Bitcoin: Um Sistema de Dinheiro Eletrônico Ponto a Ponto
Abstract
Tamamen eşler arası (peer-to-peer) bir elektronik nakit sistemi, çevrimiçi ödemelerin bir finansal kurum aracılığına gerek kalmadan doğrudan bir taraftan diğerine gönderilmesine olanak tanıyacaktır. Dijital imzalar çözümün bir kısmını sağlar, ancak çifte harcamayı (double-spending) önlemek için güvenilir bir üçüncü tarafa hâlâ ihtiyaç duyuluyorsa temel faydalar kaybolur. Çifte harcama sorununa eşler arası bir ağ kullanarak bir çözüm öneriyoruz. Ağ, işlemleri hash tabanlı proof-of-work'ün devam eden bir zincirine hash'leyerek zaman damgası ekler ve proof-of-work yeniden yapılmadan değiştirilemeyen bir kayıt oluşturur. En uzun zincir yalnızca tanıklık edilen olayların sırasının kanıtı olarak değil, aynı zamanda en büyük CPU gücü havuzundan geldiğinin kanıtı olarak da hizmet eder. CPU gücünün çoğunluğu, ağa saldırmak için işbirliği yapmayan düğümler tarafından kontrol edildiği sürece, en uzun zinciri üretecek ve saldırganları geride bırakacaklardır. Ağın kendisi minimum düzeyde yapı gerektirir. Mesajlar en iyi çaba esasına göre yayınlanır ve düğümler ağdan istedikleri zaman ayrılıp yeniden katılabilir; yokluklarında olanların kanıtı olarak en uzun proof-of-work zincirini kabul ederler.
Abstract
Uma versao puramente peer-to-peer de dinheiro eletronico permitiria que pagamentos online fossem enviados diretamente de uma parte para outra sem passar por uma instituicao financeira. Assinaturas digitais fornecem parte da solucao, mas os principais beneficios sao perdidos se um terceiro confiavel ainda for necessario para prevenir o gasto duplo. Propomos uma solucao para o problema do gasto duplo usando uma rede peer-to-peer. A rede carimba as transacoes com timestamps fazendo hash delas em uma cadeia continua de proof-of-work baseada em hash, formando um registro que nao pode ser alterado sem refazer o proof-of-work. A cadeia mais longa nao serve apenas como prova da sequencia de eventos testemunhados, mas tambem como prova de que ela veio do maior conjunto de poder de CPU. Enquanto a maioria do poder de CPU for controlada por nos que nao estao cooperando para atacar a rede, eles gerarao a cadeia mais longa e superarao os atacantes. A rede em si requer estrutura minima. As mensagens sao transmitidas com base no melhor esforco, e os nos podem sair e reingressar na rede a qualquer momento, aceitando a cadeia de proof-of-work mais longa como prova do que aconteceu enquanto estavam ausentes.
Introduction
İnternet üzerindeki ticaret, elektronik ödemeleri işlemek için güvenilir üçüncü taraflar olarak hizmet veren finansal kurumlara neredeyse tamamen bağımlı hale gelmiştir. Sistem çoğu işlem için yeterince iyi çalışsa da, güvene dayalı modelin doğasında var olan zayıflıklardan hâlâ muzdariptir. Finansal kurumlar uyuşmazlıklarda arabuluculuk yapmaktan kaçınamadığından, tamamen geri dönüşü olmayan işlemler gerçekten mümkün değildir. Arabuluculuk maliyeti, işlem maliyetlerini artırır, minimum pratik işlem boyutunu sınırlar ve küçük gündelik işlemler olasılığını ortadan kaldırır; geri dönüşü olmayan hizmetler için geri dönüşü olmayan ödemeler yapma yeteneğinin kaybedilmesinde daha geniş bir maliyet de vardır. Geri dönüş olasılığı ile güven ihtiyacı yayılır. Tüccarlar müşterilerine karşı temkinli olmak zorundadır ve normalde ihtiyaç duyacaklarından daha fazla bilgi talep ederek onları rahatsız eder. Belirli bir yüzde dolandırıcılık kaçınılmaz olarak kabul edilir. Bu maliyetler ve ödeme belirsizlikleri, fiziksel para birimi kullanılarak yüz yüze ortadan kaldırılabilir, ancak güvenilir bir taraf olmadan bir iletişim kanalı üzerinden ödeme yapmak için hiçbir mekanizma mevcut değildir.
İhtiyaç duyulan şey, güven yerine kriptografik kanıta dayalı, istekli iki tarafın güvenilir bir üçüncü tarafa ihtiyaç duymadan doğrudan birbirleriyle işlem yapmasına olanak tanıyan bir elektronik ödeme sistemidir. Hesaplama açısından geri döndürülmesi pratik olmayan işlemler satıcıları dolandırıcılığa karşı koruyacak ve rutin emanet (escrow) mekanizmaları alıcıları korumak için kolayca uygulanabilecektir. Bu makalede, işlemlerin kronolojik sırasının hesaplamalı kanıtını oluşturmak için eşler arası dağıtık bir zaman damgası sunucusu kullanan çifte harcama sorununa bir çözüm öneriyoruz. Sistem, dürüst düğümler toplu olarak herhangi bir işbirliği yapan saldırgan düğüm grubundan daha fazla CPU gücünü kontrol ettiği sürece güvenlidir.
Introduction
O comercio na Internet passou a depender quase exclusivamente de instituicoes financeiras servindo como terceiros confiaveis para processar pagamentos eletronicos. Embora o sistema funcione bem o suficiente para a maioria das transacoes, ele ainda sofre das fraquezas inerentes ao modelo baseado em confianca. Transacoes completamente irreversiveis nao sao realmente possiveis, uma vez que as instituicoes financeiras nao podem evitar a mediacao de disputas. O custo da mediacao aumenta os custos de transacao, limitando o tamanho minimo pratico da transacao e eliminando a possibilidade de pequenas transacoes casuais, e ha um custo mais amplo na perda da capacidade de fazer pagamentos irreversiveis para servicos irreversiveis. Com a possibilidade de reversao, a necessidade de confianca se espalha. Os comerciantes devem desconfiar de seus clientes, solicitando mais informacoes do que seria necessario. Uma certa porcentagem de fraude e aceita como inevitavel. Esses custos e incertezas de pagamento podem ser evitados pessoalmente usando moeda fisica, mas nenhum mecanismo existe para fazer pagamentos por um canal de comunicacao sem uma parte confiavel.
