Bitcoin: Hệ thống tiền mặt điện tử ngang hàng
Abstract
A purely peer-to-peer version of electronic cash would allow online payments to be sent directly from one party to another without going through a financial institution. Digital signatures provide part of the solution, but the main benefits are lost if a trusted third party is still required to prevent double-spending. We propose a solution to the double-spending problem using a peer-to-peer network. The network timestamps transactions by hashing them into an ongoing chain of hash-based proof-of-work, forming a record that cannot be changed without redoing the proof-of-work. The longest chain not only serves as proof of the sequence of events witnessed, but proof that it came from the largest pool of CPU power. As long as a majority of CPU power is controlled by nodes that are not cooperating to attack the network, they'll generate the longest chain and outpace attackers. The network itself requires minimal structure. Messages are broadcast on a best effort basis, and nodes can leave and rejoin the network at will, accepting the longest proof-of-work chain as proof of what happened while they were gone.
Abstract
Một phiên bản hoàn toàn ngang hàng (peer-to-peer) của tiền mặt điện tử sẽ cho phép các khoản thanh toán trực tuyến được gửi trực tiếp từ bên này sang bên kia mà không cần thông qua một tổ chức tài chính. Chữ ký số cung cấp một phần của giải pháp, nhưng những lợi ích chính sẽ bị mất nếu vẫn cần một bên thứ ba đáng tin cậy để ngăn chặn chi tiêu kép (double-spending). Chúng tôi đề xuất một giải pháp cho vấn đề chi tiêu kép bằng cách sử dụng mạng ngang hàng. Mạng đánh dấu thời gian các giao dịch bằng cách hash chúng vào một chuỗi liên tục của proof-of-work dựa trên hash, tạo thành một bản ghi không thể thay đổi mà không thực hiện lại proof-of-work. Chuỗi dài nhất không chỉ đóng vai trò là bằng chứng về trình tự các sự kiện được chứng kiến, mà còn là bằng chứng rằng nó đến từ nhóm sức mạnh CPU lớn nhất. Miễn là phần lớn sức mạnh CPU được kiểm soát bởi các nút không hợp tác để tấn công mạng, chúng sẽ tạo ra chuỗi dài nhất và vượt qua những kẻ tấn công. Bản thân mạng yêu cầu cấu trúc tối thiểu. Các thông điệp được phát sóng trên cơ sở nỗ lực tốt nhất, và các nút có thể rời khỏi và tái gia nhập mạng theo ý muốn, chấp nhận chuỗi proof-of-work dài nhất làm bằng chứng về những gì đã xảy ra khi chúng vắng mặt.
Introduction
Commerce on the Internet has come to rely almost exclusively on financial institutions serving as trusted third parties to process electronic payments. While the system works well enough for most transactions, it still suffers from the inherent weaknesses of the trust based model. Completely non-reversible transactions are not really possible, since financial institutions cannot avoid mediating disputes. The cost of mediation increases transaction costs, limiting the minimum practical transaction size and cutting off the possibility for small casual transactions, and there is a broader cost in the loss of ability to make non-reversible payments for non-reversible services. With the possibility of reversal, the need for trust spreads. Merchants must be wary of their customers, hassling them for more information than they would otherwise need. A certain percentage of fraud is accepted as unavoidable. These costs and payment uncertainties can be avoided in person by using physical currency, but no mechanism exists to make payments over a communications channel without a trusted party.
What is needed is an electronic payment system based on cryptographic proof instead of trust, allowing any two willing parties to transact directly with each other without the need for a trusted third party. Transactions that are computationally impractical to reverse would protect sellers from fraud, and routine escrow mechanisms could easily be implemented to protect buyers. In this paper, we propose a solution to the double-spending problem using a peer-to-peer distributed timestamp server to generate computational proof of the chronological order of transactions. The system is secure as long as honest nodes collectively control more CPU power than any cooperating group of attacker nodes.
Introduction
Thương mại trên Internet đã phụ thuộc gần như hoàn toàn vào các tổ chức tài chính đóng vai trò là bên thứ ba đáng tin cậy để xử lý các khoản thanh toán điện tử. Mặc dù hệ thống hoạt động đủ tốt cho hầu hết các giao dịch, nó vẫn chịu những điểm yếu cố hữu của mô hình dựa trên sự tin tưởng. Các giao dịch hoàn toàn không thể đảo ngược thực sự không khả thi, vì các tổ chức tài chính không thể tránh khỏi việc hòa giải tranh chấp. Chi phí hòa giải làm tăng chi phí giao dịch, giới hạn quy mô giao dịch tối thiểu thực tế và loại bỏ khả năng thực hiện các giao dịch nhỏ lẻ thông thường, và có một chi phí rộng hơn trong việc mất khả năng thực hiện các khoản thanh toán không thể đảo ngược cho các dịch vụ không thể đảo ngược. Với khả năng đảo ngược, nhu cầu về sự tin tưởng lan rộng. Người bán phải cảnh giác với khách hàng của mình, yêu cầu họ cung cấp nhiều thông tin hơn mức cần thiết. Một tỷ lệ gian lận nhất định được chấp nhận là không thể tránh khỏi. Những chi phí và sự không chắc chắn về thanh toán này có thể được tránh khi giao dịch trực tiếp bằng tiền mặt vật lý, nhưng không tồn tại cơ chế nào để thực hiện thanh toán qua kênh liên lạc mà không có bên đáng tin cậy.
