Durum Geçerliliği ve Veri Kullanılabilirliği
Parçalanmış blockchain'lerdeki temel fikir, çoğu katılımcının işletim veya ağı kullanmak tüm parçalardaki blokları doğrulayamaz. Bu nedenle, ne zaman olursa olsun herhangi bir katılımcının genellikle yapamadığı belirli bir parçayla etkileşime girmesi gerekir Parçanın tüm geçmişini indirin ve doğrulayın. Bununla birlikte, parçalamanın bölümleme yönü önemli bir potansiyel ortaya çıkarmaktadır. sorun: belirli bir uygulamanın tüm geçmişini indirmeden ve doğrulamadan katılımcının parçanın bulunduğu durumdan mutlaka emin olması mümkün değildir. 5Bu bölüm, alt bölüm 2.5.3 hariç, daha önce https://near.ai/ adresinde yayınlanmıştır. parça2. Daha önce okuduysanız bir sonraki bölüme geçin.
etkileşime girmeleri bazı geçerli blok dizilerinin sonucudur ve bu dizi Blok sayısı gerçekten de parçadaki kanonik zincirdir. Çözülmeyen bir sorun parçalanmamış bir blockchain içinde mevcut. Öncelikle bu soruna önerilen basit bir çözüm sunacağız. birçok protokole göre analiz edin ve ardından bu çözümün nasıl bozulabileceğini ve ne olacağını analiz edin. giderilmesine yönelik girişimlerde bulunuldu. 2.1 Doğrulayıcıların rotasyonu Durum geçerliliğine yönelik saf çözüm şekil 5'te gösterilmektedir: diyelim ki tüm sistemde binlerce validators var, bunlardan %20'den fazlası kötü niyetli değildir veya başka şekilde başarısız olacaktır (örneğin, Bir blok oluşturmak için çevrimiçi). O zaman 200 validators örnek alırsak olasılık 1'den fazla 3 pratik amaçlar açısından başarısızlığın sıfır olduğu varsayılabilir. Şekil 5: Örnekleme validators 1 3 önemli bir eşik. Bir mutabakat protokolü ailesi var. BFT fikir birliği protokolleri; bu, 1'den az olduğu sürece bunu garanti eder 3'ü Katılımcılar ya kaza yaparak ya da kuralları ihlal eden bir şekilde hareket ederek başarısız olurlar. Protokolde fikir birliğine varılacak. Bu dürüst validator yüzdelik varsayımla, eğer mevcut Saf çözüm, bir parçadaki validators'nin bize bir miktar blok sağladığını varsayar bloğun geçerli olduğunu ve validators olduğuna inanılanlar üzerine inşa edildiğini doğrulamaya başladıklarında söz konusu parçanın standart zinciri. validator'lar kanonik zinciri önceki validators kümesinden öğrendi; Kanonik zincirin başı olan bloğun üzerine inşa edilen varsayım ondan önce. Tümevarımla zincirin tamamı geçerlidir ve validators kümesi olmadığından Çatal üretilen herhangi bir noktada, naif çözüm aynı zamanda mevcut olanın da kesin olduğudur. zincir, parçadaki tek zincirdir. Görselleştirme için şekil 6'ya bakın.
Şekil 6: Her bloğun BFT fikir birliğiyle sonlandırıldığı bir blockchain validators'nin olabileceğini varsayarsak bu basit çözüm işe yaramaz. uyumsal olarak bozulmuştur ki bu mantıksız bir varsayım değildir6. Uyarlanabilir 1000 parçadan oluşan bir sistemde tek bir parçayı bozmak çok daha ucuzdur tüm sistemi bozmak yerine. Bu nedenle protokolün güvenliği, parça sayısı arttıkça doğrusal olarak azalır. Geçerliliğinden emin olmak için bir blok, tarihin herhangi bir noktasında sistemdeki hiçbir parçanın olmadığını bilmeliyiz. validator'ların çoğunluğu gizli anlaşma yapıyor; uyarlanabilir düşmanlarla artık elimizde değil öyle bir kesinlik ki. Bölüm 1.5'te tartıştığımız gibi, validators ile gizli anlaşma yapmak işe yarayabilir iki temel kötü niyetli davranış: çatallar oluşturmak ve geçersiz bloklar üretmek. Kötü niyetli çatallanmalar, blokların genel olarak diğerlerine göre önemli ölçüde daha yüksek güvenliğe sahip olacak şekilde tasarlanan Beacon zincirine çapraz bağlanmasıyla ele alınabilir. kırık zincirler. Geçersiz bloklar üretmek ise önemli ölçüde daha fazla bir sorundur. üstesinden gelinmesi zor bir sorun. 2.2 Durum Geçerliliği 1. Parçanın bozulduğu ve kötü niyetli bir aktörün ürettiği Şekil 7'yi düşünün. geçersiz blok B. Diyelim ki bu B bloğunda 1000 tokens yoktan basıldı Alice'in hesabında yayın. Kötü niyetli aktör daha sonra geçerli C bloğunu üretir (bir C'deki işlemlerin doğru bir şekilde uygulandığını hissetmek) B'nin yanı sıra kafa karıştırıcı geçersiz B bloğunu kullanır ve Parça #2'ye bir çapraz parça işlemi başlatır. bu 1000 tokens'yi Bob'un hesabına aktarır. Bu andan itibaren uygunsuz bir şekilde oluşturulan token'ler, Parça #2'deki tamamen geçerli bir blockchain üzerinde bulunuyor. Bu sorunu çözmeye yönelik bazı basit yaklaşımlar şunlardır: 6Oku bu makale için ayrıntılar üzerinde nasıl uyarlanabilir yolsuzluk yapabilir olmak taşınan dışarı: https://medium.com/nearprotocol/d859adb464c8. için daha fazla ayrıntılar üzerinde uyarlanabilir yolsuzluk, okumak https://github.com/ethereum/wiki/wiki/Sharding-FAQ# altında-çalıştığımız-güvenlik modelleri nelerdirŞekil 7: Geçersiz bloğu olan bir zincirden gelen parçalar arası işlem 1. İşlemin yapıldığı bloğu doğrulamak amacıyla validators Parça #2 için başlatılır. Bu yukarıdaki örnekte bile işe yaramayacaktır çünkü C bloğu tamamen geçerli olduğu görülmektedir. 