O que e necessario e um sistema de pagamento eletronico baseado em prova criptografica em vez de confianca, permitindo que quaisquer duas partes dispostas transacionem diretamente entre si sem a necessidade de um terceiro confiavel. Transacoes que sao computacionalmente impraticaveis de reverter protegeriam os vendedores contra fraudes, e mecanismos rotineiros de custodia poderiam ser facilmente implementados para proteger os compradores. Neste artigo, propomos uma solucao para o problema do gasto duplo usando um servidor de timestamp distribuido peer-to-peer para gerar prova computacional da ordem cronologica das transacoes. O sistema e seguro enquanto nos honestos controlarem coletivamente mais poder de CPU do que qualquer grupo cooperante de nos atacantes.
Transactions
Elektronik bir parayı dijital imzalar zinciri olarak tanımlıyoruz. Her sahip, bir önceki işlemin hash'ini ve bir sonraki sahibin açık anahtarını (public key) dijital olarak imzalayarak ve bunları paranın sonuna ekleyerek parayı bir sonraki sahibine aktarır. Alacaklı, sahiplik zincirini doğrulamak için imzaları doğrulayabilir.
Sorun elbette alacaklının, sahiplerden birinin parayı çifte harcamadığını doğrulayamamasıdır. Yaygın bir çözüm, her işlemi çifte harcama açısından kontrol eden güvenilir bir merkezi otorite veya darphane tanıtmaktır. Her işlemden sonra, para yeni bir para basmak için darphaneye iade edilmelidir ve yalnızca doğrudan darphaneden basılan paralara çifte harcanmamış olarak güvenilir. Bu çözümün sorunu, tüm para sisteminin kaderinin darphaneyi işleten şirkete bağlı olması ve her işlemin tıpkı bir banka gibi onlardan geçmek zorunda olmasıdır.
Alacaklının, önceki sahiplerin daha erken işlemleri imzalamadığını bilmesi için bir yola ihtiyacımız var. Bizim amacımız için en erken işlem geçerli sayılandır, bu yüzden sonraki çifte harcama girişimlerini umursamıyoruz. Bir işlemin yokluğunu doğrulamanın tek yolu tüm işlemlerden haberdar olmaktır. Darphane tabanlı modelde, darphane tüm işlemlerden haberdardı ve hangisinin önce geldiğine karar veriyordu. Bunu güvenilir bir taraf olmadan başarmak için işlemler kamuya duyurulmalıdır [^1] ve katılımcıların alındıkları sıranın tek bir geçmişi üzerinde anlaşmaları için bir sisteme ihtiyacımız var. Alacaklı, her işlem anında düğümlerin çoğunluğunun ilk alınan olarak kabul ettiğine dair kanıta ihtiyaç duyar.
Transactions
Definimos uma moeda eletronica como uma cadeia de assinaturas digitais. Cada proprietario transfere a moeda para o proximo assinando digitalmente um hash da transacao anterior e a chave publica do proximo proprietario e adicionando estes ao final da moeda. Um beneficiario pode verificar as assinaturas para verificar a cadeia de propriedade.
O problema, claro, e que o beneficiario nao pode verificar se um dos proprietarios nao gastou a moeda duas vezes. Uma solucao comum e introduzir uma autoridade central confiavel, ou casa da moeda, que verifica cada transacao quanto ao gasto duplo. Apos cada transacao, a moeda deve ser devolvida a casa da moeda para emitir uma nova moeda, e apenas moedas emitidas diretamente pela casa da moeda sao confiaveis quanto a nao terem sido gastas duas vezes. O problema com esta solucao e que o destino de todo o sistema monetario depende da empresa que administra a casa da moeda, com cada transacao tendo que passar por eles, assim como um banco.
Precisamos de uma maneira para o beneficiario saber que os proprietarios anteriores nao assinaram nenhuma transacao anterior. Para nossos propositos, a transacao mais antiga e a que conta, entao nao nos preocupamos com tentativas posteriores de gasto duplo. A unica maneira de confirmar a ausencia de uma transacao e estar ciente de todas as transacoes. No modelo baseado na casa da moeda, a casa da moeda estava ciente de todas as transacoes e decidia qual chegou primeiro. Para conseguir isso sem uma parte confiavel, as transacoes devem ser anunciadas publicamente [^1], e precisamos de um sistema para que os participantes concordem com um unico historico da ordem em que foram recebidas. O beneficiario precisa de prova de que, no momento de cada transacao, a maioria dos nos concordou que ela foi a primeira recebida.
Timestamp Server
Önerdiğimiz çözüm bir zaman damgası sunucusu ile başlar. Zaman damgası sunucusu, zaman damgası uygulanacak bir öğeler bloğunun hash'ini alarak ve bu hash'i bir gazete veya Usenet gönderisi gibi geniş çapta yayınlayarak çalışır [^2] [^3] [^4] [^5]. Zaman damgası, hash'e dahil olabilmesi için verinin o anda var olmuş olması gerektiğini kanıtlar. Her zaman damgası, hash'inde bir önceki zaman damgasını içerir ve bir zincir oluşturur; her ek zaman damgası kendisinden önceki damgaları güçlendirir.
Timestamp Server
A solucao que propomos comeca com um servidor de timestamp. Um servidor de timestamp funciona pegando um hash de um bloco de itens a serem carimbados com timestamp e publicando amplamente o hash, como em um jornal ou postagem Usenet [^2] [^3] [^4] [^5]. O timestamp prova que os dados devem ter existido naquele momento, obviamente, para entrar no hash. Cada timestamp inclui o timestamp anterior em seu hash, formando uma cadeia, com cada timestamp adicional reforcando os anteriores.