Điều cần thiết là một hệ thống thanh toán điện tử dựa trên bằng chứng mật mã thay vì sự tin tưởng, cho phép hai bên sẵn lòng giao dịch trực tiếp với nhau mà không cần bên thứ ba đáng tin cậy. Các giao dịch mà về mặt tính toán không thực tế để đảo ngược sẽ bảo vệ người bán khỏi gian lận, và các cơ chế ký quỹ (escrow) thông thường có thể dễ dàng được triển khai để bảo vệ người mua. Trong bài viết này, chúng tôi đề xuất một giải pháp cho vấn đề chi tiêu kép bằng cách sử dụng máy chủ đánh dấu thời gian phân tán ngang hàng để tạo bằng chứng tính toán về thứ tự thời gian của các giao dịch. Hệ thống an toàn miễn là các nút trung thực cùng kiểm soát nhiều sức mạnh CPU hơn bất kỳ nhóm nút tấn công hợp tác nào.
Transactions
We define an electronic coin as a chain of digital signatures. Each owner transfers the coin to the next by digitally signing a hash of the previous transaction and the public key of the next owner and adding these to the end of the coin. A payee can verify the signatures to verify the chain of ownership.
The problem of course is the payee can't verify that one of the owners did not double-spend the coin. A common solution is to introduce a trusted central authority, or mint, that checks every transaction for double spending. After each transaction, the coin must be returned to the mint to issue a new coin, and only coins issued directly from the mint are trusted not to be double-spent. The problem with this solution is that the fate of the entire money system depends on the company running the mint, with every transaction having to go through them, just like a bank.
We need a way for the payee to know that the previous owners did not sign any earlier transactions. For our purposes, the earliest transaction is the one that counts, so we don't care about later attempts to double-spend. The only way to confirm the absence of a transaction is to be aware of all transactions. In the mint based model, the mint was aware of all transactions and decided which arrived first. To accomplish this without a trusted party, transactions must be publicly announced [^1], and we need a system for participants to agree on a single history of the order in which they were received. The payee needs proof that at the time of each transaction, the majority of nodes agreed it was the first received.
Transactions
Chúng tôi định nghĩa một đồng tiền điện tử là một chuỗi chữ ký số. Mỗi chủ sở hữu chuyển đồng tiền cho người tiếp theo bằng cách ký số vào hash của giao dịch trước đó và khóa công khai (public key) của chủ sở hữu tiếp theo, rồi thêm chúng vào cuối đồng tiền. Người nhận thanh toán có thể xác minh các chữ ký để kiểm tra chuỗi sở hữu.
Vấn đề tất nhiên là người nhận không thể xác minh rằng một trong các chủ sở hữu đã không chi tiêu kép đồng tiền. Một giải pháp phổ biến là giới thiệu một cơ quan trung ương đáng tin cậy, hay nhà đúc tiền, kiểm tra mọi giao dịch về chi tiêu kép. Sau mỗi giao dịch, đồng tiền phải được trả về nhà đúc tiền để phát hành đồng tiền mới, và chỉ những đồng tiền được phát hành trực tiếp từ nhà đúc tiền mới được tin là không bị chi tiêu kép. Vấn đề của giải pháp này là số phận của toàn bộ hệ thống tiền tệ phụ thuộc vào công ty điều hành nhà đúc tiền, với mọi giao dịch phải đi qua họ, giống như một ngân hàng.
Chúng ta cần một cách để người nhận biết rằng các chủ sở hữu trước đó không ký bất kỳ giao dịch nào sớm hơn. Đối với mục đích của chúng ta, giao dịch sớm nhất là giao dịch được tính, vì vậy chúng ta không quan tâm đến các lần chi tiêu kép sau đó. Cách duy nhất để xác nhận sự vắng mặt của một giao dịch là nhận biết tất cả các giao dịch. Trong mô hình dựa trên nhà đúc tiền, nhà đúc tiền nhận biết tất cả các giao dịch và quyết định giao dịch nào đến trước. Để thực hiện điều này mà không cần bên thứ ba đáng tin cậy, các giao dịch phải được công bố công khai [^1], và chúng ta cần một hệ thống để các thành viên đồng ý về một lịch sử duy nhất về thứ tự mà chúng được nhận. Người nhận cần bằng chứng rằng tại thời điểm của mỗi giao dịch, đa số các node đồng ý rằng nó là giao dịch được nhận đầu tiên.
Timestamp Server
The solution we propose begins with a timestamp server. A timestamp server works by taking a hash of a block of items to be timestamped and widely publishing the hash, such as in a newspaper or Usenet post [^2] [^3] [^4] [^5]. The timestamp proves that the data must have existed at the time, obviously, in order to get into the hash. Each timestamp includes the previous timestamp in its hash, forming a chain, with each additional timestamp reinforcing the ones before it.