2. İşlemin başlatıldığı bloktan önceki çok sayıda bloğu doğrulamak için Parça #2'deki validators için. Doğal olarak, kötü niyetli alıcı parça tarafından doğrulanan herhangi bir sayıda blok N validators, geçersiz bloğun üstünde N+1 geçerli blok oluşturabilir üretildi. Bu sorunu çözmek için umut verici bir fikir, parçaları bir düzende düzenlemek olacaktır. her bir parçanın diğer birkaç parçaya bağlandığı yönlendirilmemiş grafik ve yalnızca komşu parçalar arasında çapraz parça işlemlerine izin ver (ör. Vlad Zamfir'in parçalaması esasen işe yarıyor7 ve benzer fikir Kadena'nınkinde de kullanılıyor Chainweb [1]). Parçalar arasında parçalar arası bir işlem gerekiyorsa komşular değil, bu tür işlemler birden fazla parça aracılığıyla yönlendirilir. Bu tasarımda Her bir parçadaki bir validator'nin, kendi parçalarındaki tüm blokları doğrulaması bekleniyor ve ayrıca tüm komşu parçalardaki tüm bloklar. Aşağıdaki şekli düşünün 10 parçadan oluşan, her birinin dört komşusu olan ve daha fazlasını gerektiren iki parçanın olmadığı Şekil 8'de gösterilen çapraz parça iletişimi için ikiden fazla atlama. Parça #2 yalnızca kendi blockchain parçasını değil aynı zamanda blockchain parçasını da doğruluyor 1 numaralı Parça dahil tüm komşular. Yani Parça #1'de kötü niyetli bir aktör varsa geçersiz bir B bloğu oluşturmaya çalışıyor, ardından bunun üzerine C bloğunu inşa ediyor ve parçalar arası bir işlem başlatın, bu tür parçalar arası işlem gerçekleşmeyecek Parça #2'den beri Parça #1'in tüm geçmişi doğrulanmış olacak. geçersiz B bloğunu tanımlamasına neden olacaktır. 7Tasarım hakkında daha fazla bilgiyi burada bulabilirsiniz: https://medium.com/nearprotocol/37e538177ed9
Şekil 8: Chainweb benzeri sistemde geçersiz bir çapraz parça işlemi tespit edilmek Tek bir parçayı bozmak artık geçerli bir saldırı olmasa da, bir parçayı bozmak artık geçerli bir saldırı değildir. birkaç parça sorun olmaya devam ediyor. Şekil 9'da bir düşman her iki Shard'ı da bozuyor
1 ve Parça #2, Parça #3'e yönelik bir çapraz parça işlemini başarıyla yürütür
geçersiz bir B bloğundan gelen fonlarla: Şekil 9: Chainweb benzeri sistemde geçersiz bir çapraz parça işlemi tespit edilmemek Parça #3, Parça #2'deki tüm blokları doğrular ancak Parça #1'deki tüm blokları doğrular ve kötü amaçlı bloğu tespit etmenin bir yolu yoktur. Durum geçerliliğini doğru şekilde çözmenin iki ana yönü vardır: balıkçılar
ve hesaplamanın kriptografik kanıtları. 2.3 Balıkçı İlk yaklaşımın arkasındaki fikir şudur: ne zaman bir blok başlığı Herhangi bir amaç için zincirler arasında iletilir (örneğin çapraz bağlanma gibi). işaret zinciri veya parçalar arası bir işlem), bu sırada belirli bir süre vardır dürüst herhangi bir validator bloğun geçersiz olduğuna dair kanıt sağlayabilir. Orada blokların çok kısa ve öz kanıtlarını sağlayan çeşitli yapılardır. geçersiz olduğundan alıcı düğümlerin iletişim yükü çok daha küçüktür tam bir blok almaktan daha fazla. En az bir dürüst validator olduğu sürece bu yaklaşımla Shard, sistem güvenlidir. Şekil 10: Balıkçı Bu, bugün önerilen protokoller arasında (sorun yokmuş gibi davranmanın yanı sıra) baskın yaklaşımdır. Ancak bu yaklaşımın iki önemli dezavantajlar: 1. Dürüst validator için meydan okuma süresinin yeterince uzun olması gerekir Bir bloğun üretildiğini tanımak, onu indirmek, tamamen doğrulamak ve hazırlamak blok geçersizse meydan okuma. Böyle bir dönemin getirilmesi Parçalar arası işlemleri önemli ölçüde yavaşlatır. 2. Challenge protokolünün varlığı yeni bir saldırı vektörü yaratıyor Kötü niyetli düğümler geçersiz sorgulamalarla spam yaptığında. Açık bir çözüm Bu sorunun çözümü, meydan okuyanların bir miktar tokens yatırmasını sağlamaktır. meydan okuma geçerliyse iade edilir. Bu yalnızca kısmi bir çözümdür, çünkü saldırganın sisteme spam göndermesi (ve yakması) yine de faydalı olabilir. örneğin geçerli işlemleri engellemek için geçersiz sorgulamalarla yapılan para yatırma işlemleri)dürüst bir validator'dan gelen meydan okuma. Bu saldırılar Kederli Saldırılar denir. İkinci noktayı aşmanın bir yolu için bölüm 3.7.2'ye bakın. 2.4 Kısa ve Etkileşimli Olmayan Bilgi Argümanları Çoklu parça bozulmasına karşı ikinci çözüm, belirli bir hesaplamanın (örneğin, bir dizi işlemden bir bloğun hesaplanması gibi) doğru bir şekilde gerçekleştirildi. Bu tür yapılar mevcuttur; zk-SNARK'lar, zk-STARK'lar ve birkaç kişi daha, ve bazıları bugün blockchain protokollerinde özel ödemeler için aktif olarak kullanılıyor, en önemlisi ZCash. Bu tür ilkellerle ilgili temel sorun, onların hesaplamanın oldukça yavaş olduğu biliniyor. Örn. zk-SNARK'ları kullanan Coda Protokolü özellikle blockchain içindeki tüm blokların geçerli olduğunu kanıtlamak için, birinde söylendi Kanıt oluşturmanın işlem başına 30 saniye sürebileceği görüşmelerden (bu sayı muhtemelen şimdiye kadar daha küçüktür). İlginç bir şekilde, bir kanıtın güvenilir bir tarafça hesaplanmasına gerek yoktur, çünkü Kanıt yalnızca oluşturulduğu hesaplamanın geçerliliğini kanıtlamakla kalmaz, aynı zamanda kanıtın kendisinin geçerliliği. Dolayısıyla bu tür kanıtların hesaplanması bölünebilir önemli ölçüde daha az yedekliliğe sahip bir grup katılımcı arasında bazı güvenilir hesaplamalar yapmak için gereklidir. Aynı zamanda katılımcıların zk-SNARK'ları özel donanım üzerinde çalışacak şekilde hesaplayanlar sistemin ademi merkeziyetçiliği. zk-SNARK'ların performansın yanı sıra karşılaştığı zorluklar şunlardır: 1. Daha az araştırılmış ve daha az zaman içinde test edilmiş kriptografik temellere bağımlılık; 2. “Zehirli atık” — zk-SNARK'lar, bir grubun içinde bulunduğu güvenilir bir kuruluma bağlıdır İnsanların oranı bir miktar hesaplama yapıyor ve ardından ara hesaplamayı atıyor bu hesaplamanın değerleri. Prosedürün tüm katılımcıları gizli anlaşma yaparsa ve ara değerleri koruyarak sahte deliller oluşturulabilir; 3. Sistem tasarımına eklenen ekstra karmaşıklık; 4. zk-SNARK'lar yalnızca olası hesaplamaların bir alt kümesi için çalışır, dolayısıyla bir protokol Turing-complete smart contract dilini kullanamazsınız Zincirin geçerliliğini kanıtlamak için SNARK'lar. 2.5 Veri Kullanılabilirliği Değineceğimiz ikinci sorun veri kullanılabilirliğidir. Genellikle düğümler belirli bir blockchain çalıştıran iki gruba ayrılır: Tam Düğümler, her tam bloğu indiren ve her işlemi doğrulayanlar ve Light Yalnızca blok başlıklarını indiren ve parçalar için Merkle kanıtlarını kullanan düğümler Şekil 11'de gösterildiği gibi ilgilendikleri durum ve işlemler.