Proof-of-Work
Eşler arası bir temelde dağıtık bir zaman damgası sunucusu uygulamak için, gazete veya Usenet gönderileri yerine Adam Back'in Hashcash'ine [^6] benzer bir proof-of-work sistemi kullanmamız gerekecektir. Proof-of-work, hash'lendiğinde (örneğin SHA-256 ile) hash'in belirli sayıda sıfır bit ile başladığı bir değer taramayı içerir. Gereken ortalama iş, gereken sıfır bit sayısında üstel olarak artar ve tek bir hash çalıştırılarak doğrulanabilir.
Zaman damgası ağımız için, bloktaki bir nonce'u artırarak proof-of-work'ü uyguluyoruz; ta ki bloğun hash'ine gereken sıfır bitleri veren bir değer bulunana kadar. CPU çabası proof-of-work'ü karşılamak için harcanıldıktan sonra, blok işi yeniden yapmadan değiştirilemez. Sonraki bloklar onun ardına zincirlendiğinde, bloğu değiştirmek için gereken iş, ondan sonraki tüm blokları yeniden yapmayı da içerecektir.
Proof-of-work aynı zamanda çoğunluk karar alma sürecinde temsil belirleme sorununu da çözer. Çoğunluk bir-IP-adresi-bir-oy temelinde olsaydı, çok sayıda IP tahsis edebilen herkes tarafından alt edilebilirdi. Proof-of-work esasen bir-CPU-bir-oy'dur. Çoğunluk kararı, en büyük proof-of-work çabasının yatırıldığı en uzun zincir tarafından temsil edilir. CPU gücünün çoğunluğu dürüst düğümler tarafından kontrol ediliyorsa, dürüst zincir en hızlı şekilde büyüyecek ve rakip zincirleri geride bırakacaktır. Geçmişteki bir bloğu değiştirmek için, bir saldırganın o bloğun ve sonrasındaki tüm blokların proof-of-work'ünü yeniden yapması ve ardından dürüst düğümlerin çalışmasını yakalayıp geçmesi gerekecektir. Daha yavaş bir saldırganın yetişme olasılığının sonraki bloklar eklendikçe üstel olarak azaldığını daha sonra göstereceğiz.
Artan donanım hızını ve zaman içinde düğüm çalıştırmaya olan değişen ilgiyi telafi etmek için, proof-of-work zorluğu saat başına ortalama blok sayısını hedefleyen hareketli bir ortalama ile belirlenir. Çok hızlı üretiliyorlarsa, zorluk artar.
Proof-of-Work
Para implementar um servidor de timestamp distribuido em uma base peer-to-peer, precisaremos usar um sistema de proof-of-work semelhante ao Hashcash de Adam Back [^6], em vez de jornais ou postagens Usenet. O proof-of-work envolve a varredura de um valor que, quando submetido a hash, como com SHA-256, o hash comeca com um numero de bits zero. O trabalho medio necessario e exponencial no numero de bits zero requeridos e pode ser verificado executando um unico hash.
Para nossa rede de timestamp, implementamos o proof-of-work incrementando um nonce no bloco ate que um valor seja encontrado que de ao hash do bloco os bits zero necessarios. Uma vez que o esforco de CPU tenha sido gasto para satisfazer o proof-of-work, o bloco nao pode ser alterado sem refazer o trabalho. Como blocos posteriores sao encadeados apos ele, o trabalho para alterar o bloco incluiria refazer todos os blocos apos ele.
O proof-of-work tambem resolve o problema de determinar a representacao na tomada de decisao por maioria. Se a maioria fosse baseada em um-endereco-IP-um-voto, poderia ser subvertida por qualquer pessoa capaz de alocar muitos IPs. O proof-of-work e essencialmente um-CPU-um-voto. A decisao da maioria e representada pela cadeia mais longa, que tem o maior esforco de proof-of-work investido nela. Se a maioria do poder de CPU for controlada por nos honestos, a cadeia honesta crescera mais rapido e superara quaisquer cadeias concorrentes. Para modificar um bloco passado, um atacante teria que refazer o proof-of-work do bloco e de todos os blocos apos ele e entao alcancar e superar o trabalho dos nos honestos. Mostraremos mais adiante que a probabilidade de um atacante mais lento alcancar diminui exponencialmente a medida que blocos subsequentes sao adicionados.
Para compensar a velocidade crescente do hardware e o interesse variavel em operar nos ao longo do tempo, a dificuldade do proof-of-work e determinada por uma media movel visando um numero medio de blocos por hora. Se eles forem gerados muito rapidamente, a dificuldade aumenta.
Network
Ağı çalıştırma adımları şunlardır:
- Yeni işlemler tüm düğümlere yayınlanır.
- Her düğüm yeni işlemleri bir blokta toplar.
- Her düğüm, bloğu için zor bir proof-of-work bulmak üzere çalışır.
- Bir düğüm proof-of-work bulduğunda, bloğu tüm düğümlere yayınlar.
- Düğümler, bloğu yalnızca içindeki tüm işlemler geçerli ve henüz harcanmamışsa kabul eder.
- Düğümler, kabul edilen bloğun hash'ini önceki hash olarak kullanarak zincirdeki bir sonraki bloğu oluşturmak üzere çalışarak bloğu kabul ettiklerini ifade ederler.
Düğümler her zaman en uzun zinciri doğru olan olarak kabul eder ve onu uzatmak için çalışmaya devam eder. İki düğüm aynı anda bir sonraki bloğun farklı sürümlerini yayınlarsa, bazı düğümler birini veya diğerini önce alabilir. Bu durumda, ilk aldıklarında çalışırlar, ancak uzaması ihtimaline karşı diğer dalı saklarlar. Bir sonraki proof-of-work bulunduğunda ve bir dal uzadığında berabere durum bozulacaktır; diğer dalda çalışan düğümler daha uzun olana geçecektir.