Timestamp Server
Giải pháp chúng tôi đề xuất bắt đầu với một máy chủ đánh dấu thời gian. Máy chủ đánh dấu thời gian hoạt động bằng cách lấy hash của một khối các mục cần đánh dấu thời gian và công bố rộng rãi hash đó, chẳng hạn trên báo chí hoặc bài đăng Usenet [^2] [^3] [^4] [^5]. Dấu thời gian chứng minh rằng dữ liệu phải đã tồn tại vào thời điểm đó, hiển nhiên, để có thể được đưa vào hash. Mỗi dấu thời gian bao gồm dấu thời gian trước đó trong hash của nó, tạo thành một chuỗi, với mỗi dấu thời gian bổ sung củng cố các dấu trước đó.
Proof-of-Work
To implement a distributed timestamp server on a peer-to-peer basis, we will need to use a proof-of-work system similar to Adam Back's Hashcash [^6], rather than newspaper or Usenet posts. The proof-of-work involves scanning for a value that when hashed, such as with SHA-256, the hash begins with a number of zero bits. The average work required is exponential in the number of zero bits required and can be verified by executing a single hash.
For our timestamp network, we implement the proof-of-work by incrementing a nonce in the block until a value is found that gives the block's hash the required zero bits. Once the CPU effort has been expended to make it satisfy the proof-of-work, the block cannot be changed without redoing the work. As later blocks are chained after it, the work to change the block would include redoing all the blocks after it.
The proof-of-work also solves the problem of determining representation in majority decision making. If the majority were based on one-IP-address-one-vote, it could be subverted by anyone able to allocate many IPs. Proof-of-work is essentially one-CPU-one-vote. The majority decision is represented by the longest chain, which has the greatest proof-of-work effort invested in it. If a majority of CPU power is controlled by honest nodes, the honest chain will grow the fastest and outpace any competing chains. To modify a past block, an attacker would have to redo the proof-of-work of the block and all blocks after it and then catch up with and surpass the work of the honest nodes. We will show later that the probability of a slower attacker catching up diminishes exponentially as subsequent blocks are added.
To compensate for increasing hardware speed and varying interest in running nodes over time, the proof-of-work difficulty is determined by a moving average targeting an average number of blocks per hour. If they're generated too fast, the difficulty increases.
Proof-of-Work
Để triển khai một máy chủ đánh dấu thời gian phân tán trên cơ sở ngang hàng, chúng ta sẽ cần sử dụng một hệ thống proof-of-work tương tự như Hashcash của Adam Back [^6], thay vì báo chí hoặc bài đăng Usenet. Proof-of-work bao gồm việc quét tìm một giá trị mà khi được hash, chẳng hạn với SHA-256, hash bắt đầu bằng một số bit không. Công việc trung bình cần thiết tăng theo hàm mũ với số bit không yêu cầu và có thể được xác minh bằng cách thực thi một hash duy nhất.
Đối với mạng đánh dấu thời gian của chúng tôi, chúng tôi triển khai proof-of-work bằng cách tăng dần một nonce trong khối cho đến khi tìm được giá trị cho hash của khối số bit không yêu cầu. Một khi nỗ lực CPU đã được bỏ ra để đáp ứng proof-of-work, khối không thể bị thay đổi mà không làm lại công việc. Khi các khối sau được nối tiếp sau nó, công việc để thay đổi khối sẽ bao gồm việc làm lại tất cả các khối sau nó.
Proof-of-work cũng giải quyết vấn đề xác định đại diện trong việc ra quyết định theo đa số. Nếu đa số dựa trên cơ sở một-địa-chỉ-IP-một-phiếu, nó có thể bị phá hoại bởi bất kỳ ai có khả năng phân bổ nhiều IP. Proof-of-work về cơ bản là một-CPU-một-phiếu. Quyết định đa số được đại diện bởi chuỗi dài nhất, là chuỗi có nỗ lực proof-of-work lớn nhất được đầu tư vào. Nếu đa số sức mạnh CPU được kiểm soát bởi các nút trung thực, chuỗi trung thực sẽ phát triển nhanh nhất và vượt qua bất kỳ chuỗi cạnh tranh nào. Để sửa đổi một khối trong quá khứ, kẻ tấn công sẽ phải làm lại proof-of-work của khối đó và tất cả các khối sau nó, rồi bắt kịp và vượt qua công việc của các nút trung thực. Chúng tôi sẽ chỉ ra sau rằng xác suất của một kẻ tấn công chậm hơn bắt kịp giảm theo hàm mũ khi các khối tiếp theo được thêm vào.
Để bù đắp cho tốc độ phần cứng ngày càng tăng và sự quan tâm thay đổi trong việc vận hành các nút theo thời gian, độ khó proof-of-work được xác định bởi một trung bình động nhắm mục tiêu số khối trung bình mỗi giờ. Nếu chúng được tạo ra quá nhanh, độ khó sẽ tăng lên.
