 것이 보장됩니다. 그 진술을 확인하십시오. 3.2.4 투표지 동기화 노드가 해당 커밋 문을 확인할 수 없는 경우 현재 투표용지에서 시간 초과 후 포기합니다. 시간 초과가 발생합니다. 임의의 범위에 맞게 조정하기 위해 각 투표 용지의 길이를 늘립니다. 네트워크 지연에. 그러나 시간 초과만으로는 동시에 시작되지 않은 노드의 투표를 동기화하는 데 충분하지 않습니다. 다른 이유로 동기화가 해제되었습니다. 동기화를 달성하기 위해 노드는 노드가 노드의 일부인 경우에만 타이머를 시작합니다. 현재(또는 이후) 투표 n에 모두 참여하는 정족수. 이 일찍 시작된 노드의 속도를 늦추고 온전한 세트의 구성원이 그룹보다 너무 앞서 있습니다. 게다가 노드 v가 나중에 v-blocking 세트를 발견한 경우 즉시 가장 낮은 투표지로 건너뜁니다. 타이머에 관계없이 더 이상 그렇지 않습니다. 캐스케이드 정리는 모든 낙오자들이 따라잡을 수 있도록 보장합니다. 결과 투표용지는 온전한 전체에 걸쳐 대략적으로 동기화된다는 것입니다. 시스템이 동기화되면 설정됩니다. 3.2.5 연합 리더 선택 리더 선택을 통해 각 노드는 다음과 같은 리더를 선택할 수 있습니다. 노드가 일반적으로 하나 또는 작은 숫자만 선택하는 방식 지도자의. 리더 실패를 수용하기 위해 리더 선택 라운드를 통해 진행됩니다. 현재 라운드의 리더인 경우 자신의 책임을 다하지 않는 것처럼 보이다가 나중에 특정 시간 초과 기간 노드는 다음 라운드로 진행됩니다. 그들이 따르는 리더의 집합을 확장합니다. 각 라운드에서는 [0,hmax) 범위의 정수를 출력하는 두 개의 고유한 암호화 hash 함수인 H0 및 H1을 사용합니다. 예를 들어 Stellar은 Hi(m) = SHA256(ib||r||m)을 사용합니다. 여기서 b는 전체 SCP 인스턴스(블록 또는 원장 번호)이고, r은 리더 선택 라운드 번호, hmax = 2256. 내 라운드마다 노드 v의 우선순위를 다음과 같이 정의합니다. 우선순위(v) = H1(v) 각 노드마다 하나의 Stratman이 리더로 선택됩니다. 우선순위가 가장 높은 노드(v). 이 접근 방식은 효과적입니다. 거의 동일한 쿼럼 슬라이스를 사용하지만 제대로 작동하지 않습니다. 불균형 구성에서 노드의 중요성을 포착합니다. 예를 들어 유럽과 중국이 각각 3씩 기여한다면 모든 쿼럼에 노드를 할당하지만 중국은 1,000개의 노드를 실행하고 유럽은 4개를 실행하는 경우 중국이 99.6%의 가장 높은 우선순위 노드를 갖게 됩니다. 시간의. 따라서 우리는 슬라이스 가중치의 개념을 도입합니다. Weight(u,v) ∈[0, 1]은 노드 u의 쿼럼 슬라이스의 비율입니다. 노드 v를 포함합니다. 노드 u가 새로운 리더를 선택할 때, 다음과 같이 정의된 이웃만 고려합니다. 이웃(u) = {v | H0(v) < hmax · 가중치(u,v) } 그런 다음 노드는 빈 리더 세트로 시작하고 각 라운드는 그것에 가장 높은 이웃(u)의 노드 v를 추가합니다. 우선순위(동사). 모든 라운드에서 이웃 세트가 비어 있으면 u는 대신 H0(v)/weight(u,v)의 가장 낮은 값을 가진 nodev를 추가합니다.
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。
SCP의 공식 검증
설계 오류를 없애기 위해 SCP의 안전성을 정식으로 검증했습니다. 및 활성 속성([65] 참조). 구체적으로 우리는 확인했습니다. 서로 얽힌 노드는 결코 동의하지 않으며 아래에 설명된 조건 하에서 온전한 세트의 모든 구성원이 결국 결정합니다. 흥미롭게도 검증 결과 SCP가 활성을 보장하는 조건은 미묘합니다. 처음에 생각했던 것보다 더 강합니다 [68]: 아래에 설명된 대로, 별다른 조치 없이 타이밍을 조작하는 악성 노드 프로토콜에서 벗어나면 수동으로 제거해야 할 수도 있습니다. 쿼럼 조각에서.
SOSP ’19, 2019년 10월 27~30일, 캐나다 온타리오주 헌츠빌 Lokhavaet al. 속성이 가능한 모든 측면에서 유지되는지 확인하기 위해 FBA 구성 및 실행은 임의적인 것으로 간주됩니다. 임의의 로컬 구성이 있는 노드 수. 이 분리된 온전한 세트가 있는 시나리오와 잠재적으로 무한히 긴 실행이 포함됩니다. 단점은 우리가 매개변수화된 값을 검증하는 어려운 문제에 직면합니다. 무한 상태 시스템. 검증을 다루기 쉽게 유지하기 위해 우리는 Ivy [69] 및 [82] 방법론을 사용하여 1차 논리(FOL)로 SCP를 모델링했습니다. 검증 프로세스는 수동으로 귀납적 추측을 제공한 다음 자동으로 확인하는 것으로 구성됩니다. 아이비. SCP의 FOL 모델은 다음의 일부 측면을 추상화합니다. FOL에서 다루기 어려운 FBA 시스템(예: 캐스케이드 정리는 공리로 간주되므로) Isabelle/HOL [75]을 사용한 추상화의 건전성. FOL에서 검증 문제를 표현한 후 귀납적 불변량을 제공하여 안전성을 검증합니다. 유도성 불변은 약 12개의 한 줄 추측으로 구성됩니다. 150라인의 프로토콜 사양. 그런 다음 Ivy의 선형 시간 논리에서 SCP의 활성 속성을 지정하고 liveness를 줄이기 위해 [80, 81]의 안전 감소에 대한 liveness 검증 문제에서 귀납적 문제를 찾는 문제 불변. SCP의 안전은 상대적으로 간단하지만 증명하자면, SCP의 생존성 주장은 훨씬 더 복잡하고 약 150개의 단일 행 불변성으로 구성됩니다. 활성을 증명하려면 다음의 정확한 형식화가 필요합니다. SCP가 종료를 보장한다는 가정. 우리는 처음에 온전한 세트가 모두 있는 경우 항상 종료할 것이라고 생각했습니다. 구성원이 슬라이스 [68]에서 결함이 있는 노드를 제거했습니다. 그러나 이것은 불충분한 것으로 판명되었습니다. 손상되지 않음) I can 구성원의 쿼럼에 있는 노드, 결함이 있는 노드의 영향을 완료하여 종료를 방지합니다. 투표가 끝나기 직전에 정족수를 확보하여 I 멤버는 다음 투표에서 다른 x 값을 선택했습니다. 따라서 우리는 비공식적으로 다음을 추가로 가정해야 합니다. I 구성원의 쿼럼에 있는 각 노드는 결국 다음 중 하나를 수행합니다. 적시에 메시지를 보내거나 충분한 기간 동안 메시지를 전혀 보내지 않습니다. 실제로 이는 I의 구성원이 조건이 유지될 때까지 슬라이스를 조정해야 합니다. 이 문제는 FBA 시스템에 고유한 것이 아닙니다: Losa et al. [47] 현재 활성도가 엄격하게 약한 프로토콜에 따라 달라지는 프로토콜 슬라이스에서 결함이 있는 노드를 제거할 필요 없이 최종 동기화 및 최종 리더 선택만 가정합니다.