Yeni işlem yayınlarının mutlaka tüm düğümlere ulaşması gerekmez. Birçok düğüme ulaştıkları sürece, kısa sürede bir bloğa gireceklerdir. Blok yayınları da düşen mesajlara karşı toleranslıdır. Bir düğüm bir bloğu almadıysa, sonraki bloğu aldığında ve birini kaçırdığını fark ettiğinde onu talep edecektir.
Network
Os passos para operar a rede sao os seguintes:
- Novas transacoes sao transmitidas para todos os nos.
- Cada no coleta novas transacoes em um bloco.
- Cada no trabalha para encontrar um proof-of-work dificil para seu bloco.
- Quando um no encontra um proof-of-work, ele transmite o bloco para todos os nos.
- Os nos aceitam o bloco somente se todas as transacoes nele forem validas e nao tiverem sido gastas anteriormente.
- Os nos expressam sua aceitacao do bloco trabalhando na criacao do proximo bloco na cadeia, usando o hash do bloco aceito como o hash anterior.
Os nos sempre consideram a cadeia mais longa como a correta e continuarao trabalhando para estende-la. Se dois nos transmitirem versoes diferentes do proximo bloco simultaneamente, alguns nos podem receber uma ou outra primeiro. Nesse caso, eles trabalham na primeira que receberam, mas guardam o outro ramo caso ele se torne mais longo. O empate sera quebrado quando o proximo proof-of-work for encontrado e um ramo se tornar mais longo; os nos que estavam trabalhando no outro ramo entao mudarao para o mais longo.
Transmissoes de novas transacoes nao precisam necessariamente alcancar todos os nos. Desde que alcancem muitos nos, elas entrarao em um bloco em breve. Transmissoes de blocos tambem sao tolerantes a mensagens perdidas. Se um no nao receber um bloco, ele o solicitara quando receber o proximo bloco e perceber que perdeu um.
Incentive
Geleneksel olarak, bir bloktaki ilk işlem, bloğun yaratıcısına ait yeni bir para başlatan özel bir işlemdir. Bu, düğümlerin ağı desteklemesi için bir teşvik ekler ve onları basacak merkezi bir otorite olmadığından, paraların dolaşıma başlangıçta dağıtılması için bir yol sağlar. Sabit miktarda yeni paranın düzenli olarak eklenmesi, altın madencilerinin altını dolaşıma katmak için kaynak harcamasına benzerdir. Bizim durumumuzda, harcanan CPU zamanı ve elektrik enerjisidir.
Teşvik, işlem ücretleriyle de finanse edilebilir. Bir işlemin çıktı değeri girdi değerinden az ise, aradaki fark, işlemi içeren bloğun teşvik değerine eklenen bir işlem ücretidir. Önceden belirlenmiş sayıda para dolaşıma girdiğinde, teşvik tamamen işlem ücretlerine geçebilir ve tamamen enflasyondan bağımsız olabilir.
Teşvik, düğümlerin dürüst kalmasını teşvik etmeye yardımcı olabilir. Açgözlü bir saldırgan tüm dürüst düğümlerden daha fazla CPU gücü toplamayı başarırsa, bunu ödemelerini geri çalarak insanları dolandırmak için mi yoksa yeni paralar üretmek için mi kullanacağı arasında seçim yapmak zorunda kalacaktır. Kuralları bozmaktansa, kendisine herkesten daha fazla yeni para veren kurallarla oynamanın daha kârlı olduğunu bulması gerekir; böylece sistemi ve kendi servetinin geçerliliğini baltalamamış olur.
Incentive
Por convencao, a primeira transacao em um bloco e uma transacao especial que inicia uma nova moeda pertencente ao criador do bloco. Isso adiciona um incentivo para que os nos apoiem a rede e fornece uma maneira de distribuir inicialmente moedas em circulacao, ja que nao ha uma autoridade central para emiti-las. A adicao constante de uma quantidade fixa de novas moedas e analoga a mineradores de ouro gastando recursos para adicionar ouro a circulacao. No nosso caso, e tempo de CPU e eletricidade que sao gastos.
O incentivo tambem pode ser financiado com taxas de transacao. Se o valor de saida de uma transacao for menor que seu valor de entrada, a diferenca e uma taxa de transacao que e adicionada ao valor de incentivo do bloco que contem a transacao. Uma vez que um numero predeterminado de moedas tenha entrado em circulacao, o incentivo pode transitar inteiramente para taxas de transacao e ser completamente livre de inflacao.
O incentivo pode ajudar a encorajar os nos a permanecerem honestos. Se um atacante ganancioso for capaz de reunir mais poder de CPU do que todos os nos honestos, ele teria que escolher entre usa-lo para fraudar pessoas roubando seus pagamentos de volta, ou usa-lo para gerar novas moedas. Ele deveria achar mais lucrativo jogar pelas regras, regras que o favorecem com mais moedas novas do que todos os outros combinados, do que minar o sistema e a validade de sua propria riqueza.
Reclaiming Disk Space
Bir paradaki en son işlem yeterli sayıda bloğun altına gömüldüğünde, önceki harcanmış işlemler disk alanı kazanmak için atılabilir. Bloğun hash'ini bozmadan bunu kolaylaştırmak için, işlemler bir Merkle Ağacında [^7] [^2] [^5] hash'lenir ve blok hash'ine yalnızca kök dahil edilir. Eski bloklar, ağacın dalları budanarak sıkıştırılabilir. İç hash'lerin saklanması gerekmez.
İşlem içermeyen bir blok başlığı yaklaşık 80 byte olacaktır. Blokların her 10 dakikada bir üretildiğini varsayarsak, 80 byte * 6 * 24 * 365 = yılda 4,2MB. 2008 itibarıyla bilgisayar sistemlerinin genellikle 2GB RAM ile satıldığını ve Moore Yasasının yıllık 1,2GB büyüme öngördüğünü göz önüne alırsak, blok başlıklarının bellekte tutulması gerekse bile depolama bir sorun olmamalıdır.