Şekil 11: Merkle Ağacı Artık tam düğümlerin çoğunluğu gizli anlaşma yaparsa geçerli veya geçerli bir blok üretebilirler. geçersizdir ve hash dosyasını hafif düğümlere gönderin, ancak içeriğin tamamını hiçbir zaman açıklamayın bloğun. Bundan faydalanabilecekleri çeşitli yollar vardır. Örneğin, Şekil 12'yi düşünün: Şekil 12: Veri Kullanılabilirliği sorunu Üç blok vardır: önceki A, dürüst validators tarafından üretilmiştir; mevcut B'nin validators gizli anlaşması var; ve bir sonraki C de üretilecek dürüst validators tarafından (blockchain sağ alt köşede gösterilmektedir). Sen bir tüccarsın. Geçerli bloğun (B) validator'leri alınan blok Önceki validator'lerden A, içinde para aldığınız bir blok hesapladı,ve size o bloğun başlığını, içinde bulunulan durumun Merkle kanıtıyla birlikte gönderdim. paranız var (veya parayı gönderen geçerli bir işlemin Merkle kanıtı) sana). İşlemin tamamlandığından emin olduğunuzda hizmeti sağlarsınız. Ancak validator'ler hiçbir zaman B bloğunun tam içeriğini dağıtmaz. herhangi biri. Bu nedenle, C bloğunun dürüst validator'leri bloğu geri alamaz ve ya sistemi durdurmaya zorlanırlar ya da A'nın üzerine inşa ederek sizi bir sistem olarak mahrum bırakırlar. para tüccarı. Aynı senaryoyu parçalamaya uyguladığımızda tam ve hafif düğüm genellikle parça başına uygulanır: her parça indirmesinde validators o parçada bloke edin ve o parçadaki her işlemi doğrulayın, ancak diğer parça zincirlerinin anlık görüntüsünü alan düğümler de dahil olmak üzere sistemdeki düğümler işaret zinciri, yalnızca başlıkları indirin. Böylece parçadaki validator'ler sistemdeki diğer katılımcılar bu parça için etkili bir şekilde tam düğümler oluştururken, işaret zinciri de dahil olmak üzere ışık düğümleri olarak çalışır. Yukarıda tartıştığımız balıkçı yaklaşımının işe yaraması için dürüst validators işaret zincirine çapraz bağlı blokları indirebilmeniz gerekir. Kötü niyetli validator'ler geçersiz bir bloğun başlığını çapraz bağladıysa (veya bunu kullandıysa) parçalar arası bir işlem başlatır), ancak bloğu asla dağıtmaz, dürüst validator'lerin bir meydan okuma oluşturmanın hiçbir yolu yok. Bu sorunu çözmek için birbirini tamamlayan üç yaklaşımı ele alacağız. Birbirimiz. 2.5.1 Velayet Kanıtları Çözülmesi gereken en acil sorun, bir bloğun bir kez kullanılabilir olup olmadığıdır. yayınlandı. Önerilen fikirlerden biri dönüşümlü Noterlere sahip olmaktır. tek işi bir dosya indirmek olan validator'lerden daha sık parçalar arasında engelleyin ve indirebildiklerini doğrulayın. Onlar olabilir tüm durumu indirmeleri gerekmediği için daha sık dönüşümlü olarak kullanılıyor parçanın aksine, sık sık döndürülemeyen validator'lerin aksine şekilde gösterildiği gibi her döndüklerinde parçanın durumunu indirmeleri gerekir 13. Bu naif yaklaşımın sorunu daha sonra kanıtlamanın imkansız olmasıdır. Noterin bloğu indirip indiremediğine bağlı olarak Noter bloğu indirebildiklerini her zaman onaylamayı seçebilirler. hatta onu geri almaya çalışıyorum. Bunun bir çözümü Noterlerin sağlamasıdır. bloğun olduğunu kanıtlayan bazı kanıtlar veya bir miktar tokens stake etmek indirildi. Böyle bir çözüm burada tartışılmaktadır: https://ethresear.ch/t/ 1 bitlik toplama dostu saklama tahvilleri/2236. 2.5.2 Silme Kodları Belirli bir ışık düğümü bir bloğun hash değerini aldığında, düğümün Bloğun mevcut olduğundan emin olmak için rastgele birkaç tane indirmeyi deneyebilir bloğun parçaları. Bu tam bir çözüm değil çünkü ışık düğümleri Kötü niyetli blok üreticilerinin seçebileceği bloğun tamamını toplu olarak indirin
Şekil 13: Doğrulayıcıların durumu indirmesi gerekir ve bu nedenle döndürülemez sık sık bloğun herhangi bir ışık düğümü tarafından indirilmeyen kısımlarını alıkoymak, böylece bloğu hala kullanılamaz hale getiriyoruz. Çözümlerden biri, bunu mümkün kılmak için Silme Kodları adı verilen bir yapıyı kullanmaktır. gösterildiği gibi bloğun yalnızca bir kısmı mevcut olsa bile tüm bloğu kurtarmak için Şekil 14'te. Şekil 14: Merkle tree silme kodlu veriler üzerine inşa edilmiştir Hem Polkadot hem de Ethereum Serenity'nin tasarımları bu fikir etrafında şekilleniyor: Hafif düğümlerin blokların mevcut olduğundan makul ölçüde emin olmaları için bir yol sağlar. Ethereum Serenity yaklaşımının ayrıntılı açıklaması [2]'da bulunmaktadır.2.5.3 Polkadot'nin veri kullanılabilirliğine yaklaşımı Polkadot'de, çoğu parçalı çözümde olduğu gibi, her parça (parachain olarak adlandırılır) bloklarının anlık görüntüsünü işaret zincirine (aktarma zinciri olarak adlandırılır) alır. Diyelim ki 2f + 1 var Aktarma zincirinde validators. Parachain bloklarının blok üreticileri, harmanlayıcılar, parachain bloğu üretildiğinde, herhangi bir f parçası yeterli olacak şekilde 2f +1 parçadan oluşan bloğun silme kodlu versiyonunu hesaplarlar. bloğu yeniden inşa etmek için. Daha sonra her validator'e bir parça dağıtırlar. röle zinciri. Belirli bir geçiş zinciri validator yalnızca bir geçiş zincirinde imza atar anlık görüntüsü alınan her parachain bloğu için kendi paylarına sahiplerse bloklayın böyle bir röle zinciri bloğu. Dolayısıyla, eğer bir aktarma zinciri bloğu 2f + 1'den imzalara sahipse validators ve bunlardan en fazla f tanesi protokolü ihlal etmediği sürece, her biri parachain bloğu validators'den parçalar alınarak yeniden oluşturulabilir protokolü takip edenler. Bkz. şekil 15. Şekil 15: Polkadot'nin veri kullanılabilirliği 2.5.4 Uzun vadeli veri kullanılabilirliği Yukarıda tartışılan tüm yaklaşımların yalnızca bir bloğun olduğu gerçeğini doğruladığını unutmayın. yayınlandı ve şu anda mevcut. Bloklar daha sonra kullanılamayabilir çeşitli nedenlerden dolayı: düğümlerin devre dışı kalması, düğümlerin kasıtlı olarak geçmişi silmesi veriler ve diğerleri. Bu sorunu ele alan bahsetmeye değer bir teknik inceleme Polyshard [3]'dir, birden fazla parça olsa bile blokların parçalar arasında kullanılabilir olmasını sağlamak için silme kodlarını kullanan Parçalar verilerini tamamen kaybeder. Ne yazık ki onların özel yaklaşımı şunu gerektirir: diğer tüm parçalardan blok indirmek için tüm parçalar, bu da yasaklayıcı bir şekilde pahalı. Uzun vadeli kullanılabilirlik o kadar acil bir sorun değil: hiçbir katılımcı olmadığı için Sistemin tüm zincirlerdeki tüm zincirleri doğrulayabilmesi bekleniyor.