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。
결제 네트워크
이 섹션에서는 SCP 위에 복제된 상태 머신 [88]으로 구현된 Stellar의 결제 네트워크에 대해 설명합니다. 5.1 원장 모델 Stellar의 원장은 계정 추상화를 중심으로 설계되었습니다( 보다 코인 중심의 사용되지 않은 거래 출력과 대조 또는 UTXO 모델의 Bitcoin). 원장 내용은 다음과 같이 구성됩니다. 계정, 신탁선, 등 네 가지 유형의 원장 항목 집합 제안 및 계정 데이터. 계정은 자산을 소유하고 발행하는 주체입니다. 각각 계정의 이름은 공개 키로 지정됩니다. 기본적으로 해당 개인 키는 계정에 대한 거래에 서명할 수 있습니다. 그러나 다른 서명자를 추가하고 계정 이름을 지정하는 키의 인증을 취소하도록 계정을 재구성할 수 있습니다. 여러 서명자를 요구하는 "다중 서명" 옵션. 각 계정 또한 다음을 포함합니다: 시퀀스 번호(트랜잭션에 포함됨) 재생을 방지하기 위해), 일부 플래그 및 "네이티브"의 균형 XLM이라는 사전 채굴된 암호화폐로, 일부 서비스 거부 공격 및 시장 형성 촉진 중립 통화로. Trustlines는 발행된 자산의 소유권을 추적합니다. 발행 계좌와 숏 계좌로 구성된 쌍으로 명명 자산 코드(예: 'USD' 또는 'EUR'). 각 신뢰선은 다음을 지정합니다. 계정, 자산, 해당 자산의 계정 잔액, 잔고를 초과할 수 없는 한도 및 일부 플래그. 계정은 자산 보유에 명시적으로 동의해야 합니다. 스패머가 안장하는 것을 방지하는 신뢰 라인 생성 원하지 않는 자산이 있는 계정. 고객 파악(KYC) 규정에 따라 많은 금융 기관은 자신이 보유하고 있는 예금이 누구인지 알아야 합니다. 예를 들어 사진이 있는 신분증을 확인하는 것입니다. 이를 준수하기 위해 발급자는 다음을 설정할 수 있습니다. 계정에 선택적인 auth_reqired 플래그를 추가하여 발행한 자산의 소유권을 승인된 계정으로 제한합니다. 그러한 승인을 부여하기 위해 발급자는 승인된 권한을 설정합니다. 고객의 신뢰선에 플래그를 지정합니다. 제안은 계정의 거래 의지에 따라 결정됩니다. 특정 자산의 일정 금액을 다른 자산에 대해 특정 금액으로 주문서의 가격; 자동으로 일치하고 매수/매도 가격이 교차할 때 채워집니다. 마지막으로 계정 데이터는 계정, 키, 값의 세 가지로 구성되어 계정 소유자를 허용합니다. 작은 메타데이터 값을 게시합니다. 원장 스팸을 방지하기 위해 최소 XLM 잔액이 있습니다. 예비라고. 계정의 준비금은 각각 증가합니다. 관련 원장 입력 및 원장 입력 시 감소 사라집니다(예: 주문이 완료되거나 취소되는 경우, 또는 신뢰라인이 삭제되었습니다). 현재 준비금은 0.5 XLM 증가합니다. (~$0.03) 원장 항목당. 보유금액에 상관없이, 삭제를 통해 계정의 전체 가치를 회수 가능 AccountMerge 작업을 사용하여 이를 수행합니다. 그림 3에 표시된 원장 헤더는 전역 속성을 저장합니다. 원장 번호, 예비 잔액과 같은 매개변수 원장 항목, 이전 원장 헤더의 hash(실제로는 여러 hashes가 건너뛰기 목록을 형성함), SCP 출력에는 다음이 포함됩니다. 이 원장에 적용된 새로운 거래의 hash, 의 hash 해당 거래의 결과(예: 성공 또는 실패) 각각) 및 모든 원장 항목의 스냅샷 hash. 스냅샷 hash에는 모든 원장 내용이 포함되어 있으므로, validators는 거래를 검증하기 위해 기록을 보유할 필요가 없습니다. 그러나 예상되는 수억 규모로 확장하려면 계정마다 모든 원장 항목 테이블을 다시hash할 수는 없습니다. 장부를 닫습니다. 또한, 원장을 이전하는 것은 실용적이지 않습니다.Stellar를 통한 빠르고 안전한 글로벌 결제 SOSP ’19, 2019년 10월 27~30일, 캐나다 온타리오주 헌츠빌 원장 # = 4 H(이전 hdr) SCP 출력 H(결과) H(스냅샷) ... 헤더 원장 # = 5 H(이전 hdr) SCP 출력 H(결과) H(스냅샷) ... 헤더 . . . 그림 3. 원장 내용. H는 SHA-256이고, H *는 H의 계층적 또는 재귀적 적용을 나타냅니다. SCP 출력 또한 이전 헤더 hash에 따라 달라집니다. 계정 만들기 새 계정 원장 항목 생성 및 자금 조달 계정병합 계정 원장 항목 삭제 옵션 설정 계정 플래그 및 서명자 변경 결제 대상에게 특정 수량의 자산을 지불합니다. 계정 경로지불 결제와 비슷하지만 다른 자산으로 결제(최대 제한하다); 최대 5개의 중개 자산을 지정하세요. 제안 관리 제안 원장 항목 생성/삭제/변경, -패시브 제안 확산을 허용하지 않는 수동적 변형 포함 데이터 관리 계정 생성/삭제/변경 데이터 원장 항목 변화신뢰 신뢰라인 생성/삭제/변경 허용신뢰 트러스트 라인에서 승인된 플래그 설정 또는 지우기 범프 시퀀스 시퀀스를 늘립니다. 계좌번호 그림 4. 원장 운영 노드 연결이 끊어질 때마다 해당 크기 네트워크가 너무 오래 연결되었습니다. 따라서 스냅샷 hash은(는) hashing 및 상태 조정을 모두 최적화하도록 설계되었습니다. 