Reclaiming Disk Space
Uma vez que a transacao mais recente em uma moeda esteja enterrada sob blocos suficientes, as transacoes gastas antes dela podem ser descartadas para economizar espaco em disco. Para facilitar isso sem quebrar o hash do bloco, as transacoes sao organizadas em hash em uma Merkle Tree [^7] [^2] [^5], com apenas a raiz incluida no hash do bloco. Blocos antigos podem entao ser compactados removendo ramos da arvore. Os hashes interiores nao precisam ser armazenados.
Um cabecalho de bloco sem transacoes teria cerca de 80 bytes. Se supusermos que blocos sao gerados a cada 10 minutos, 80 bytes * 6 * 24 * 365 = 4,2MB por ano. Com sistemas de computador tipicamente vendidos com 2GB de RAM em 2008, e a Lei de Moore prevendo um crescimento atual de 1,2GB por ano, o armazenamento nao deveria ser um problema mesmo que os cabecalhos dos blocos precisem ser mantidos na memoria.
Simplified Payment Verification
Tam bir ağ düğümü çalıştırmadan ödemeleri doğrulamak mümkündür. Bir kullanıcının yalnızca en uzun proof-of-work zincirinin blok başlıklarının bir kopyasını tutması yeterlidir; ağ düğümlerini en uzun zincire sahip olduğuna ikna olana kadar sorgulayarak ve işlemi zaman damgası uygulandığı bloğa bağlayan Merkle dalını elde ederek bunu yapabilir. İşlemi kendisi kontrol edemez, ancak zincirdeki bir yere bağlayarak bir ağ düğümünün onu kabul ettiğini görebilir ve sonrasında eklenen bloklar ağın onu kabul ettiğini daha da doğrular.
Bu nedenle, doğrulama dürüst düğümler ağı kontrol ettiği sürece güvenilirdir, ancak ağ bir saldırgan tarafından ele geçirilirse daha savunmasızdır. Ağ düğümleri işlemleri kendileri doğrulayabilirken, basitleştirilmiş yöntem saldırganın ağı ele geçirmeye devam edebildiği sürece saldırganın uydurma işlemleriyle kandırılabilir. Buna karşı korunmak için bir strateji, ağ düğümlerinden geçersiz bir blok tespit ettiklerinde uyarılar almak ve kullanıcının yazılımını tutarsızlığı doğrulamak üzere tam bloğu ve uyarılan işlemleri indirmeye yönlendirmek olabilir. Sık ödeme alan işletmeler muhtemelen daha bağımsız güvenlik ve daha hızlı doğrulama için kendi düğümlerini çalıştırmak isteyeceklerdir.
Simplified Payment Verification
E possivel verificar pagamentos sem operar um no completo da rede. Um usuario precisa apenas manter uma copia dos cabecalhos de bloco da cadeia de proof-of-work mais longa, que ele pode obter consultando nos da rede ate estar convencido de que tem a cadeia mais longa, e obter o ramo Merkle que liga a transacao ao bloco no qual ela foi carimbada com timestamp. Ele nao pode verificar a transacao por si mesmo, mas ao liga-la a um lugar na cadeia, ele pode ver que um no da rede a aceitou, e blocos adicionados apos ela confirmam ainda mais que a rede a aceitou.
Assim, a verificacao e confiavel enquanto nos honestos controlarem a rede, mas e mais vulneravel se a rede for dominada por um atacante. Enquanto os nos da rede podem verificar transacoes por si mesmos, o metodo simplificado pode ser enganado por transacoes fabricadas do atacante enquanto o atacante puder continuar dominando a rede. Uma estrategia para se proteger contra isso seria aceitar alertas dos nos da rede quando eles detectam um bloco invalido, solicitando que o software do usuario baixe o bloco completo e as transacoes alertadas para confirmar a inconsistencia. Empresas que recebem pagamentos frequentes provavelmente ainda vao querer operar seus proprios nos para seguranca mais independente e verificacao mais rapida.
Combining and Splitting Value
Paraları tek tek işlemek mümkün olsa da, bir transferdeki her kuruş için ayrı bir işlem yapmak kullanışsız olurdu. Değerin bölünüp birleştirilebilmesi için işlemler birden fazla girdi ve çıktı içerir. Normal olarak, daha büyük bir önceki işlemden tek bir girdi veya daha küçük miktarları birleştiren birden fazla girdi ve en fazla iki çıktı olacaktır: biri ödeme için, diğeri varsa üstü göndericiye iade etmek için.
Bir işlemin birçok işleme bağlı olduğu ve bu işlemlerin çok daha fazlasına bağlı olduğu yayılma (fan-out) durumunun burada bir sorun olmadığı belirtilmelidir. Bir işlemin geçmişinin tam bir bağımsız kopyasını çıkarmaya asla gerek yoktur.
Combining and Splitting Value
Embora fosse possivel lidar com moedas individualmente, seria impraticavel fazer uma transacao separada para cada centavo em uma transferencia. Para permitir que o valor seja dividido e combinado, as transacoes contem multiplas entradas e saidas. Normalmente havera uma unica entrada de uma transacao anterior maior ou multiplas entradas combinando quantias menores, e no maximo duas saidas: uma para o pagamento e uma devolvendo o troco, se houver, ao remetente.
Deve-se notar que o fan-out, onde uma transacao depende de varias transacoes, e essas transacoes dependem de muitas mais, nao e um problema aqui. Nunca ha a necessidade de extrair uma copia completa e independente do historico de uma transacao.
Privacy
Geleneksel bankacılık modeli, bilgiye erişimi ilgili taraflar ve güvenilir üçüncü tarafla sınırlayarak belirli bir gizlilik düzeyi sağlar. Tüm işlemlerin kamuya duyurulması gerekliliği bu yöntemi engeller, ancak bilgi akışını başka bir noktada keserek gizlilik yine de korunabilir: açık anahtarları anonim tutarak. Halk, birisinin bir başkasına bir miktar gönderdiğini görebilir, ancak işlemi herhangi biriyle ilişkilendiren bilgi olmadan. Bu, borsaların yayınladığı bilgi düzeyine benzer; bireysel işlemlerin zamanı ve boyutu, yani "bant," kamuya açıklanır, ancak tarafların kim olduğu söylenmez.