Parçalanmış protokollerin güvenliğinin böyle bir şekilde tasarlanması gerekir. bazı parçalardaki bazı eski bloklar bozulsa bile sistemin güvenli kalmasının bir yolu tamamen kullanılamaz.
状态有效性和数据可用性
分片 blockchain 的核心思想是大多数参与者操作或 使用网络无法验证所有分片中的块。因此，每当 任何参与者都需要与他们通常无法进行的特定分片进行交互 下载并验证分片的整个历史记录。 然而，分片的分区方面带来了巨大的潜力 问题：没有下载和验证特定的整个历史记录 分片参与者不一定能确定分片的状态 5 除第 2.5.3 小节外，本节先前发布于 https://near.ai/ 碎片2。如果您之前阅读过，请跳至下一部分。
它们相互作用是一些有效的块序列的结果，并且这种序列 区块确实是分片中的规范链。一个不存在的问题 存在于非分片 blockchain 中。 我们首先将针对已提出的这个问题提出一个简单的解决方案 通过许多协议，然后分析这个解决方案如何破坏以及什么 已经尝试解决这个问题。 2.1 验证者轮换 状态有效性的朴素解决方案如图 5 所示：假设我们假设 整个系统有数千个 validator 的数量级，其中 不超过 20% 是恶意的或会失败（例如未能 在线生成区块）。那么如果我们采样 200 validators，概率 超过 1 个 3 出于实际目的，失败可以假设为零。 图5： 采样 validators 1 3是一个重要的门槛。有一系列共识协议，称为 BFT 共识协议，保证只要少于 1 3 个 参与者失败了，要么是崩溃了，要么是以某种违反规则的方式行事 协议，达成共识。 假设诚实的 validator 百分比，如果当前集合 分片中的 validators 为我们提供了一些块，天真的解决方案假设 该块是有效的，并且它是建立在 validator 所认为的基础上的 当他们开始验证时该分片的规范链。 validators 从前一组 validator 中学习了规范链，它们由相同的 假设建立在作为规范链头部的区块之上 在那之前。通过归纳，整个链都是有效的，并且因为没有 validator 集合 在任何产生分叉的点，简单的解决方案也可以确定当前 chain 是分片中唯一的链。可视化见图 6。
图6： 每个区块都通过 BFT 共识最终确定的 blockchain 如果我们假设 validators 可以是 自适应地损坏，这不是一个不合理的假设6。适应性地 损坏具有 1000 个分片的系统中的单个分片的成本要低得多 而不是破坏整个系统。因此，协议的安全性随着分片数量的增加而线性下降。确定其有效性 一个区块，我们必须知道，在历史上的任何时刻，系统中都没有分片 大多数 validator 串通一气；有了适应性强的对手，我们不再有 这样的确定性。正如我们在 1.5 节中讨论的，串通 validators 可以行使 两种基本的恶意行为：创建分叉和产生无效区块。 恶意分叉可以通过与信标链交叉链接的区块来解决，信标链通常被设计为具有比信标链更高的安全性 分片链。 然而，产生无效块是一个更严重的问题。 具有挑战性的问题需要解决。 2.2 状态有效性 考虑图 7，其中 Shard #1 已损坏并且恶意行为者产生了 无效区块 B。假设在该区块 B 中，有 1000 个 token 被铸造出来 爱丽丝账户上的空气。然后，恶意行为者会生成有效的区块 C（在 感觉 C 中的交易被正确应用）在 B 之上，混淆 无效块 B，并向分片 #2 发起跨分片交易 将这 1000 个 token 转入 Bob 的帐户。从这一刻起，不当行为 创建的 token 驻留在分片 #2 中完全有效的 blockchain 上。 解决这个问题的一些简单方法是： 6阅读 这个 文章 为了 详情 上 如何 适应性 腐败 可以 是 携带 输出： https://medium.com/nearprotocol/d859adb464c8. 对于 更多 详情 上 适应性 腐败， 读 https://github.com/ethereum/wiki/wiki/Sharding-FAQ# 我们正在使用什么安全模型图7： 来自具有无效块的链的跨分片交易 1. 对于分片 #2 的 validators 来验证交易所在的块 已启动。即使在上面的例子中这也不起作用，因为块 C 似乎是完全有效的。 2. 对于分片 #2 中的 validators，验证发起交易的区块之前的大量区块。自然地，对于 由接收分片验证的任意数量的块 N 恶意 validators 可以在无效块之上创建 N+1 个有效块 产生的。 解决这个问题的一个有前途的想法是将分片排列成 无向图，其中每个分片都连接到其他几个分片，以及 只允许相邻分片之间的跨分片交易（例如，这就是 Vlad Zamfir 的分片本质上是有效的7，Kadena 的分片也使用了类似的想法 Chainweb [1])。如果分片之间需要跨分片交易 不是邻居，此类事务通过多个分片路由。在这个设计中 每个分片中的 validator 预计会验证其分片中的所有块 以及所有相邻分片中的所有块。考虑下图 有 10 个分片，每个分片有 4 个邻居，并且没有两个分片需要更多 跨分片通信的跳数少于图 8 所示。 分片 #2 不仅验证其自己的 blockchain，还验证 blockchain 所有邻居，包括 1 号分片。因此，如果 Shard #1 上有恶意行为者 试图创建一个无效的块 B，然后在其上构建块 C 并发起跨分片交易，这样的跨分片交易不会走 自从分片 #2 将验证分片 #1 的整个历史以来， 会导致它识别无效的块B。 7在此处阅读有关设计的更多信息：https://medium.com/nearprotocol/37e538177ed9
图8： 类链网系统中无效的跨分片交易将 被发现 虽然破坏单个分片不再是一种可行的攻击，但破坏一个分片 碎片很少仍然是一个问题。在图 9 中，对手破坏了两个分片
1 和分片 #2 成功执行到分片 #3 的跨分片交易
来自无效区块 B 的资金： 图9： 类链网系统中无效的跨分片交易将 不被检测到 分片 #3 验证分片 #2 中的所有块，但不验证分片 #1 中的所有块，并且 无法检测恶意块。 妥善解决状态有效性有两个主要方向：
和计算的密码证明。 2.3 渔夫 第一种方法背后的想法如下：每当块头 出于任何目的（例如交叉链接到 信标链，或跨分片交易），有一段时间 任何诚实的 validator 都可以提供该块无效的证据。那里 是各种结构，可以非常简洁地证明这些块是 无效，因此接收节点的通信开销要小得多 比收到一个完整的块。 只要存在至少一个诚实的 validator ，就可以使用这种方法 分片，系统是安全的。 图10： 渔夫 这是当今提议的协议中的主要方法（除了假装问题不存在之外）。 然而，这种方法有两个 主要缺点： 1. 对于诚实的validator来说，挑战期需要足够长 识别一个块已生成，下载它，完全验证它，并准备 如果块无效则提出挑战。 引入这样一个时期将 显着减慢跨分片交易的速度。 2. 挑战协议的存在创造了新的攻击向量 当恶意节点发送带有无效挑战的垃圾邮件时。一个显而易见的解决方案 解决这个问题的方法是让挑战者存入一定数量的 token 如果挑战有效则返回。这只是部分解决方案，因为它 对于对手向系统发送垃圾邮件（并烧毁 存款）进行无效挑战，例如阻止有效的挑战来自诚实的 validator 的挑战。这些攻击是 称为悲伤攻击。 有关解决后一点的方法，请参阅第 3.7.2 节。 2.4 简洁的非交互式知识论证 多分片损坏的第二种解决方案是使用某种加密结构，允许人们证明某种计算（例如 因为从一组交易中计算一个块）被正确执行。 这种结构确实存在，例如zk-SNARKs、zk-STARKs 和其他一些， 有些目前在 blockchain 协议中积极用于私人支付， 最值得注意的是 ZCash。这些原语的主要问题是它们 众所周知，计算速度很慢。例如。 Coda 协议，使用 zk-SNARK 特别是为了证明 blockchain 中的所有块都是有效的，如 的采访表明，每笔交易可能需要 30 秒才能创建证明 （现在这个数字可能更小）。 有趣的是，证明不需要由受信任方计算，因为 该证明不仅证明了其所构建的计算的有效性，而且证明了 证明本身的有效性。因此，此类证明的计算可以分开 一组参与者之间的冗余度明显低于实际情况 执行一些无需信任的计算所必需的。它还允许参与者 他们计算 zk-SNARK 在特殊硬件上运行，而不降低 系统的去中心化。 除了性能之外，zk-SNARK 的挑战还包括： 1. 依赖于研究较少且测试较少的密码原语； 2.“有毒废物”——zk-SNARK 依赖于一个可信的设置，其中一个组 的人执行一些计算，然后丢弃中间结果 该计算的值。如果程序的所有参与者都串通 并保留中间值，可以创建假证明； 3. 系统设计引入额外的复杂性； 4. zk-SNARK 仅适用于可能计算的子集，因此协议 使用图灵完备的 smart contract 语言将无法使用 SNARKs 证明链的有效性。 2.5 数据可用性 我们要讨论的第二个问题是数据可用性。一般节点 操作特定的 blockchain 分为两组：完整节点， 那些下载每个完整区块并验证每笔交易的人，以及 Light 节点，仅下载区块头并使用 Merkle 证明作为部分的节点 他们感兴趣的状态和交易，如图 11 所示。
图11： 默克尔树 现在，如果大多数全节点串通，他们可以生成一个区块，有效或 无效，并将其 hash 发送到轻节点，但绝不泄露完整内容 块的。他们可以通过多种方式从中受益。例如， 考虑图 12： 图 12： 数据可用性问题 共有三个区块：前一个 A，是由诚实的 validators 产生的； 当前 B 有 validator 串通；下一个C也将被生产 由诚实的 validators 提供（blockchain 位于右下角）。 你是一个商人。当前块（B）接收块的validators 来自之前的 validator 的 A，计算出您收到资金的区块，并向您发送了该区块的标头，其中包含状态的 Merkle 证明 你有钱（或者发送这笔钱的有效交易的 Merkle 证明） 给你）。确认交易完成后，您即可提供服务。 然而，validators 永远不会将块 B 的全部内容分发给 任何人。因此，块 C 的诚实 validators 无法检索该块，并且 要么被迫停止系统，要么在 A 之上构建，剥夺你作为 金钱商人。 当我们将相同的场景应用于分片时，完整和分片的定义 轻节点通常适用于每个分片：每个分片中的 validators 每下载一次 阻止该分片并验证该分片中的每笔交易，但其他 系统中的节点，包括那些将分片链状态快照到 信标链，仅下载标头。因此分片中的 validator 是 该分片的有效完整节点，而系统中的其他参与者， 包括信标链，作为轻节点运行。 为了使我们上面讨论的渔夫方法发挥作用，诚实的validators 需要能够下载与信标链交叉链接的块。 如果恶意 validators 交叉链接无效块的标头（或使用它来 发起跨分片交易），但从未分发过区块，诚实的人 validators 无法制定挑战。 我们将介绍解决这个问题的三种方法，这些方法相互补充 彼此。 2.5.1 监护权证明 最迫切需要解决的问题是区块一次是否可用 它被出版了。 一个提议的想法是让所谓的公证人进行轮换 分片之间比 validators 更频繁，其唯一的工作就是下载 阻止并证明他们能够下载它。他们可以是 轮换更频繁，因为他们不需要下载整个状态 分片的，与 validator 不同，后者不能频繁轮换，因为它们 每次旋转时都必须下载分片的状态，如图所示 13. 这种幼稚方法的问题是无法在以后证明 公证人是否能够下载该块，因此公证人 可以选择始终证明他们能够下载该块而无需 甚至试图找回它。解决此问题的一种方法是公证人提供 一些证据或抵押一定数量的 token 来证明该区块是 下载了。这里讨论了一种这样的解决方案：https://ethresear.ch/t/ 1 位聚合友好托管债券/2236。 2.5.2 纠删码 当特定的轻节点收到一个区块的 hash 时，增加该节点的 确信该块可用，它可以尝试下载一些随机的 块的碎片。这不是一个完整的解决方案，因为除非轻节点 共同下载恶意区块生产者可以选择的整个区块