특히 스냅샷은 원장 항목을 시간별로 계층화합니다. 기하급수적으로 크기가 커지는 컨테이너 세트의 마지막 수정 버킷이라고 부릅니다. 버킷 모음을 버킷이라고 합니다. 목록을 작성하며 로그 구조 병합 트리와 일부 유사합니다. (LSM-트리) [77]. 버킷리스트는 트랜잭션 처리 중에는 읽히지 않습니다(섹션 5.4 참조). 그러므로 특정 디자인 LSM 트리의 측면을 완화할 수 있습니다. 특히, 무작위 키로 액세스할 필요가 없으며 버킷은 읽기만 가능합니다. 병합 수준의 일부로 순차적으로. 버킷 해싱 목록은 병합될 때 각 버킷을 hashing하고 버킷 hashes의 새로운 누적 hash을 계산하여 수행됩니다(작은, 각 원장 마감 시 고정 참조 인덱스 hashes). 연결 해제 후 버킷리스트를 조정하려면 다운로드가 필요합니다. 버킷만 다릅니다. 5.2 거래 모델 거래는 원본 계정, 유효성 기준, 메모 및 하나 이상의 작업 목록. 그림 4에는 사용 가능한 작업이 나열되어 있습니다. 각 작업에는 원본 계정이 있습니다. 기본값은 전체 거래의 기본값입니다. 거래는 반드시 모든 소스 계정에 해당하는 키로 서명되어야 합니다. 작업. 다중서명 계정에는 더 높은 서명이 필요할 수 있습니다. 일부 작업(예: SetOptions)의 가중치 이하 다른 경우(예: AllowTrust). 트랜잭션은 원자적입니다. 작업이 실패하면 아무 작업도 수행되지 않습니다. 그들은 실행합니다. 이는 다자간 거래를 단순화합니다. 가정하자 발행자는 토지 증서를 나타내는 자산을 생성하고 사용자 A는 작은 토지 구획과 $10,000를 교환하고 싶습니다. B가 소유한 더 큰 토지 구획. 두 사용자는 모두 서명할 수 있습니다. 세 가지 작업을 포함하는 단일 거래: 두 개의 토지 지불 및 1달러 지불. 트랜잭션의 주요 유효성 기준은 시퀀스 번호이며, 이 시퀀스 번호는 트랜잭션의 시퀀스 번호보다 1 커야 합니다. 원본 계정 원장 항목입니다. 유효한 트랜잭션 실행 (성공 여부에 관계없이) 시퀀스 번호를 증가시켜 재생을 방지합니다. 초기 시퀀스 번호에는 원장이 포함됩니다. 삭제 후에도 재생을 방지하기 위해 상위 비트에 숫자를 넣습니다. 그리고 계정을 다시 만드세요. 다른 타당성 기준은 선택적인 제한입니다. 트랜잭션이 실행될 수 있습니다. 땅과 달러로 돌아가다 위의 스왑에서 A가 B보다 먼저 거래에 서명하면 A는 서명하지 않을 수 있습니다. B가 제출하기 전에 1년 동안 거래를 보류하기를 원합니다. 따라서 거래를 무효화하는 시간 제한을 둘 수 있습니다. 며칠 후. 다중서명 계정도 구성할 수 있습니다 hash 사전 이미지의 공개에 서명 가중치를 부여하기 위해, 이는 시간 제한과 결합되어 원자 크로스체인 거래를 허용합니다 [1]. 거래의 원본 계정은 XLM으로 소소한 수수료를 지불합니다. 정체가 없는 한 10−5 XLM. 혼잡 상황에서는 운영 비용은 네덜란드 경매에 의해 결정됩니다. 검증인은 validators가 유사하기 때문에 수수료로 보상되지 않습니다. 채굴자가 아닌 Bitcoin 전체 노드로. XLM을 파괴하는 대신, 수수료는 투표에 의해 비례적으로 재활용되고 분배됩니다. 기존 XLM 보유자(회고하면 그럴 수도 있고 그럴 수도 있음) 복잡성을 감당할 가치가 없었습니다. 5.3 합의 가치 각 원장에 대해 Stellar은 SCP를 사용하여 데이터 구조에 동의합니다. 세 개의 필드 포함: 트랜잭션 세트 hash(hash 포함) 이전 원장 헤더의), 마감 시간,d 업그레이드. 여러 값이 지명된 것으로 확인되면 Stellar이 가장 많은 작업이 포함된 트랜잭션 세트(연결 끊기) 총 수수료를 기준으로 거래 세트 hash), 모든 항목의 합집합 업그레이드 및 가장 높은 마감 시간. 마감시간은 오직 마지막 원장의 마감 시간과 마감 시간 사이이면 유효합니다. 존재하므로 노드는 잘못된 시간을 지정하지 않습니다. 업그레이드는 준비금 잔액, 최소 운영 비용 및 프로토콜 버전과 같은 글로벌 매개변수를 조정합니다. 언제 지명 중에 결합되면 높은 수수료와 프로토콜 버전 번호가 낮은 번호를 대체합니다. 업그레이드는 연합 투표 난투 공간을 통해 거버넌스에 영향을 미칩니다 [34], 둘 다 평등주의적이지도 중앙집권적이지도 않습니다. 각 validator은(는) 다음과 같이 구성됩니다. 관리 또는 비관리(기본값)에 따라 운영자가 거버넌스에 참여하기를 원하는지 여부. validator을 관리하려면 세 가지 종류의 업그레이드를 고려하세요. 원하는 것, 유효한 것, 유효하지 않은 것(validator이 하지 않는 모든 것)