Ek bir güvenlik duvarı olarak, her işlem için yeni bir anahtar çifti kullanılmalıdır; böylece ortak bir sahiple ilişkilendirilmeleri önlenir. Çoklu girdili işlemlerde hâlâ kaçınılmaz bazı bağlantılar vardır; bu işlemler girdilerinin aynı sahibe ait olduğunu zorunlu olarak ortaya koyar. Risk, bir anahtarın sahibi ortaya çıkarsa, bağlantının aynı sahibe ait diğer işlemleri ifşa edebilmesidir.
Privacy
O modelo bancario tradicional alcanca um nivel de privacidade limitando o acesso a informacao as partes envolvidas e ao terceiro confiavel. A necessidade de anunciar todas as transacoes publicamente impede este metodo, mas a privacidade ainda pode ser mantida quebrando o fluxo de informacao em outro lugar: mantendo as chaves publicas anonimas. O publico pode ver que alguem esta enviando uma quantia para outra pessoa, mas sem informacao ligando a transacao a qualquer individuo. Isso e semelhante ao nivel de informacao divulgado pelas bolsas de valores, onde o horario e o tamanho das negociacoes individuais, a "fita", sao tornados publicos, mas sem dizer quem foram as partes.
Como uma protecao adicional, um novo par de chaves deve ser usado para cada transacao para evitar que sejam ligadas a um proprietario comum. Alguma ligacao ainda e inevitavel com transacoes de multiplas entradas, que necessariamente revelam que suas entradas pertenciam ao mesmo proprietario. O risco e que, se o proprietario de uma chave for revelado, a ligacao poderia revelar outras transacoes que pertenciam ao mesmo proprietario.
Calculations
Bir saldırganın dürüst zincirden daha hızlı alternatif bir zincir üretmeye çalıştığı senaryoyu düşünüyoruz. Bu başarılsa bile, sistemi havadan değer yaratma veya saldırgana hiç ait olmayan parayı alma gibi keyfi değişikliklere açmaz. Düğümler geçersiz bir işlemi ödeme olarak kabul etmeyecek ve dürüst düğümler bunları içeren bir bloğu asla kabul etmeyecektir. Bir saldırgan yalnızca yakın zamanda harcadığı parayı geri almak için kendi işlemlerinden birini değiştirmeye çalışabilir.
Dürüst zincir ile saldırgan zinciri arasındaki yarış bir Binom Rastgele Yürüyüş olarak karakterize edilebilir. Başarı olayı, dürüst zincirin bir blok uzatılarak liderliğini +1 artırmasıdır ve başarısızlık olayı, saldırganın zincirinin bir blok uzatılarak farkı -1 azaltmasıdır.
Bir saldırganın belirli bir açıktan yetişme olasılığı, Kumarcının İflası problemine benzer. Sınırsız krediye sahip bir kumarcının açıkta başladığını ve başa baş noktasına ulaşmak için potansiyel olarak sonsuz sayıda deneme yaptığını varsayalım. Başa baş noktasına ulaşma olasılığını veya bir saldırganın dürüst zincire yetişme olasılığını aşağıdaki gibi hesaplayabiliriz [^8]:
p = dürüst bir düğümün bir sonraki bloğu bulma olasılığı
q = saldırganın bir sonraki bloğu bulma olasılığı
q = saldırganın z blok geriden yetişme olasılığı
``````
\[
qz =
\begin{cases}
1 & \text{if } p \leq q \\
\left(\frac{q}{p}\right) z & \text{if } p > q
\end{cases}
\]
p q olduğu varsayımımız göz önüne alındığında, saldırganın yetişmesi gereken blok sayısı arttıkça olasılık üstel olarak düşer. Oran aleyhine olduğunda, erken dönemde şanslı bir hamle yapmadıysa, geride kaldıkça şansı giderek küçülür.
Şimdi yeni bir işlemin alıcısının, göndericinin işlemi değiştiremeyeceğinden yeterince emin olmadan önce ne kadar beklemesi gerektiğini düşünüyoruz. Göndericinin, alıcıya bir süre ödeme yaptığına inandırmak isteyen bir saldırgan olduğunu ve ardından bir süre geçtikten sonra ödemeyi kendisine geri çevirmek istediğini varsayıyoruz. Alıcı bu olduğunda uyarılacaktır, ancak gönderici bunun çok geç olacağını umar.
Alıcı yeni bir anahtar çifti üretir ve imzalamadan kısa süre önce açık anahtarı göndericiye verir. Bu, göndericinin şanslı olup yeterince ilerleyene kadar sürekli çalışarak önceden bir blok zinciri hazırlamasını ve ardından o anda işlemi gerçekleştirmesini önler. İşlem gönderildikten sonra, dürüst olmayan gönderici işleminin alternatif bir sürümünü içeren paralel bir zincir üzerinde gizlice çalışmaya başlar.
Alıcı, işlem bir bloğa eklenene ve z blok ondan sonra bağlanana kadar bekler. Saldırganın ne kadar ilerleme kaydettiğini tam olarak bilmez, ancak dürüst blokların blok başına beklenen ortalama süreyi aldığını varsayarsak, saldırganın potansiyel ilerlemesi beklenen değeri olan bir Poisson dağılımı olacaktır:
\[
\lambda = z\frac{q}{p}
\]
Saldırganın hâlâ yetişebilme olasılığını elde etmek için, yapmış olabileceği her ilerleme miktarı için Poisson yoğunluğunu o noktadan yetişebilme olasılığıyla çarpıyoruz:
\[
\sum_{k=0}^{\infty} \frac{\lambda^k e^{-\lambda}}{k!} \cdot \left\{
\begin{array}{cl}
\left(\frac{q}{p}\right)^{(z-k)} & \text{if } k \leq z \\
1 & \text{if } k > z
\end{array}
\right.