Network
The steps to run the network are as follows:
- New transactions are broadcast to all nodes.
- Each node collects new transactions into a block.
- Each node works on finding a difficult proof-of-work for its block.
- When a node finds a proof-of-work, it broadcasts the block to all nodes.
- Nodes accept the block only if all transactions in it are valid and not already spent.
- Nodes express their acceptance of the block by working on creating the next block in the chain, using the hash of the accepted block as the previous hash.
Nodes always consider the longest chain to be the correct one and will keep working on extending it. If two nodes broadcast different versions of the next block simultaneously, some nodes may receive one or the other first. In that case, they work on the first one they received, but save the other branch in case it becomes longer. The tie will be broken when the next proof-of-work is found and one branch becomes longer; the nodes that were working on the other branch will then switch to the longer one.
New transaction broadcasts do not necessarily need to reach all nodes. As long as they reach many nodes, they will get into a block before long. Block broadcasts are also tolerant of dropped messages. If a node does not receive a block, it will request it when it receives the next block and realizes it missed one.
Network
Các bước để vận hành mạng như sau:
- Các giao dịch mới được phát sóng đến tất cả các nút.
- Mỗi nút thu thập các giao dịch mới vào một khối.
- Mỗi nút làm việc để tìm một proof-of-work khó cho khối của mình.
- Khi một nút tìm thấy proof-of-work, nó phát sóng khối đến tất cả các nút.
- Các nút chấp nhận khối chỉ khi tất cả các giao dịch trong đó hợp lệ và chưa được chi tiêu.
- Các nút thể hiện sự chấp nhận khối bằng cách làm việc tạo khối tiếp theo trong chuỗi, sử dụng hash của khối được chấp nhận làm hash trước đó.
Các nút luôn coi chuỗi dài nhất là chuỗi đúng và sẽ tiếp tục làm việc để mở rộng nó. Nếu hai nút phát sóng các phiên bản khác nhau của khối tiếp theo cùng lúc, một số nút có thể nhận được phiên bản này hoặc phiên bản kia trước. Trong trường hợp đó, chúng làm việc trên phiên bản nhận được đầu tiên, nhưng lưu nhánh kia trong trường hợp nó trở nên dài hơn. Tình trạng hòa sẽ bị phá vỡ khi proof-of-work tiếp theo được tìm thấy và một nhánh trở nên dài hơn; các nút đang làm việc trên nhánh kia sẽ chuyển sang nhánh dài hơn.
Việc phát sóng giao dịch mới không nhất thiết phải đến tất cả các nút. Miễn là chúng đến được nhiều nút, chúng sẽ được đưa vào một khối trong thời gian ngắn. Việc phát sóng khối cũng chịu được tin nhắn bị mất. Nếu một nút không nhận được một khối, nó sẽ yêu cầu khối đó khi nhận được khối tiếp theo và nhận ra nó đã bỏ lỡ một khối.
Incentive
By convention, the first transaction in a block is a special transaction that starts a new coin owned by the creator of the block. This adds an incentive for nodes to support the network, and provides a way to initially distribute coins into circulation, since there is no central authority to issue them. The steady addition of a constant of amount of new coins is analogous to gold miners expending resources to add gold to circulation. In our case, it is CPU time and electricity that is expended.
The incentive can also be funded with transaction fees. If the output value of a transaction is less than its input value, the difference is a transaction fee that is added to the incentive value of the block containing the transaction. Once a predetermined number of coins have entered circulation, the incentive can transition entirely to transaction fees and be completely inflation free.
The incentive may help encourage nodes to stay honest. If a greedy attacker is able to assemble more CPU power than all the honest nodes, he would have to choose between using it to defraud people by stealing back his payments, or using it to generate new coins. He ought to find it more profitable to play by the rules, such rules that favour him with more new coins than everyone else combined, than to undermine the system and the validity of his own wealth.
Incentive
Theo quy ước, giao dịch đầu tiên trong một khối là một giao dịch đặc biệt tạo ra một đồng tiền mới thuộc về người tạo khối. Điều này thêm động lực cho các nút hỗ trợ mạng, và cung cấp cách để phân phối ban đầu các đồng tiền vào lưu thông, vì không có cơ quan trung ương nào để phát hành chúng. Việc bổ sung đều đặn một lượng đồng tiền mới không đổi tương tự như các thợ đào vàng tiêu tốn tài nguyên để thêm vàng vào lưu thông. Trong trường hợp của chúng ta, đó là thời gian CPU và điện năng được tiêu tốn.
Động lực cũng có thể được tài trợ bằng phí giao dịch. Nếu giá trị đầu ra của một giao dịch nhỏ hơn giá trị đầu vào, sự chênh lệch là phí giao dịch được cộng vào giá trị động lực của khối chứa giao dịch đó. Một khi một số lượng đồng tiền đã định trước đã đi vào lưu thông, động lực có thể chuyển hoàn toàn sang phí giao dịch và hoàn toàn không có lạm phát.