SOSP ’19, 2019년 10월 27~30일, 캐나다 온타리오주 헌츠빌 Lokhavaet al. validator 핵심 지평선 FS DB DB 제출하다 클라이언트 클라이언트 다른 validators 그림 5. Stellar validator 아키텍처 구현 방법을 알고 있습니다). 원하는 업그레이드가 다음과 같이 구성되었습니다. 특정 시간에 트리거되고 서로 조정되도록 의도되었습니다. 연산자. 관리 노드는 항상 원하는 후보를 지명하기 위해 투표합니다. 업그레이드, 수락하지만 유효한 업그레이드를 지명하기 위해 투표하지는 않음 (즉, 차단 정족수를 따르며) 절대로 투표하지 마십시오. 또는 잘못된 업그레이드를 수락합니다. 비정부 validators 에코 유효한 업그레이드에 대해 보는 모든 투표(기본적으로 위임) 선택한 사람들이 원하는 업그레이드에 대한 결정 거버넌스 역할을 위해. 5.4 구현 그림 5는 Stellar의 validator 아키텍처를 보여줍니다. 데몬 stellar-core(~92k 라인의 C++, 타사 라이브러리 제외)라고 불리는 SCP 프로토콜과 복제된 상태 머신을 구현합니다. SCP의 가치를 생성하려면 많은 수의 원장 항목을 작은 암호화로 줄여야 합니다. hashes. 대조적으로, 거래 검증 및 실행 계정 상태 및 주문 일치를 조회해야 합니다. 최고의 가격. 두 기능을 모두 효율적으로 제공하기 위해 stellar-core 원장의 두 가지 표현, 즉 버킷 목록을 포함하는 외부 표현을 유지하며 바이너리 파일로 저장됩니다. 효율적으로 업데이트하고 점진적으로 rehashed할 수 있습니다. SQL 데이터베이스의 내부 표현(PostgreSQL 생산 노드의 경우). Stellar-core는 다음을 포함하는 쓰기 전용 기록 아카이브를 생성합니다. 확인된 각 트랜잭션 세트와 스냅샷 버킷. 아카이브를 통해 새 노드가 스스로 부트스트랩할 수 있습니다. 네트워크에 가입할 때. 장부에 대한 기록도 제공합니다. 역사 - 자료를 찾아볼 수 있는 곳이 있어야 합니다. 2년 전 거래. 기록은 추가 전용이므로 자주 접근하지 않는 정보이므로 저렴한 곳에 보관할 수 있습니다. Amazon Glacier 또는 저장을 허용하는 모든 서비스 등 플랫 파일을 검색합니다. 검증인 호스트는 일반적으로 호스트하지 않습니다. 검증에 영향을 미치지 않도록 자체 아카이브 제공 기록의 실적입니다. 스텔라 코어를 단순하게 유지하기 위해 사용되지 않습니다. 애플리케이션에 의해 직접 제공되며 새로운 트랜잭션 제출을 위해 매우 좁은 인터페이스만 노출합니다. 지원하다 클라이언트, 대부분의 validators는 horizon(~18k)이라는 데몬을 실행합니다. Go 라인) 제출을 위한 HTTP 인터페이스를 제공합니다. 그리고 거래를 학습합니다. horizon에는 읽기 전용 액세스 권한이 있습니다. stellar-core의 SQL 데이터베이스, 지평선의 위험을 최소화 불안정한 항성핵. 지불 경로 찾기와 같은 기능은 완전히 수평으로 구현되며 업그레이드 가능 다른 validator들과 협력하지 않고 일방적으로. 여러 선택적 상위 계층 데몬이 클라이언트가 되어 생태계를 완성합니다. 브릿지 서버는 다음을 용이하게 합니다. Stellar을 기존 시스템과 통합합니다(예: 특정 계정에서 받은 모든 결제에 대한 알림 게시). 에이 규정 준수 서버는 금융 기관에 후크를 제공합니다. 발송인 및 수취인 정보 교환 및 승인 제재 목록 준수를 위해 결제 시. 마지막으로, 페더레이션 서버는 사람이 읽을 수 있는 이름 지정을 구현합니다. 계정 시스템. 6 배포 경험 Stellar은 몇 년 동안 적당한 수준의 상태로 성장했습니다. 합리적으로 신뢰할 수 있는 전체 노드 운영자의 수. 그러나, 노드의 구성은 활성 상태였습니다(물론 그렇지는 않았지만 안전)은 우리 Stellar 개발 재단에 달려 있습니다. (SDF); SDF가 갑자기 사라졌다면, 다른 노드 운영자들은 개입하여 수동으로 우리를 제거해야 했을 것입니다. 네트워크를 계속하려면 쿼럼 슬라이스에서 가져옵니다. 우리와 다른 많은 사람들은 SDF의 시스템적 중요성을 줄이고 싶어하지만 이 목표는 이후에 점점 더 높은 우선순위를 받았습니다. 연구원 [58] 안전 및 위험에 대한 위험을 구분하지 않고 네트워크의 중앙 집중화를 정량화하고 공개했습니다. 활력. 많은 운영자가 적극적인 구성 조정에 반응하여 주로 규모를 늘렸습니다. SDF의 중요성을 희석하기 위한 노력의 일환으로 정족수 분할; 아이러니하게도 이는 생존에 대한 위험만 증가시켰습니다. 두 가지 문제가 상황을 악화시켰습니다. 먼저, 인기 있는 타사 Stellar 모니터링 도구 [5]가 체계적으로 실제로 확인하지 않음으로써 validator 가동 시간을 과대평가함 그 스텔라 코어가 실행 중이었습니다. 이는 사람들이 다음을 포함하도록 유도합니다. 쿼럼 슬라이스에 신뢰할 수 없는 노드가 있습니다. 둘째, 버그 stellar-core는 validator이 다음 원장으로 이동한 것을 의미합니다. 나머지 노드가 사전 준비를 완료하는 데 적절하게 도움이 되지 않았습니다.메시지 분실에 대비한 장부. 그 결과, 네트워크에서 67분의 다운타임이 발생하여 필요 validator 관리자가 수동으로 조정하여 다시 시작합니다. 더 나쁜 것은 네트워크를 다시 시작하려고 시도하는 동안 여러 노드에서 동시에 긴급한 재구성이 발생했다는 것입니다. 일부 노드에서 분기되어 해당 노드를 수동으로 종료해야 하며 분기 동안 승인된 거래를 다시 제출합니다. 