\]
Dağılımın sonsuz kuyruğunu toplamaktan kaçınmak için yeniden düzenliyoruz...
\[
1 - \sum_{k=0}^{z} \frac{\lambda^k e^{-\lambda}}{k!} \left(1-\left(\frac{q}{p}\right)^{(z-k)}\right)
\]
C koduna dönüştürüyoruz...
```c
#include math.h
double AttackerSuccessProbability(double q, int z)
{
double p = 1.0 - q;
double lambda = z * (q / p);
double sum = 1.0;
int i, k;
for (k = 0; k = z; k++)
{
double poisson = exp(-lambda);
for (i = 1; i = k; i++)
poisson *= lambda / i;
sum -= poisson * (1 - pow(q / p, z - k));
}
return sum;
}
Bazı sonuçları çalıştırdığımızda, olasılığın z ile üstel olarak düştüğünü görebiliriz.
q=0.1
z=0 P=1.0000000
z=1 P=0.2045873
z=2 P=0.0509779
z=3 P=0.0131722
z=4 P=0.0034552
z=5 P=0.0009137
z=6 P=0.0002428
z=7 P=0.0000647
z=8 P=0.0000173
z=9 P=0.0000046
z=10 P=0.0000012
q=0.3
z=0 P=1.0000000
z=5 P=0.1773523
z=10 P=0.0416605
z=15 P=0.0101008
z=20 P=0.0024804
z=25 P=0.0006132
z=30 P=0.0001522
z=35 P=0.0000379
z=40 P=0.0000095
z=45 P=0.0000024
z=50 P=0.0000006
P'nin %0,1'den küçük olması için çözüyoruz...
P 0.001
q=0.10 z=5
q=0.15 z=8
q=0.20 z=11
q=0.25 z=15
q=0.30 z=24
q=0.35 z=41
q=0.40 z=89
q=0.45 z=340
Calculations
Consideramos o cenario de um atacante tentando gerar uma cadeia alternativa mais rapido que a cadeia honesta. Mesmo que isso seja alcancado, nao abre o sistema para mudancas arbitrarias, como criar valor do nada ou tomar dinheiro que nunca pertenceu ao atacante. Os nos nao vao aceitar uma transacao invalida como pagamento, e nos honestos nunca aceitarao um bloco que as contenha. Um atacante so pode tentar mudar uma de suas proprias transacoes para recuperar dinheiro que gastou recentemente.
A corrida entre a cadeia honesta e a cadeia do atacante pode ser caracterizada como um Passeio Aleatorio Binomial. O evento de sucesso e a cadeia honesta sendo estendida por um bloco, aumentando sua vantagem em +1, e o evento de falha e a cadeia do atacante sendo estendida por um bloco, reduzindo a diferenca em -1.
A probabilidade de um atacante alcancar a partir de um dado deficit e analoga ao problema da Ruina do Apostador. Suponha que um apostador com credito ilimitado comeca em deficit e joga potencialmente um numero infinito de tentativas para tentar alcancar o equilibrio. Podemos calcular a probabilidade de ele alguma vez alcancar o equilibrio, ou de um atacante alguma vez alcancar a cadeia honesta, da seguinte forma [^8]:
p = probabilidade de um no honesto encontrar o proximo bloco
q = probabilidade de o atacante encontrar o proximo bloco
q = probabilidade de o atacante alguma vez alcancar estando z blocos atras
\[ qz = \begin{cases} 1 & \text{se } p \leq q \\ \left(\frac{q}{p}\right) z & \text{se } p > q \end{cases} \]
Dada nossa suposicao de que p q, a probabilidade cai exponencialmente a medida que o numero de blocos que o atacante precisa alcancar aumenta. Com as chances contra ele, se ele nao fizer um avanco sortudo no inicio, suas chances se tornam infinitesimalmente pequenas a medida que fica mais para tras.
Agora consideramos quanto tempo o destinatario de uma nova transacao precisa esperar antes de estar suficientemente certo de que o remetente nao pode mudar a transacao. Assumimos que o remetente e um atacante que quer fazer o destinatario acreditar que o pagou por um tempo, e entao muda-lo para pagar a si mesmo apos algum tempo ter passado. O destinatario sera alertado quando isso acontecer, mas o remetente espera que seja tarde demais.
O destinatario gera um novo par de chaves e da a chave publica ao remetente pouco antes de assinar. Isso evita que o remetente prepare uma cadeia de blocos com antecedencia trabalhando nela continuamente ate ter sorte o suficiente para ficar suficientemente a frente, e entao executar a transacao naquele momento. Uma vez que a transacao e enviada, o remetente desonesto comeca a trabalhar em segredo em uma cadeia paralela contendo uma versao alternativa de sua transacao.
O destinatario espera ate que a transacao tenha sido adicionada a um bloco e z blocos tenham sido ligados apos ele. Ele nao sabe a quantidade exata de progresso que o atacante fez, mas assumindo que os blocos honestos levaram o tempo medio esperado por bloco, o progresso potencial do atacante sera uma distribuicao de Poisson com valor esperado:
\[ \lambda = z\frac{q}{p} \]
Para obter a probabilidade de o atacante ainda poder alcancar agora, multiplicamos a densidade de Poisson para cada quantidade de progresso que ele poderia ter feito pela probabilidade de ele poder alcancar a partir daquele ponto:
\[ \sum_{k=0}^{\infty} \frac{\lambda^k e^{-\lambda}}{k!} \cdot \left\{ \begin{array}{cl} \left(\frac{q}{p}\right)^{(z-k)} & \text{se } k \leq z \\ 1 & \text{se } k > z \end{array} \right. \]
Reorganizando para evitar somar a cauda infinita da distribuicao...
\[ 1 - \sum_{k=0}^{z} \frac{\lambda^k e^{-\lambda}}{k!} \left(1-\left(\frac{q}{p}\right)^{(z-k)}\right) \]
Convertendo para codigo C...