Động lực có thể giúp khuyến khích các nút duy trì sự trung thực. Nếu một kẻ tấn công tham lam có thể tập hợp được nhiều sức mạnh CPU hơn tất cả các nút trung thực, hắn sẽ phải lựa chọn giữa việc sử dụng nó để lừa đảo mọi người bằng cách lấy lại các khoản thanh toán của mình, hoặc sử dụng nó để tạo đồng tiền mới. Hắn nên thấy rằng chơi theo luật sẽ có lợi hơn, những luật cho phép hắn nhận được nhiều đồng tiền mới hơn tất cả mọi người cộng lại, thay vì phá hoại hệ thống và giá trị tài sản của chính mình.
Reclaiming Disk Space
Once the latest transaction in a coin is buried under enough blocks, the spent transactions before it can be discarded to save disk space. To facilitate this without breaking the block's hash, transactions are hashed in a Merkle Tree [^7] [^2] [^5], with only the root included in the block's hash. Old blocks can then be compacted by stubbing off branches of the tree. The interior hashes do not need to be stored.
A block header with no transactions would be about 80 bytes. If we suppose blocks are generated every 10 minutes, 80 bytes * 6 * 24 * 365 = 4.2MB per year. With computer systems typically selling with 2GB of RAM as of 2008, and Moore's Law predicting current growth of 1.2GB per year, storage should not be a problem even if the block headers must be kept in memory.
Reclaiming Disk Space
Một khi giao dịch mới nhất trong một đồng tiền được chôn dưới đủ số khối, các giao dịch đã chi tiêu trước đó có thể bị loại bỏ để tiết kiệm dung lượng đĩa. Để tạo điều kiện cho việc này mà không phá vỡ hash của khối, các giao dịch được hash trong một Merkle Tree [^7] [^2] [^5], chỉ có gốc được bao gồm trong hash của khối. Các khối cũ sau đó có thể được nén bằng cách cắt tỉa các nhánh của cây. Các hash bên trong không cần phải được lưu trữ.
Một tiêu đề khối không có giao dịch sẽ khoảng 80 byte. Nếu chúng ta giả sử các khối được tạo ra mỗi 10 phút, 80 byte * 6 * 24 * 365 = 4,2MB mỗi năm. Với các hệ thống máy tính thường được bán với 2GB RAM tính đến năm 2008, và Định luật Moore dự đoán tăng trưởng hiện tại là 1,2GB mỗi năm, việc lưu trữ sẽ không phải là vấn đề ngay cả khi các tiêu đề khối phải được giữ trong bộ nhớ.
Simplified Payment Verification
It is possible to verify payments without running a full network node. A user only needs to keep a copy of the block headers of the longest proof-of-work chain, which he can get by querying network nodes until he's convinced he has the longest chain, and obtain the Merkle branch linking the transaction to the block it's timestamped in. He can't check the transaction for himself, but by linking it to a place in the chain, he can see that a network node has accepted it, and blocks added after it further confirm the network has accepted it.
As such, the verification is reliable as long as honest nodes control the network, but is more vulnerable if the network is overpowered by an attacker. While network nodes can verify transactions for themselves, the simplified method can be fooled by an attacker's fabricated transactions for as long as the attacker can continue to overpower the network. One strategy to protect against this would be to accept alerts from network nodes when they detect an invalid block, prompting the user's software to download the full block and alerted transactions to confirm the inconsistency. Businesses that receive frequent payments will probably still want to run their own nodes for more independent security and quicker verification.
Simplified Payment Verification
Có thể xác minh các khoản thanh toán mà không cần chạy một nút mạng đầy đủ. Người dùng chỉ cần giữ một bản sao các tiêu đề khối của chuỗi proof-of-work dài nhất, mà họ có thể lấy bằng cách truy vấn các nút mạng cho đến khi tin rằng mình có chuỗi dài nhất, và lấy nhánh Merkle liên kết giao dịch với khối mà nó được đánh dấu thời gian. Người dùng không thể tự kiểm tra giao dịch, nhưng bằng cách liên kết nó với một vị trí trong chuỗi, họ có thể thấy rằng một nút mạng đã chấp nhận nó, và các khối được thêm sau đó càng xác nhận thêm rằng mạng đã chấp nhận nó.
Như vậy, việc xác minh đáng tin cậy miễn là các nút trung thực kiểm soát mạng, nhưng dễ bị tổn thương hơn nếu mạng bị kẻ tấn công áp đảo. Trong khi các nút mạng có thể tự xác minh giao dịch, phương pháp đơn giản hóa có thể bị lừa bởi các giao dịch giả mạo của kẻ tấn công miễn là kẻ tấn công có thể tiếp tục áp đảo mạng. Một chiến lược để bảo vệ chống lại điều này là chấp nhận cảnh báo từ các nút mạng khi chúng phát hiện một khối không hợp lệ, nhắc phần mềm của người dùng tải xuống khối đầy đủ và các giao dịch được cảnh báo để xác nhận sự không nhất quán. Các doanh nghiệp nhận thanh toán thường xuyên có lẽ vẫn muốn chạy các nút riêng để có bảo mật độc lập hơn và xác minh nhanh hơn.