图 13： 验证者需要下载状态，因此无法轮换 经常 保留未由任何轻节点下载的块部分， 从而仍然使该块不可用。 一种解决方案是使用一种称为纠删码的结构来使其成为可能 即使只有部分块可用，也可以恢复整个块，如图所示 如图 14 所示。 图 14： Merkle tree 建立在纠删码数据之上 Polkadot 和 Ethereum Serenity 都围绕这个想法进行设计 为轻节点提供一种合理确信区块可用的方法。 Ethereum Serenity 方法在 [2] 中有详细描述。2.5.3 Polkadot 的数据可用性方法 在 Polkadot 中，与大多数分片解决方案一样，每个分片（称为平行链）将其块快照到信标链（称为中继链）。假设有 2f + 1 中继链上的 validators。平行链区块的区块生产者，称为 整理者，一旦生成了平行链区块，就计算该区块的纠删码版本，该版本由 2f +1 个部分组成，这样任何 f 个部分就足够了 重建块。然后，他们将一份零件分发给 validator 上的每个 validator 中继链。特定中继链 validator 只会在中继链上签名 块，如果它们对每个被快照的平行链块都有自己的部分 这样的中继链区块。因此，如果中继链区块具有来自 2f + 1 的签名 validators，只要不超过 f 个违反协议，每个 平行链区块可以通过从 validators 中获取部分来重建 遵循协议。见图 15。 图 15： Polkadot 的数据可用性 2.5.4 长期数据可用性 请注意，上面讨论的所有方法仅证明了以下事实：块 已全部发布，并且现已可用。块稍后可能会变得不可用 由于多种原因：节点离线、节点故意删除历史记录 数据等。 值得一提的解决此问题的白皮书是 Polyshard [3]， 它使用纠删码来使块可以跨分片使用，即使多个分片 分片完全丢失数据。不幸的是，他们的具体方法需要 所有分片从所有其他分片下载块，这是令人望而却步的 昂贵。 长期可用性并不是一个紧迫的问题：因为没有参与者 系统中预计能够验证所有链中的所有链
分片，分片协议的安全性需要这样设计 即使某些分片中的某些旧块变得如此，系统也是安全的 完全不可用。
Nightshade
3.1 Parça zincirlerinden parça parçalara Parça zincirleri ve işaret zinciri içeren parçalama modeli çok güçlüdür ancak belirli karmaşıklıklara sahiptir. Özellikle çatal seçim kuralının uygulanması gerekiyor her zincirde ayrı ayrı, parça zincirlerinde ve işaretçide çatal seçim kuralı Zincir farklı şekilde oluşturulmalı ve ayrı olarak test edilmelidir. Nightshade'de sistemi tek bir blockchain olarak modelliyoruz; her biri blok mantıksal olarak tüm parçalar için tüm işlemleri içerir ve tüm parçaların tüm durumu. Ancak fiziksel olarak hiçbir katılımcı dosyayı indirmez. tam durum veya tam mantıksal blok. Bunun yerine, ağın her katılımcısı yalnızca İşlemleri doğruladıkları parçalara karşılık gelen durumu korur ve bloktaki tüm işlemlerin listesi fiziksel olarak bölünmüştür parçalar, parça başına bir parça. İdeal koşullar altında her blok, parça başına tam olarak bir parça içerir. kabaca parça zincirli modele karşılık gelen blok parça zincirleri işaret zinciriyle aynı hızda bloklar üretir. Ancak, ağ gecikmeleri nedeniyle bazı parçalar eksik olabilir; bu nedenle pratikte her blok parça başına bir veya sıfır parça içerir. Nasıl yapılacağına ilişkin ayrıntılar için bölüm 3.3'e bakın. bloklar üretilir. Şekil 16: Solda parça zincirleri ve tek zinciri olan bir model bloklar sağ tarafta parçalara bölünmüş
3.2 Konsensüs Bugün blockchain'lerde fikir birliğine yönelik iki baskın yaklaşım şunlardır: En fazla işe veya hisseye sahip olan zincirin en uzun (veya en ağır) zincir oluşturmak için kullanılan kurallı kabul edilir ve BFT, burada her blok için bazı validator kümesi BFT fikir birliğine ulaştı. Son zamanlarda önerilen protokollerde ikincisi daha baskın bir yaklaşımdır, anında kesinlik sağladığından, en uzun zincirde daha fazla bloğa ihtiyaç duyulurken Kesinliği sağlamak için bloğun üzerine inşa edilecek. Çoğu zaman anlamlı Yeterli sayıda bloğun inşa edilmesi için gereken süre güvenlik gerektirir. saat sırası. Her blokta BFT fikir birliğini kullanmanın aşağıdaki gibi dezavantajları da vardır: 1. BFT fikir birliği önemli miktarda iletişim gerektirir. iken Son gelişmeler sayıca doğrusal zamanda fikir birliğine varılmasına olanak tanıyor katılımcıların sayısı (bkz. örneğin [4]), blok başına hala fark edilebilir bir yüktür; 2. Tüm ağ katılımcılarının BFT'ya katılması mümkün değildir. Blok başına fikir birliğine varılır, dolayısıyla genellikle yalnızca rastgele örneklenmiş bir katılımcı alt kümesi fikir birliğine varır. Rastgele örneklenmiş bir küme prensip olarak şu şekilde olabilir: uyarlanabilir bir şekilde bozulur ve teoride bir çatal oluşturulabilir. sistem her ikisinin de böyle bir olaya hazır olmak için modellenmesi gerekiyor ve bu nedenle hala BFT fikir birliğinin yanı sıra bir çatal seçeneği kuralına sahip olmak veya kapanacak şekilde tasarlanmış olmak böyle bir olayda aşağı. Bazı tasarımların olduğunu belirtmekte fayda var. Algorand [5], uyarlamalı yolsuzluk olasılığını önemli ölçüde azaltır. 