#include math.h
double AttackerSuccessProbability(double q, int z)
{
double p = 1.0 - q;
double lambda = z * (q / p);
double sum = 1.0;
int i, k;
for (k = 0; k = z; k++)
{
double poisson = exp(-lambda);
for (i = 1; i = k; i++)
poisson *= lambda / i;
sum -= poisson * (1 - pow(q / p, z - k));
}
return sum;
}
Executando alguns resultados, podemos ver a probabilidade cair exponencialmente com z.
q=0.1
z=0 P=1.0000000
z=1 P=0.2045873
z=2 P=0.0509779
z=3 P=0.0131722
z=4 P=0.0034552
z=5 P=0.0009137
z=6 P=0.0002428
z=7 P=0.0000647
z=8 P=0.0000173
z=9 P=0.0000046
z=10 P=0.0000012
q=0.3
z=0 P=1.0000000
z=5 P=0.1773523
z=10 P=0.0416605
z=15 P=0.0101008
z=20 P=0.0024804
z=25 P=0.0006132
z=30 P=0.0001522
z=35 P=0.0000379
z=40 P=0.0000095
z=45 P=0.0000024
z=50 P=0.0000006
Resolvendo para P menor que 0,1%...
P 0.001
q=0.10 z=5
q=0.15 z=8
q=0.20 z=11
q=0.25 z=15
q=0.30 z=24
q=0.35 z=41
q=0.40 z=89
q=0.45 z=340
Conclusion
Güvene dayanmadan elektronik işlemler için bir sistem önerdik. Dijital imzalardan yapılmış paraların olağan çerçevesiyle başladık; bu, sahiplik üzerinde güçlü kontrol sağlar ancak çifte harcamayı önlemenin bir yolu olmadan eksik kalır. Bunu çözmek için, dürüst düğümler CPU gücünün çoğunluğunu kontrol ettiğinde bir saldırganın değiştirmesinin hesaplama açısından hızla pratik olmaktan çıkan işlemlerin kamuya açık geçmişini kaydetmek için proof-of-work kullanan eşler arası bir ağ önerdik. Ağ, yapılandırılmamış basitliğinde sağlamdır. Düğümler çok az koordinasyonla hep birlikte çalışır. Mesajlar herhangi belirli bir yere yönlendirilmediğinden ve yalnızca en iyi çaba temelinde iletilmesi gerektiğinden, tanımlanmaları gerekmez. Düğümler, yokluklarında olanların kanıtı olarak proof-of-work zincirini kabul ederek ağdan istedikleri zaman ayrılıp yeniden katılabilirler. Geçerli blokları uzatarak çalışarak kabullerini ifade eder ve geçersiz blokları üzerlerinde çalışmayı reddederek reddederler. Gerekli tüm kurallar ve teşvikler bu konsensüs mekanizması ile uygulanabilir.
Conclusion
Propusemos um sistema para transacoes eletronicas sem depender de confianca. Comecamos com o framework usual de moedas feitas de assinaturas digitais, que fornece forte controle de propriedade, mas e incompleto sem uma maneira de prevenir o gasto duplo. Para resolver isso, propusemos uma rede peer-to-peer usando proof-of-work para registrar um historico publico de transacoes que rapidamente se torna computacionalmente impraticavel para um atacante alterar se nos honestos controlarem a maioria do poder de CPU. A rede e robusta em sua simplicidade nao estruturada. Os nos trabalham todos de uma vez com pouca coordenacao. Eles nao precisam ser identificados, uma vez que as mensagens nao sao roteadas para nenhum lugar especifico e apenas precisam ser entregues com base no melhor esforco. Os nos podem sair e reingressar na rede a qualquer momento, aceitando a cadeia de proof-of-work como prova do que aconteceu enquanto estavam ausentes. Eles votam com seu poder de CPU, expressando sua aceitacao de blocos validos ao trabalhar para estende-los e rejeitando blocos invalidos ao se recusar a trabalhar neles. Quaisquer regras e incentivos necessarios podem ser aplicados com este mecanismo de consenso.
References
-
H. Massias, X.S. Avila, and J.-J. Quisquater, "Design of a secure timestamping service with minimal trust requirements," In 20th Symposium on Information Theory in the Benelux, May 1999.
-
S. Haber, W.S. Stornetta, "How to time-stamp a digital document," In Journal of Cryptology, vol 3, no 2, pages 99-111, 1991.
-
D. Bayer, S. Haber, W.S. Stornetta, "Improving the efficiency and reliability of digital time-stamping," In Sequences II: Methods in Communication, Security and Computer Science, pages 329-334, 1993.
-
S. Haber, W.S. Stornetta, "Secure names for bit-strings," In Proceedings of the 4th ACM Conference on Computer and Communications Security, pages 28-35, April 1997.
-
A. Back, "Hashcash - a denial of service counter-measure," http://www.hashcash.org/papers/hashcash.pdf, 2002.
-
R.C. Merkle, "Protocols for public key cryptosystems," In Proc. 1980 Symposium on Security and Privacy, IEEE Computer Society, pages 122-133, April 1980.
-
W. Feller, "An introduction to probability theory and its applications," 1957.
References
-
H. Massias, X.S. Avila, and J.-J. Quisquater, "Design of a secure timestamping service with minimal trust requirements," In 20th Symposium on Information Theory in the Benelux, May 1999.
-
S. Haber, W.S. Stornetta, "How to time-stamp a digital document," In Journal of Cryptology, vol 3, no 2, pages 99-111, 1991.
-
D. Bayer, S. Haber, W.S. Stornetta, "Improving the efficiency and reliability of digital time-stamping," In Sequences II: Methods in Communication, Security and Computer Science, pages 329-334, 1993.
-
S. Haber, W.S. Stornetta, "Secure names for bit-strings," In Proceedings of the 4th ACM Conference on Computer and Communications Security, pages 28-35, April 1997.
-
A. Back, "Hashcash - a denial of service counter-measure," http://www.hashcash.org/papers/hashcash.pdf, 2002.
-
R.C. Merkle, "Protocols for public key cryptosystems," In Proc. 1980 Symposium on Security and Privacy, IEEE Computer Society, pages 122-133, April 1980.
-
W. Feller, "An introduction to probability theory and its applications," 1957.