Combining and Splitting Value
Although it would be possible to handle coins individually, it would be unwieldy to make a separate transaction for every cent in a transfer. To allow value to be split and combined, transactions contain multiple inputs and outputs. Normally there will be either a single input from a larger previous transaction or multiple inputs combining smaller amounts, and at most two outputs: one for the payment, and one returning the change, if any, back to the sender.
It should be noted that fan-out, where a transaction depends on several transactions, and those transactions depend on many more, is not a problem here. There is never the need to extract a complete standalone copy of a transaction's history.
Combining and Splitting Value
Mặc dù có thể xử lý các đồng tiền riêng lẻ, việc tạo một giao dịch riêng cho mỗi cent trong một lần chuyển khoản sẽ rất cồng kềnh. Để cho phép giá trị được chia nhỏ và kết hợp, các giao dịch chứa nhiều đầu vào và đầu ra. Thông thường sẽ có một đầu vào duy nhất từ một giao dịch lớn hơn trước đó hoặc nhiều đầu vào kết hợp các khoản nhỏ hơn, và tối đa hai đầu ra: một cho khoản thanh toán, và một trả lại tiền thừa, nếu có, cho người gửi.
Cần lưu ý rằng fan-out, khi một giao dịch phụ thuộc vào nhiều giao dịch, và các giao dịch đó phụ thuộc vào nhiều giao dịch khác, không phải là vấn đề ở đây. Không bao giờ cần trích xuất một bản sao độc lập hoàn chỉnh của lịch sử giao dịch.
Privacy
The traditional banking model achieves a level of privacy by limiting access to information to the parties involved and the trusted third party. The necessity to announce all transactions publicly precludes this method, but privacy can still be maintained by breaking the flow of information in another place: by keeping public keys anonymous. The public can see that someone is sending an amount to someone else, but without information linking the transaction to anyone. This is similar to the level of information released by stock exchanges, where the time and size of individual trades, the "tape", is made public, but without telling who the parties were.
As an additional firewall, a new key pair should be used for each transaction to keep them from being linked to a common owner. Some linking is still unavoidable with multi-input transactions, which necessarily reveal that their inputs were owned by the same owner. The risk is that if the owner of a key is revealed, linking could reveal other transactions that belonged to the same owner.
Privacy
Mô hình ngân hàng truyền thống đạt được một mức độ quyền riêng tư bằng cách giới hạn quyền truy cập thông tin cho các bên liên quan và bên thứ ba đáng tin cậy. Sự cần thiết phải công bố tất cả các giao dịch công khai loại trừ phương pháp này, nhưng quyền riêng tư vẫn có thể được duy trì bằng cách cắt đứt luồng thông tin ở một nơi khác: bằng cách giữ các khóa công khai ẩn danh. Công chúng có thể thấy rằng ai đó đang gửi một khoản tiền cho người khác, nhưng không có thông tin liên kết giao dịch với bất kỳ ai. Điều này tương tự với mức độ thông tin được công bố bởi các sàn giao dịch chứng khoán, nơi thời gian và quy mô của các giao dịch cá nhân, tức "băng ghi", được công khai, nhưng không tiết lộ các bên là ai.
Như một bức tường lửa bổ sung, một cặp khóa mới nên được sử dụng cho mỗi giao dịch để ngăn chúng bị liên kết với một chủ sở hữu chung. Một số liên kết vẫn không thể tránh khỏi với các giao dịch đa đầu vào, vốn nhất thiết tiết lộ rằng các đầu vào của chúng thuộc cùng một chủ sở hữu. Rủi ro là nếu chủ sở hữu của một khóa bị tiết lộ, việc liên kết có thể tiết lộ các giao dịch khác cũng thuộc về cùng chủ sở hữu đó.
Calculations
We consider the scenario of an attacker trying to generate an alternate chain faster than the honest chain. Even if this is accomplished, it does not throw the system open to arbitrary changes, such as creating value out of thin air or taking money that never belonged to the attacker. Nodes are not going to accept an invalid transaction as payment, and honest nodes will never accept a block containing them. An attacker can only try to change one of his own transactions to take back money he recently spent.
The race between the honest chain and an attacker chain can be characterized as a Binomial Random Walk. The success event is the honest chain being extended by one block, increasing its lead by +1, and the failure event is the attacker's chain being extended by one block, reducing the gap by -1.
The probability of an attacker catching up from a given deficit is analogous to a Gambler's Ruin problem. Suppose a gambler with unlimited credit starts at a deficit and plays potentially an infinite number of trials to try to reach breakeven. We can calculate the probability he ever reaches breakeven, or that an attacker ever catches up with the honest chain, as follows [^8]:
p = probability an honest node finds the next block
q = probability the attacker finds the next block
qz = probability the attacker will ever catch up from z blocks behind
\[ qz = \begin{cases} 1 & \text{if } p \leq q \\ \left(\frac{q}{p}\right) z & \text{if } p > q \end{cases} \]
Given our assumption that p q, the probability drops exponentially as the number of blocks the attacker has to catch up with increases. With the odds against him, if he doesn't make a lucky lunge forward early on, his chances become vanishingly small as he falls further behind.