3. En önemlisi şu durumlarda sistem durur: Tüm katılımcıların 3 veya daha fazlası çevrimdışı. Bu nedenle, herhangi bir geçici ağ arızası veya ağ bölünmesi, sistemi tamamen durdurabilir. İdeal olarak sistem devam edebilmelidir katılımcıların en az yarısı çevrimiçi olduğu sürece faaliyet göstermektedir (en yoğun Zincir tabanlı protokoller, katılımcıların yarısından azı çevrimiçi olsa bile çalışmaya devam eder, ancak bu özelliğin arzu edilirliği daha tartışmalıdır topluluk içinde). Kullanılan fikir birliğinin bir tür en ağır olduğu hibrit bir model zincir, ancak bazı bloklar BFT sonlandırma aracı kullanılarak periyodik olarak sonlandırılır ve her iki modelin de avantajları korunur. Bu tür BFT nihai gadget'lar Ethereum 2.0 8'de kullanılan Casper FFG [6], Casper CBC (bkz. https://vitalik.) ca/general/2018/12/05/cbc_casper.html) ve GRANDPA (bkz. https:// Medium.com/polkadot-network/d08a24a021b5) Polkadot'de kullanıldı. Nightshade en ağır zincir konsensüsünü kullanır. Özellikle bir blok Üretici bir blok ürettiğinde (bkz. Bölüm 3.3), imza toplayabilirler. diğer blok üreticileri ve önceki bloğu doğrulayan validator'lar. Bölüme bakın Bu kadar çok sayıda imzanın nasıl toplandığıyla ilgili ayrıntılar için 3.8'e bakınız. Ağırlık 8Ayrıca Casper'a derinlemesine bir genel bakış için Justin Drake ile yapılan beyaz tahta oturumuna bakın FFG ve GHOST en ağır zincir konsensüsüne nasıl entegre edildiği burada: https://www. youtube.com/watch?v=S262StTwkmobir bloğun payı, imzaları imzalanan tüm imzalayanların kümülatif hissesidir. bloğa dahil edilmiştir. Bir zincirin ağırlığı blok ağırlıklarının toplamıdır. En ağır zincir mutabakatının yanı sıra, aşağıdakileri kullanan bir nihai gadget kullanıyoruz: blokları sonlandırmak için onaylar. Sistemin karmaşıklığını azaltmak için, Çatal seçim kuralını hiçbir şekilde etkilemeyen bir sonlandırma aracı kullanıyoruz, ve bunun yerine yalnızca ekstra eğik çizgi koşulları getirir, öyle ki bir blok bir kez Nihai gadget tarafından sonlandırıldığında, çok büyük bir yüzde olmadıkça çatallanma imkansızdır. toplam bahis miktarı kesildi. Casper CBC son derece kaliteli bir cihazdır ve biz şu anda Casper CBC'yi göz önünde bulundurarak model oluşturuyorum. Ayrıca TxFlow adı verilen ayrı bir BFT protokolü üzerinde de çalışıyoruz. O sırada Bu belgeyi yazarken Casper yerine TxFlow'un kullanılıp kullanılmayacağı belli değil CBC. Ancak son cihaz seçiminin büyük ölçüde tasarımın geri kalanına dik olduğunu belirtmeliyiz. 3.3 Blok üretimi Nightshade'de iki rol vardır: blok yapımcıları ve validator'ler. herhangi bir zamanda sistemin w blok üreticilerini içerdiği nokta, modellerimizde w = 100 ve wv validators, modelimizde v = 100, wv = 10, 000. Sistem Proof-of-Stake'tir, bu, hem blok üreticilerinin hem de validator'lerin bir takım dahili bağlantılara sahip olduğu anlamına gelir para birimi ("tokens" olarak anılır) belirtilen süreyi aşan bir süre boyunca kilitlendi zinciri oluşturma ve doğrulama görevlerini yerine getirmek için harcadıkları zaman. Tüm Proof of Stake sistemlerinde olduğu gibi, tüm w blok üreticileri ve tüm wv validator'ler farklı varlıklardır, çünkü bu uygulanamaz. Her biri Bununla birlikte, w blok üreticilerinin ve wv validator'lerin ayrı bir hisse. Sistem n parça içeriyor, modelimizde n = 1000. Bahsedildiği gibi bölüm 3.1, Nightshade'de hiçbir parça zinciri yoktur, bunun yerine tüm blok üreticileri ve validator'ler tek bir blockchain inşa ediyor, biz bunu ana zincir. Ana zincirin durumu n parçaya bölünmüştür ve her blok yapımcı ve validator her an yerel olarak yalnızca bir alt kümesini indirdi bazı parçaların alt kümesine karşılık gelen ve yalnızca işlem ve Eyaletin bu kısımlarını etkileyen işlemleri doğrulamak. Bir blok üreticisi olmak için ağın bir katılımcısı bazı büyükleri kilitler tokens miktarı (bir hisse). Ağın bakımı dönemler halinde yapılır, burada bir dönem gün sırasına göre bir zaman dilimidir. Katılımcılar Belirli bir çağın başında en büyük riske sahip olan bloklar O dönemin yapımcıları. Her blok üreticisi yazılım parçalarına atanır (örneğin sw = 40, bu da sww/n = parça başına 4 blok üreticisi anlamına gelir). Blok yapımcı, atandığı parçanın çağdan önceki durumunu indirir başlar ve dönem boyunca söz konusu parçayı etkileyen işlemleri toplar, ve bunları devlete uygular. Ana zincirdeki her b bloğu ve her parça s için aşağıdakilerden biri vardır: blok üreticilerini b ile ilgili kısmı üretmekten sorumlu olanlara atadık parçaya. b'nin parçayla ilgili kısmına yığın denir ve şunları içerir: merkle'nin yanı sıra b'ye dahil edilecek parçaya ilişkin işlemlerin listesiortaya çıkan durumun kökü. b sonuçta yalnızca çok küçük bir başlık içerecektir parça, yani uygulanan tüm işlemlerin merkle kökü (bkz. bölüm Kesin ayrıntılar için 3.7.1) ve son durumun merkle kökü. Belgenin geri kalanında sıklıkla blok üreticisinden bahsediyoruz belirli bir parça için belirli bir zamanda bir parça üretmekten sorumlu olan bir parça üreticisi olarak. Parça üreticisi her zaman blok üreticilerinden biridir. Blok üreticileri ve parça üreticileri her bloğu ona göre döndürür. sabit bir programa göre. Blok üreticilerinin siparişi var ve tekrar tekrar üretim yapıyorlar. bu sırayla bloklar. Örn. 100 blok üreticisi varsa ilk blok üreticiler 1, 101, 201 vb. blokların üretiminden sorumludur, ikincisi ise 2, 102, 202 vb. üretmekten sorumludur. Parça üretimi, blok üretiminden farklı olarak bakım gerektirdiğinden durum ve her parça için yalnızca sww/n blok üreticileri durumu korur parça başına, buna uygun olarak yalnızca sww/n blok üreticileri, oluşturmak için dönüşümlü olarak çalışır. parçalar. Örn. dört blok üreticisinin atandığı yukarıdaki sabitlerle Her parça, her blok üreticisi her dört blokta bir parça oluşturacak. 