다행히도 이러한 차이가 포착되어 수정되었습니다. 신속하고 충돌하는 거래가 포함되지 않았지만 네트워크가 쿼럼 교차를 활용하지 못할 위험 - 잠재적인 충돌을 계속 수용하면서 분열 단순히 구성 오류로 인해 트랜잭션이 발생했습니다. 이번 사건으로 매우 구체적이군요. 이러한 경험을 검토한 결과 두 가지 주요 결론이 도출되었습니다. 그리고 그에 상응하는 시정 조치.Stellar를 통한 빠르고 안전한 글로벌 결제 SOSP ’19, 2019년 10월 27~30일, 캐나다 온타리오주 헌츠빌 심각, 100% 51% 51% 높음, 67% 51% 중간, 67% 51% 낮음, 67% 51% 51% ... ... ... 51% ... 51% 그림 6. 유효성 검사기 품질 계층 구조. 최고 품질의 노드 가장 높은 임계값인 100%가 필요한 반면, 낮은 품질은 67% 임계값으로 구성됩니다. 단일 내의 노드 조직은 51%의 과반수를 요구합니다. 6.1 구성의 복잡성과 취약성 Stellar은 쿼럼 슬라이스를 n 항목과 k 항목 집합이 있는 임계값 k로 구성된 중첩된 쿼럼 집합으로 표현합니다. 쿼럼 슬라이스를 구성합니다. n개의 항목 각각은 다음 중 하나입니다. validator 공개 키 또는 재귀적으로 다른 쿼럼 세트. 유연하고 컴팩트하면서도 중첩된 쿼럼을 실현했습니다. 노드 운영자에게 너무 많은 유연성과 너무 적은 지침을 동시에 제공하는 세트: 안전하지 않은 작성이 쉬웠습니다(또는 말도 안되는) 구성. 그룹화 기준 하위 집합을 계층 구조로 구성하기 위해 노드를 집합으로 구성 임계값 선택에 대한 모든 사항이 명확하지 않아 운영 실패의 원인이 되었습니다. 할지 여부가 명확하지 않았습니다. 중첩 집합 계층 구조의 "수준"을 신뢰 수준으로 처리합니다. 또는 조직, 또는 둘 다; 현장의 다양한 구성 위험을 지정하는 것 외에도 이러한 개념을 혼합 또는 의미 없는 임계값. 따라서 우리는 더 간단한 구성 메커니즘을 추가했습니다. 중첩된 쿼럼 집합의 두 가지 측면을 구분하는 것: 그룹화 조직별로 노드를 함께 연결하고 각 조직에 간단한 신뢰 분류(낮음, 중간, 높음 또는 중요). 높은 수준 이상의 조직은 다음을 수행해야 합니다. 역사 기록 보관소를 출판합니다. 새로운 시스템은 각 조직이 다음과 같이 표현되는 중첩된 쿼럼 집합을 통합합니다. 51% 임계값이 설정되고 조직이 세트로 그룹화됩니다. 67% 또는 100% 임계값(그룹 품질에 따라 다름) 각 그룹은 다음(더 높은 품질) 그룹의 단일 항목입니다. 그림 6에 나와 있습니다. 이 단순화된 모델은 구조 측면에서 잘못된 구성 가능성 합성된 중첩 세트와 선택한 임계값 각 세트. 6.2 잘못된 구성을 사전에 감지 둘째, 우리는 부정적인 영향을 관찰하기 위해 기다려서 집합적인 구성 오류를 탐지하는 것은 너무 늦었다는 것을 깨달았습니다. 특히 분기될 수 있는 잘못된 구성과 관련하여 정지보다 더 심각한 장애 모드 - 네트워크 요구 사항 잘못된 구성을 즉시 감지하여 운영자가 실제로 차이가 발생하기 전에 되돌릴 수 있도록 하는 것입니다. 이러한 요구를 해결하기 위해 우리는 노드의 전이적 폐쇄에 있는 모든 피어의 집합적 구성 상태를 지속적으로 수집하고 발산 가능성(예: 분리)을 감지하는 메커니즘을 validator 소프트웨어에 구축했습니다. 쿼럼 - 해당 집단 구성 내에서. 6.2.1 쿼럼 교차 확인 중 쿼럼 조각을 수집하는 것은 쉽지만, 그들 사이에서 연결되지 않은 쿼럼을 찾는 것은 공동 NP가 어렵습니다([62]). 그러나 우리는 채택했습니다. 일련의 알고리즘 휴리스틱 및 사례 제거 규칙 일반적인 사례를 확인하는 Lachowski [62]이 제안한 것 문제보다 몇 배 더 빠르게 문제를 해결합니다. 최악의 비용. 실제로 현재 네트워크의 쿼럼 슬라이스 전이적 폐쇄는 20~30개 정도입니다. 노드를 사용하고 Lachowski의 최적화를 통해 일반적으로 확인합니다. 단일 CPU에서 몇 초 만에 가능합니다. 필요한 경우 성능을 향상시키기 위해 검색을 병렬화할 수 있습니다. 6.2.2 위험한 구성 확인 네트워크가 분리된 쿼럼을 허용하는지 감지하는 것이 한 단계입니다. 올바른 방향으로 가고 있지만 불편할 정도로 늦게 위험을 알립니다. 그런 중요한 문제에 대해. 이상적으로는 네트워크의 집합적 구성이 발생할 때 노드 운영자가 경고를 받기를 원합니다. 위험한 상태에 가까워지고 있을 뿐입니다. 따라서 우리는 쿼럼 교차 검사기를 확장했습니다. 임계성(Criticality)이라고 부르는 조건을 감지하려면: 현재 집합적 구성은 하나의 잘못된 구성입니다. 분리된 정족수를 인정하는 주. 중요도를 탐지하려면, 검사기는 각 조직의 구성을 시뮬레이션된 최악의 구성 오류로 반복적으로 대체합니다. 결과에 대해 내부 쿼럼 교차 검사기를 다시 실행합니다. 그러한 중대한 구성 오류가 한 단계 더 진행된 경우 현재 상태에서 소프트웨어는 경고를 발행하고 잘못된 구성 위험이 있는 조직을 보고합니다. 이러한 변화는 운영자 커뮤니티에 두 가지 계층을 제공합니다. 최악의 형태로부터 보호하기 위한 통지 및 지침 집단적 구성 오류.