We now consider how long the recipient of a new transaction needs to wait before being sufficiently certain the sender can't change the transaction. We assume the sender is an attacker who wants to make the recipient believe he paid him for a while, then switch it to pay back to himself after some time has passed. The receiver will be alerted when that happens, but the sender hopes it will be too late.
The receiver generates a new key pair and gives the public key to the sender shortly before signing. This prevents the sender from preparing a chain of blocks ahead of time by working on it continuously until he is lucky enough to get far enough ahead, then executing the transaction at that moment. Once the transaction is sent, the dishonest sender starts working in secret on a parallel chain containing an alternate version of his transaction.
The recipient waits until the transaction has been added to a block and z blocks have been linked after it. He doesn't know the exact amount of progress the attacker has made, but assuming the honest blocks took the average expected time per block, the attacker's potential progress will be a Poisson distribution with expected value:
\[ \lambda = z\frac{q}{p} \]
To get the probability the attacker could still catch up now, we multiply the Poisson density for each amount of progress he could have made by the probability he could catch up from that point:
\[ \sum_{k=0}^{\infty} \frac{\lambda^k e^{-\lambda}}{k!} \cdot \left\{ \begin{array}{cl} \left(\frac{q}{p}\right)^{(z-k)} & \text{if } k \leq z \\ 1 & \text{if } k > z \end{array} \right. \]
Rearranging to avoid summing the infinite tail of the distribution...
\[ 1 - \sum_{k=0}^{z} \frac{\lambda^k e^{-\lambda}}{k!} \left(1-\left(\frac{q}{p}\right)^{(z-k)}\right) \]
Converting to C code...
#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;
}
Running some results, we can see the probability drop off exponentially with 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
Solving for P less than 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
Calculations
Chúng ta xem xét kịch bản một kẻ tấn công cố gắng tạo ra một chuỗi thay thế nhanh hơn chuỗi trung thực. Ngay cả khi điều này được thực hiện, nó không mở ra hệ thống cho các thay đổi tùy ý, chẳng hạn như tạo giá trị từ hư không hoặc lấy tiền chưa bao giờ thuộc về kẻ tấn công. Các nút sẽ không chấp nhận một giao dịch không hợp lệ làm thanh toán, và các nút trung thực sẽ không bao giờ chấp nhận một khối chứa chúng. Kẻ tấn công chỉ có thể cố gắng thay đổi một trong các giao dịch của chính mình để lấy lại tiền mà hắn đã chi tiêu gần đây.
Cuộc đua giữa chuỗi trung thực và chuỗi tấn công có thể được đặc trưng như một Bước Đi Ngẫu Nhiên Nhị Thức. Sự kiện thành công là chuỗi trung thực được mở rộng thêm một khối, tăng khoảng cách dẫn đầu thêm +1, và sự kiện thất bại là chuỗi của kẻ tấn công được mở rộng thêm một khối, giảm khoảng cách đi -1.
Xác suất kẻ tấn công bắt kịp từ một khoảng cách cho trước tương tự như bài toán Sự Phá Sản của Người Đánh Bạc. Giả sử một người đánh bạc với tín dụng không giới hạn bắt đầu ở mức thâm hụt và chơi có khả năng vô hạn lần thử để cố gắng đạt được hòa vốn. Chúng ta có thể tính xác suất người đó đạt được hòa vốn, hoặc kẻ tấn công bắt kịp chuỗi trung thực, như sau [^8]:
p = xác suất một nút trung thực tìm thấy khối tiếp theo
q = xác suất kẻ tấn công tìm thấy khối tiếp theo
q = xác suất kẻ tấn công sẽ bắt kịp từ z khối phía sau
``````
\[
qz =
\begin{cases}
1 & \text{if } p \leq q \\
\left(\frac{q}{p}\right) z & \text{if } p > q
\end{cases}
\]
Với giả định rằng p q, xác suất giảm theo hàm mũ khi số khối mà kẻ tấn công phải bắt kịp tăng lên. Với tỷ lệ bất lợi, nếu hắn không thực hiện được một bước nhảy may mắn về phía trước sớm, cơ hội của hắn trở nên cực kỳ nhỏ khi hắn tụt lại phía sau.
Bây giờ chúng ta xem xét người nhận giao dịch mới cần đợi bao lâu trước khi đủ chắc chắn rằng người gửi không thể thay đổi giao dịch. Chúng ta giả sử người gửi là kẻ tấn công muốn làm cho người nhận tin rằng hắn đã thanh toán trong một thời gian, sau đó chuyển lại thanh toán cho chính mình sau khi một thời gian đã trôi qua. Người nhận sẽ được cảnh báo khi điều đó xảy ra, nhưng người gửi hy vọng rằng lúc đó đã quá muộn.