3.4 Veri kullanılabilirliğinin sağlanması Veri kullanılabilirliğini sağlamak için Polkadot yaklaşımına benzer bir yaklaşım kullanıyoruz bölüm 2.5.3'te açıklanmıştır. Bir blok üreticisi bir parça ürettiğinde, optimal (w, ⌊w/6 + 1⌋) blok koduna sahip silme kodlu versiyonu yığın. Daha sonra silme kodlu parçanın bir parçasını gönderirler (bu tür parçalar diyoruz) her blok üreticisine parça parçaları veya sadece parçalar). Yapraklar gibi tüm parçaları içeren bir merkle ağacı hesaplıyoruz ve Her parçanın başlığı bu ağacın merkle kökünü içerir. Parçalar tek parça mesajları aracılığıyla validators'ye gönderilir. Bu tür mesajların her biri öbek başlığını, parçanın sırasını ve parça içeriğini içerir. mesaj aynı zamanda blok üreticisinin imzasını da içermektedir. parçanın başlığa karşılık geldiğini kanıtlamak için parça ve merkle yolu ve uygun blok üreticisi tarafından üretilmektedir. Bir blok üreticisi bir ana zincir bloğunu aldığında ilk olarak bu bloğun olup olmadığını kontrol eder. blokta yer alan her parça için tek parçalı mesajlar bulunur. Aksi takdirde blok eksik tek parçalı mesajlar alınana kadar işlenmez. Tüm tek parçalı mesajlar alındıktan sonra blok üreticisi, akranlarından kalan parçaları alır ve tuttukları parçaları yeniden yapılandırır devlet. Blok üreticisi en az bir ana zincir bloğunu işlemez. bloğa dahil edilen parçalarda karşılık gelen tek parçalı mesaj yoktur veya durumu korudukları en az bir parça için bunu yapamazlar tüm parçayı yeniden yapılandırın. Belirli bir parçanın mevcut olması için bloğun ⌊w/6⌋+1 olması yeterlidir Üreticiler kendi paylarına sahipler ve onlara hizmet ediyorlar. Böylece sayı kadar Kötü niyetli aktörler, yarım bloktan fazla bloğu olan hiçbir zincirin ⌊w/3⌋ değerini aşmaz bunu inşa eden üreticiler kullanılamayan parçalara sahip olabilir.Şekil 17: Her blok, parça başına bir veya sıfır parça içerir ve her parça silme kodludur. Silme kodlu yığının her bir parçası belirlenmiş bir yere gönderilir. özel bir tek bölümlü mesaj aracılığıyla yapımcıyı bloke etme 3.4.1 Tembel blok üreticileriyle uğraşmak Bir blok üreticisinin tek parçalı mesajın eksik olduğu bir bloğu varsa, yine de imzalamayı seçebilir, çünkü eğer blok zincire bağlanırsa blok üreticisinin ödülünü maksimuma çıkaracak. Blok için risk yok Daha sonra blok üreticisinin sahip olmadığını kanıtlamak imkansız olduğundan üretici tek parça mesajı. Bunu ele almak için, her bir parça üreticisini, parçayı oluştururken yapıyoruz. gelecekteki kodlanmış parçanın her bir parçası için bir renk (kırmızı veya mavi) seçin ve saklayın kodlanmadan önce yığındaki atanan rengin bit maskesi. Her bir parça mesaj parçaya atanan rengi içerir ve renk şu durumlarda kullanılır: kodlanmış parçaların merkle kökünün hesaplanması. Parça üreticisi saparsa protokole göre kolayca kanıtlanabilir, çünkü merkle kökü tek parça mesajlarına veya tek parça mesajlarındaki renklere karşılık gelir merkle köküne karşılık gelen, yığındaki maskeyle eşleşmeyecektir. Bir blok üreticisi bir bloğa imza attığında, tüm blokların bit maskesini ekler. bloğa dahil edilen parçalar için aldıkları kırmızı parçalar. Bir yayınlama yanlış bit maskesi kesilebilir bir davranıştır. Bir blok üreticisi bir sertifika almamışsa tek parçalı mesaj, mesajın rengini bilmelerinin hiçbir yolu yoktur ve dolayısıyla körü körüne imza atmaya kalkışmaları halinde %50 oranında kesintiye uğrama şansları vardır. Blok. 3.5 Durum geçiş başvurusu Parça üreticileri yalnızca parçaya hangi işlemlerin dahil edileceğini seçerler ancak bir yığın ürettiklerinde durum geçişini uygulamayın. Buna bağlı olarak,