評価
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。
평가
Stellar의 글로벌 결제로서의 적합성을 이해하고 거래 네트워크, 우리는 공용 네트워크의 상태를 평가했습니다. 개인 실험에 대해 통제된 실험을 실행했습니다. 네트워크. 우리는 다음 질문에 중점을 두었습니다. • 프로덕션 네트워크 토폴로지는 어떤 모습입니까? 평균적으로 얼마나 많은 메시지가 방송되는지, 그리고 SCP는 어떻게 시간 초과를 경험합니까? • 합의 및 원장 업데이트 지연 시간이 계정 수와 독립적으로 유지됩니까?SOSP ’19, 2019년 10월 27~30일, 캐나다 온타리오주 헌츠빌 Lokhavaet al. • (a) 초당 트랜잭션 증가(결과적으로 초당 트랜잭션 증가)가 지연 시간에 어떤 영향을 미칩니까? 원장) 및 (b) validator 노드 수는 무엇입니까? • CPU 측면에서 노드를 실행하는 데 드는 비용은 얼마입니까? 메모리 및 네트워크 대역폭? 결제 네트워크에 비해 거래율이 낮습니다. 다른 유형의 분산 시스템에 적용됩니다. 주요 blockchain, Bitcoin 및 Ethereum, 초당 최대 15개의 트랜잭션을 확인합니다. Stellar 미만. 게다가 이러한 시스템은 작업 증명을 위해서는 여러 블록이 채굴될 때까지 기다려야 하기 때문에 거래를 안전하게 확인하는 데 한 시간이 걸립니다. 는 non-blockchain SWIFT 네트워크는 최대 피크일인 [14]에 초당 평균 420건의 트랜잭션만 처리했습니다. 그러므로 우리는 선택했습니다 측정값을 5초 목표와 비교하기 위해 원장 간격, 더 공격적인 목표입니다. 우리의 결과는 다음과 같습니다 대기 시간은 다음과 같은 경우에도 이 한도보다 훨씬 낮습니다. 아직 구현되지 않은 몇 가지 최적화가 파이프라인에 있습니다. 7.1 앵커 거래량 기준으로 가장 많이 거래되는 자산에는 통화가 포함됩니다(예: 3 USD 앵커, 2 CNY), Bitcoin 앵커, 부동산 담보 증권 token [92] 및 인앱 통화 [8]. 앵커마다 정책이 다릅니다. 예를 들어 USD 앵커 하나는 Stronghold는 auth_reqired를 설정하고 보유하고 있는 모든 계정에 대해 고객 파악(KYC) 프로세스를 요구합니다. 자산. 또 다른 AnchorUSD, 누구나 받고 거래하자 USD(문자 그대로 $0.50를 멕시코로 보내는 것이 가능함) $0.000001의 수수료로 5초 안에 완료됩니다. 그러나 AnchorUSD는 USD를 구매하거나 상환하려면 KYC 및 수수료가 필요합니다. 기존 송금 방식으로. 필리핀에서는 입금에 대한 은행 규정이 완화되었습니다, coin.ph 모든 ATM 기계 [36]에서 PHP 현금화를 지원합니다. 앞서 언급한 보안 token 및 인앱 통화 외에도 다음과 같은 다양한 비통화 token이 있습니다. 상업 채권 [22] 및 탄소 배출권 [85, 96] 더보기 token 협업을 장려하는 난해한 자산 자동차 압수 [35]. 7.2 공용 네트워크 이 글을 쓰는 시점에서 126개의 활성 풀 노드가 있으며 그 중 66개는 투표 메시지에 서명하여 합의에 참여합니다. 그림 7 ([5]에 의해 생성됨)은 사이에 선을 사용하여 네트워크를 시각화합니다. 하나가 다른 노드의 쿼럼 조각에 나타나는 경우 두 개의 노드 진한 파란색 선은 양방향 의존성을 나타냅니다. 에서 센터는 17개의 사실상 "계층 1 validators"로 구성된 클러스터입니다. SDF, SatoshiPay, LOBSTR, COINQVEST 및 Keybase. 4개월 전, 섹션 6의 사건이 일어나기 전, 시스템적으로 중요한 노드는 15개였습니다. 겉보기에는 3개였습니다. Tier 1 조직과 여러 개의 무작위 싱글톤. 는 그래프도 훨씬 덜 규칙적으로 보였습니다. 따라서 새로운 구성 메커니즘 및/또는 더 나은 운영자 결정이 필요한 것 같습니다. 더 건강한 네트워크 토폴로지에 기여합니다. 없이 훌륭한 재정 자원(및 해당 주주) 그림 7. 쿼럼 슬라이스 맵 의무), 5급 1인 채용은 어려웠을 것 그러나 처음부터 조직. 이는 정족수를 제안합니다. 슬라이스는 네트워크 부트스트래핑에서 유용한 역할을 합니다. 누구나 할 수 있습니다. 중요한 플레이어가 되겠다는 목표를 가지고 참여하세요. 쌍으로 합의할 수 있는 문지기가 없습니다. 현재 원장에는 330만 개 이상의 계정이 있습니다. 오버 최근 24시간 동안 Stellar은 평균 4.5건의 거래를 기록했으며 초당 15.7 작업. 최근 원장을 검토하면 대부분 트랜잭션은 단일 작업을 수행하는 것처럼 보이지만 몇 번의 작업마다 원장에는 다음과 같은 많은 작업이 포함된 트랜잭션이 표시됩니다. 제안을 관리하는 시장 조성자로부터 오는 것으로 보입니다. 는 합의를 달성하고 원장을 업데이트하는 데 걸리는 시간은 다음과 같습니다. 각각 1061ms와 46ms입니다. 99번째 백분위수는 2252ms 및 142ms(전자는 1초 시간 초과를 반영함) 지명 지도자 선정에서). 참고 SCP의 성능은 SCP 이후 대부분 초당 트랜잭션과 독립적입니다. 임의의 많은 거래 중 hash에 동의합니다. 병목 현상은 후보 전파로 인해 발생할 가능성이 더 높습니다. 지명, 실행 및 검증 중 거래 트랜잭션 및 버킷 병합. 우리는 아직 필요하지 않았습니다 여러 CPU 코어 또는 디스크 드라이브를 통해 stellar-core의 트랜잭션 처리를 병렬화합니다. 우리는 또한 방송된 SCP 메시지의 수를 평가했습니다. 생산 네트워크에서. 일반적인 경우에는 단일 리더가 가치를 지명하기 위해 선출되면 우리는 7가지 논리적인 가치를 기대합니다. 브로드캐스트할 메시지: 투표하고 수락할 메시지 2개 노미nate 성명, 수락 및 확인을 위한 두 개의 메시지 준비문, 승인 및 확인을 위한 두 개의 메시지 커밋 문, 마지막으로 외부화 메시지 (낙오자를 돕기 위해 새 원장을 디스크에 커밋한 후 전송됨) 따라잡으세요). 구현은 커밋 확인을 결합합니다. 메시지를 최적화로 외부화합니다. 커밋된 후에 값을 외부화하는 것이 안전합니다. 그런 다음 프로덕션 Stellar validator에서 수집된 측정항목을 분석합니다. 오버 68시간 동안 초당 1.3개의 메시지가 방출되었습니다. 원장당 평균 6-7개의 메시지. 우리는 총