Người nhận tạo một cặp khóa mới và đưa khóa công khai cho người gửi ngay trước khi ký. Điều này ngăn người gửi chuẩn bị một chuỗi khối trước bằng cách liên tục làm việc trên đó cho đến khi đủ may mắn để tiến xa đủ, rồi thực hiện giao dịch vào lúc đó. Một khi giao dịch được gửi, người gửi không trung thực bắt đầu bí mật làm việc trên một chuỗi song song chứa phiên bản thay thế của giao dịch.
Người nhận đợi cho đến khi giao dịch được thêm vào một khối và z khối đã được liên kết sau nó. Người nhận không biết chính xác lượng tiến triển mà kẻ tấn công đã đạt được, nhưng giả sử các khối trung thực mất thời gian trung bình dự kiến cho mỗi khối, tiến triển tiềm năng của kẻ tấn công sẽ là phân phối Poisson với giá trị kỳ vọng:
\[
\lambda = z\frac{q}{p}
\]
Để có xác suất kẻ tấn công vẫn có thể bắt kịp, chúng ta nhân mật độ Poisson cho mỗi lượng tiến triển hắn có thể đã đạt được với xác suất hắn có thể bắt kịp từ điểm đó:
\[
\sum_{k=0}^{\infty} \frac{\lambda^k e^{-\lambda}}{k!} \cdot \left\{
\begin{array}{cl}
\left(\frac{q}{p}\right)^{(z-k)} & \text{if } k \leq z \\
1 & \text{if } k > z
\end{array}
\right.
\]
Sắp xếp lại để tránh cộng đuôi vô hạn của phân phối...
\[
1 - \sum_{k=0}^{z} \frac{\lambda^k e^{-\lambda}}{k!} \left(1-\left(\frac{q}{p}\right)^{(z-k)}\right)
\]
Chuyển đổi sang mã C...
```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;
}
Chạy một số kết quả, chúng ta có thể thấy xác suất giảm theo hàm mũ với 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
Giải cho P nhỏ hơn 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
We have proposed a system for electronic transactions without relying on trust. We started with the usual framework of coins made from digital signatures, which provides strong control of ownership, but is incomplete without a way to prevent double-spending. To solve this, we proposed a peer-to-peer network using proof-of-work to record a public history of transactions that quickly becomes computationally impractical for an attacker to change if honest nodes control a majority of CPU power. The network is robust in its unstructured simplicity. Nodes work all at once with little coordination. They do not need to be identified, since messages are not routed to any particular place and only need to be delivered on a best effort basis. Nodes can leave and rejoin the network at will, accepting the proof-of-work chain as proof of what happened while they were gone. They vote with their CPU power, expressing their acceptance of valid blocks by working on extending them and rejecting invalid blocks by refusing to work on them. Any needed rules and incentives can be enforced with this consensus mechanism.
Conclusion
Chúng tôi đã đề xuất một hệ thống cho các giao dịch điện tử mà không dựa vào sự tin tưởng. Chúng tôi bắt đầu với khung thông thường của các đồng tiền được tạo từ chữ ký số, cung cấp sự kiểm soát mạnh mẽ về quyền sở hữu, nhưng không hoàn chỉnh nếu thiếu cách ngăn chặn chi tiêu kép. Để giải quyết điều này, chúng tôi đề xuất một mạng ngang hàng sử dụng proof-of-work để ghi lại lịch sử công khai của các giao dịch, mà nhanh chóng trở nên không thực tế về mặt tính toán để kẻ tấn công thay đổi nếu các nút trung thực kiểm soát phần lớn sức mạnh CPU. Mạng mạnh mẽ trong sự đơn giản phi cấu trúc của nó. Các nút hoạt động cùng lúc với rất ít sự phối hợp. Chúng không cần được nhận dạng, vì các thông điệp không được định tuyến đến bất kỳ nơi cụ thể nào và chỉ cần được chuyển giao trên cơ sở nỗ lực tốt nhất. Các nút có thể rời đi và tham gia lại mạng theo ý muốn, chấp nhận chuỗi proof-of-work làm bằng chứng về những gì đã xảy ra khi chúng vắng mặt. Chúng bỏ phiếu bằng sức mạnh CPU của mình, thể hiện sự chấp nhận các khối hợp lệ bằng cách làm việc mở rộng chúng và từ chối các khối không hợp lệ bằng cách từ chối làm việc trên chúng. Bất kỳ quy tắc và động lực cần thiết nào đều có thể được thực thi với cơ chế đồng thuận này.
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.
Related Whitepapers
$DOGE
Dogecoin
Dogecoin: A Community-Driven Cryptocurrency
15 shared concepts · 2013
$ETH
Ethereum
Ethereum: A Next-Generation Smart Contract and Decentralized Application Platfo…
20 shared concepts · 2013
$USDT
Tether
Tether: Fiat currencies on the Bitcoin blockchain
14 shared concepts · 2016
$SOL
Solana
Solana: A new architecture for a high performance blockchain
13 shared concepts · 2017
$BCH
Bitcoin Cash
Bitcoin Cash: Peer-to-Peer Electronic Cash for the World
14 shared concepts · 2017