Stellar을 통한 빠르고 안전한 글로벌 결제 SOSP ’19, 2019년 10월 27~30일, 캐나다 온타리오주 헌츠빌 백분위수 시간 초과 횟수 지명 투표 75% 0 0 99% 1 0 맥스 4 1 그림 8. 68시간이 넘는 원장당 시간 초과 validators가 브로드캐스트한 메시지 수가 더 많습니다. 연합 투표 메시지 외에도 노드도 브로드캐스트합니다. 그들이 배우는 모든 거래. 그림 8은 프로덕션에서 발생한 시간 초과를 보여줍니다. validator 68시간 동안. 추천 시간 제한은 다음과 같습니다. 리더 선출 기능의 효율성(비)을 측정하는 반면, 투표 시간 초과는 네트워크에 크게 의존합니다. 잠재적인 메시지 지연. 시간 초과가 일관되게 발생합니다. 방출된 메시지 수: 최선의 시나리오, 추가 지명 라운드가 필요한 경우 최소 7개의 메시지. 7.3 통제된 실험 우리는 포장된 용기에서 통제된 실험을 실시했습니다. 72GiB RAM을 갖춘 Amazon EC2 c5d.9xlarge 인스턴스, 900GB의 NVMe SSD 및 36개의 vCPU. 각 인스턴스는 동일한 EC2 지역이고 고정 대역폭이 10Gbps였습니다. 우리는 SQLite를 저장소로 사용했습니다. (Stellar은 PostgreSQL도 지원합니다. 하지만 측정에 노이즈를 주입하는 비동기 작업이 있습니다.) Stellar은 내장된 런타임 쿼리, 생성 로드, 특정 대상에서 합성 부하를 생성할 수 있는 기능 거래/두 번째 요율. Stellar은 다양한 기능을 지원하지만 주문장 및 자산 간 경로와 같은 거래 기능 결제 방식으로는 간편결제에 중점을 두었습니다. 거래 확인은 여러 단계로 구성되어 있으므로 다음 각각에 대한 측정값을 기록했습니다. • 추천: 추천부터 첫 준비까지의 시간 • 투표: 처음 준비부터 확인까지의 시간 투표용지가 확정됨 • 원장 업데이트: 합의 가치를 적용하는 시간 • 거래수: 원장별 확인된 거래 각 실험은 세 가지 매개변수로 정의되었습니다. 원장의 계정 항목 수, 금액 초당 제출된 로드(XLM 결제 형식), 그리고 validator의 수. 우리는 validator마다 구성했습니다. 다른 모든 validator에 대해 알고 싶습니다(최악의 시나리오) SCP의 경우) 쿼럼 슬라이스는 단순 과반수로 설정됩니다. 노드(다양한 쿼럼 수를 최대화하기 위해). 기준선 기본 실험에서는 Stellar을(를) 측정했습니다. 100,000개의 계정, 4개의 validator 및 로드 생성 초당 100건의 트랜잭션 속도. 우리는 원장당 평균 507건의 거래를 관찰했으며 표준편차는 49입니다. (9.7%). 삭제된 트랜잭션은 없습니다. 경미한 105 106 107 0 500 1,000 1,500 2,000 계정 지연 시간 [ms] 원장 업데이트 투표 지명 그림 9. 계정 수 증가에 따른 지연 시간 변동은 부하 생성기의 일정 제한으로 인해 발생합니다. 우리는 원장당 거래 수를 관찰했습니다. 원장을 고려하면 로드 생성 속도와 일치했습니다. 5초마다 닫힙니다. 지명, 투표 및 장부 업데이트에서는 평균 대기 시간이 82.53ms, 95.96ms로 나타났습니다. 각각 174.08ms입니다. 우리는 지명 지연 시간을 관찰했습니다. 99번째 백분위수는 지속적으로 61ms 미만입니다. 첫 번째 단계에 해당하는 약 1초의 스파이크 리더 선택의 타임아웃 기능. 기본 성능을 고려하여 효과를 살펴보았습니다. 각 테스트 설정 매개변수를 변경하는 것입니다. 계정 그림 9의 데이터는 Stellar이 확장됨을 시사합니다. 그리고 계정수도 늘어납니다. 테스트 생성 버킷 생성 및 병합으로 인해 단순히 데이터베이스를 채우는 것이 불가능해졌습니다. SQL을 통해 직접 계정을 사용합니다. 따라서 우리는 최대 50,000,000개의 계정에 대한 실험을 수행할 수 있습니다. 있는 동안 합의 및 원장 업데이트 지연 시간에 미치는 영향을 최소화합니다. 계정을 늘리면 다음과 같은 오버헤드가 발생합니다. 버킷을 병합하면 더 커집니다. 거래율 거래율은 금액에 영향을 미칩니다. validator 간의 트래픽 멀티캐스트, 각 원장에 포함된 트랜잭션 수, 최상위 수준의 크기 버킷. 거래 증가의 효과를 이해하려면 로드 후 100,000개의 계정과 4개의 validator을 사용하여 실험을 실행했습니다. 그림 10은 합의 지연 시간의 느린 증가를 보여줍니다. 대부분의 시간은 원장을 업데이트하는 데 소비되었습니다. 당연히 트랜잭션 세트의 크기가 증가함에 따라 데이터베이스에 커밋하는 데 시간이 더 걸립니다. 우리는 또한 원장 업데이트 지연 시간은 구현에 따라 크게 달라집니다. 데이터베이스 선택에 영향을 받습니다. 검증인 노드 Tierone validators의 수가 어떻게 증가하는지 확인하려면성능에 영향을 미치므로 실험을 진행했습니다. 100,000개의 계정, 100개의 트랜잭션/초 및 4에서 43까지 다양한 수의 validator이 있습니다. 모든 validator이 나타났습니다. 모든 validators의 쿼럼 슬라이스에서; 더 작은 쿼럼 슬라이스는 성능에 미치는 영향이 적습니다.SOSP ’19, 2019년 10월 27~30일, 캐나다 온타리오주 헌츠빌 Lokhavaet al. 100 150 200 250 300 350 0 500 1,000 1,500 2,000 로드 [트랜잭션/초] 지연 시간 [ms] 원장 업데이트 투표 지명 그림 10. 트랜잭션 로드 증가에 따른 지연 시간 10 20 30 40 0 500 1,000 1,500 2,000 검증인 지연 시간 [ms] 원장 업데이트 투표 지명 그림 11. 노드 수가 증가함에 따른 지연 시간 네트워크의 검증 노드 수 변경 교환된 SCP 메시지 수에도 영향을 미칩니다. 지명 중 잠재적 가치의 수. 그림 11 지명 시간이 상대적으로 작은 비율로 증가하는 것을 보여줍니다. 데이터에 따르면 투표가 병목 현상을 일으키는 것으로 나타났습니다. 개선을 통해 많은 확장 문제를 해결할 수 있다고 믿습니다. Stellar의 오버레이 네트워크는 네트워크 트래픽을 최적화합니다. 다음과 같이 예상대로 원장 업데이트 지연 시간은 노드 수. 마감율 마지막으로 원장이 확인되는 빈도와 Stellar이 5초 목표를 달성하는지 여부를 측정하여 Stellar의 엔드투엔드 성능을 측정하고 싶었습니다. 모든 거래를 삭제합니다. 우리는 평균 원장 마감을 관찰했습니다. 계정을 늘리면 5.03초, 5.10초, 5.15초가 됩니다. 각각 항목, 트랜잭션 속도 및 노드 수입니다. 결과는 Stellar이 지속적으로 원장을 마감할 수 있음을 시사합니다. 높은 부하에서. 7.4 validator 실행 Stellar의 중요한 특징 중 하나는 저렴한 비용입니다. 앵커가 실행(또는 계약)되어야 하므로 validator을 실행합니다. validators를 사용하여 최종성을 강화합니다. SDF는 2개의 코어가 있는 c5.large AWS 인스턴스에서 3개의 프로덕션 validator을 실행합니다. 4GiB RAM 및 Intel(R) Xeon(R) Platinum 8124M CPU @ 3.00GHz 프로세서. 하나의 리소스 사용량 검사 이 기계 중 우리는 다음을 사용하여 Stellar 프로세스를 관찰했습니다. CPU는 약 7%, 메모리는 300MiB입니다. 네트워크 트래픽 측면에서 피어에 대한 연결이 28개이고 쿼럼 크기가 있습니다. 34개 중 수신 및 발신 속도는 2.78Mbit/s였으며 각각 2.56Mbit/s입니다. 이러한 실행에 필요한 하드웨어 프로세스가 저렴합니다. 우리의 경우 비용은 $0.054/시간입니다. 또는 월 $40 정도입니다. 7.5 미래의 일 이러한 실험은 Stellar이 쉽게 1~2개 주문을 확장할 수 있음을 시사합니다. 오늘날의 네트워크 사용량을 넘어서는 규모입니다. 왜냐하면 현재까지 성능 요구 사항은 너무 적었습니다. Stellar 다음을 사용하여 많은 간단한 최적화를 위한 여지를 남겨둡니다. 잘 알려진 기술. 예를 들어 트랜잭션과 SCP 메시지는 순진한 플러딩을 사용하여 validators에 의해 방송됩니다. 하지만 이상적으로는 보다 효율적이고 구조화된 프로토콜을 사용해야 합니다. 피어 투 피어 멀티캐스트 [30]. 또한, 데이터베이스가 많이 사용되는 원장 업데이트 시간은 표준 일괄 처리 및 프리페치 기술을 통해 향상될 수 있습니다.
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
결론
국제 결제는 비용이 많이 들고 며칠이 걸립니다. 기금 보관은 환은행 및 송금 서비스를 포함한 여러 금융 기관을 통해 이루어집니다. 각 홉은 완전히 신뢰되어야 하기 때문에 새로운 홉은 어렵습니다. 시장점유율을 확보하고 경쟁하기 위한 진입자. Stellar 쇼 단 몇 초 만에 전 세계로 저렴하게 송금하는 방법. 는 핵심 혁신은 P2P 구조를 활용하는 새로운 개방형 멤버십 비잔틴 계약 프로토콜인 SCP입니다. 금융 네트워크의 글로벌 합의를 달성하기 위해 새로운 인터넷 가설. SCP는 Stellar을 원자적으로 커밋하도록 허용합니다. 임의 참가자 간의 되돌릴 수 없는 거래 서로에 대해 모르거나 신뢰하지 않습니다. 이는 결과적으로 신규 진입자가 기존 시장과 동일한 시장에 접근할 수 있도록 보장합니다. 플레이어는 최상의 교환을 안전하게 받을 수 있습니다. 신뢰할 수 없는 시장 조성자로부터도 가격이 하락하고 극적으로 결제 지연 시간을 줄입니다. 감사의 말 Stellar는 이른 시간이 없었다면 지금의 모습은 없었을 것입니다. 조이스 김의 리더십이나 Scott Fleckenstein과 Bartek Nowotarski가 건물을 짓고 지평선 유지, Stellar SDK 및 기타 핵심 부분 Stellar 생태계의. Kolten Bergeron에게도 감사드립니다. 헨리 코리건-깁스, 캔디스 켈리, 카필 K. 제인, 보리스 레즈니코프, 제레미 루빈, 크리스티안 러더, 에릭 손더스, Torsten Stüber, Tomer Weller, 익명의 심사위원, 그리고 우리 목자 저스틴 셰리(Justine Sherry)가 도움이 되는 의견을 주었습니다. 이전 초안. 면책조항 이 출판물에 대한 Mazières 교수의 기여는 유급 컨설턴트로서 이루어졌으며 그의 일부는 아닙니다. 스탠포드 대학의 의무 또는 책임.
Stellar를 통한 빠르고 안전한 글로벌 결제 SOSP ’19, 2019년 10월 27~30일, 캐나다 온타리오주 헌츠빌