yığın başlığı, daha önce olduğu gibi merkelize durumun merkle kökünü içerir yığındaki işlemler uygulanır. İşlemler yalnızca parçayı içeren tam bir blok olduğunda uygulanır işlenir. Bir katılımcı yalnızca şu durumlarda bir bloğu işler: 1. Önceki blok alındı ve işlendi; 2. Her parça için katılımcı sahip olduğu durumu korumaz tek parça mesajını gördüm; 3. Her parça için katılımcı, sahip oldukları durumu korur. tam yığın. Blok işlendikten sonra, katılımcının her bir parça için durumu korur, işlemleri uygular ve yeni durumu hesaplarlar işlemler uygulandıktan sonra üretime hazır hale gelirler herhangi bir parçaya atanmışlarsa bir sonraki bloğun parçaları yeni merkelleşmiş durumun merkle kökü. 3.6 Parçalar arası işlemler ve makbuzlar Bir işlemin birden fazla parçayı etkilemesi gerekiyorsa bunun ardışık olarak yapılması gerekir her parçada ayrı ayrı yürütülür. İşlemin tamamı ilk parçaya gönderilir etkilendiğinde ve işlem söz konusu parçanın öbeğine dahil edildiğinde ve öbek bir bloğa dahil edildikten sonra uygulanır, sözde bir makbuz üretir işlemin yapılması gereken bir sonraki parçaya yönlendirilen işlem idam edilecek. Daha fazla adımın gerekli olması halinde, alındı işleminin yürütülmesi yeni bir giriş hareketi oluşturur ve bu şekilde devam eder. 3.6.1 Makbuz işleminin ömrü Alış işleminin oluşturulduğu bloğun hemen ardından gelen blokta uygulanması arzu edilir. Makbuz işlemi yalnızca Önceki bloğun blok üreticileri tarafından alınıp uygulanmasından sonra oluşturulan kaynak parçayı koruyan ve o zamana kadar bilinmesi gereken Bir sonraki blok için parça, hedefin blok üreticileri tarafından üretilir kırık. Bu nedenle, makbuzun kaynak parçadan alıcıya iletilmesi gerekir. Bu iki olay arasındaki kısa zaman dilimindeki hedef parça. A, r girişini üreten bir t işlemini içeren son üretilen blok olsun. B bir sonraki üretilen blok olsun (yani A'yı içeren bir blok) r'yi içermek istediğimiz önceki bloğu). a ve r parçasında olsun kırıkta b. Şekil 18'de de gösterilen faturanın kullanım ömrü aşağıdaki gibidir: Makbuzların üretilmesi ve saklanması. Parça için parça üreticisi EBM'si a, A bloğunu alır, t işlemini uygular ve r makbuzunu oluşturur. EBM daha sonra üretilen tüm makbuzları dahili kalıcı depolama biriminde indekslenmiş olarak saklar kaynak parça kimliğine göre.Makbuzların dağıtılması. EBM, parçayı üretmeye hazır olduğunda B bloğu için a parçasını, a bloğu için A bloğundaki işlemlerin uygulanmasıyla oluşturulan tüm makbuzları getirir ve bunları parça için parçaya dahil ederler. B bloğunda a. Böyle bir yığın oluşturulduktan sonra, cpa onun silme kodunu üretir sürümü ve karşılık gelen tüm onepart mesajları. EBM, hangi blok üreticilerinin hangi parçalar için tam durumu koruduğunu bilir. Belirli bir blok üreticisi için bp cpa, A bloğundaki işlemlerin uygulanmasından kaynaklanan makbuzları içerir bp'nin hedef olarak önemsediği parçalardan herhangi birine sahip olan parça a için B bloğundaki a parçası için yığını dağıttıklarında tek parçalı mesajda (tek parçalı mesaja dahil edilen makbuzları gösteren şekil 17'ye bakın). Makbuzların alınması. Katılımcıların (hem blok üreticileri hem de validator'ler) tek parçalı mesajları alana kadar blokları işlemediklerini unutmayın. blokta yer alan her parça için. Böylece, herhangi bir katılımcı B bloğunu uyguladığında, B bloğuna karşılık gelen tüm tek parçalı mesajlara sahip olur. B'deki parçalar ve dolayısıyla parçaların bulunduğu tüm gelen makbuzlara sahipler katılımcı, varış yeri olarak durumunu korur. Uygularken belirli bir parça için durum geçişi, katılımcı hem makbuzları uygular tek parçalı mesajlarda parça için topladıklarının yanı sıra tüm yığının kendisinde yer alan işlemler. Şekil 18: Bir makbuz işleminin ömrü 3.6.2 Çok fazla makbuz işlemek Belirli bir parçayı hedefleyen faturaların sayısının belirli blok işlenemeyecek kadar büyük. Örneğin, şekil 19'u düşünün, her bir parçadaki her işlem, parça 1'i hedefleyen bir makbuz oluşturur. Bir sonraki blokta, parça 1'in işlemesi gereken faturaların sayısı şu şekilde olur: taşıma sırasında tüm parçaların bir araya getirdiği yükle karşılaştırılabilir önceki blok.
Şekil 19: Tüm faturalar aynı parçayı hedefliyorsa parçanın bunları işleme kapasitesi Bu sorunu çözmek için QuarkChain 9'da kullanılana benzer bir teknik kullanıyoruz. Spesifik olarak, her bir parça için son B bloğu ve onun içindeki son parça Fişlerin uygulandığı blok kaydedilir. Yeni parça ne zaman Oluşturulduğunda, fiş ilk önce B'de kalan parçalardan başlayarak uygulanır, ve sonra yeni yığın dolana kadar B'yi takip eden bloklar halinde. Normalin altında Dengeli bir yüke sahip koşullar altında, genellikle tüm tahsilatlar sonuçlanacaktır. uygulanıyor (ve böylece son bloğun son parçası kaydedilecek) her parça), ancak yükün dengeli olmadığı zamanlarda ve belirli bir Shard orantısız bir şekilde çok sayıda makbuz alıyor, bu teknik onların dahil edilen işlem sayısındaki sınırlara uyularak işlenecektir. Böyle dengesiz bir yükün uzun süre kalması durumunda gecikmenin Başvuruya kadar fiş oluşturma süresiz olarak büyümeye devam edebilir. Bir Bunu çözmenin yolu, bir hedefi hedefleyen bir makbuz oluşturan herhangi bir işlemi iptal etmektir. Belirli bir sabiti (ör. bir dönem) aşan bir işlem gecikmesine sahip olan parça. Şekil 20'yi düşünün. B bloğuna göre 4 numaralı parça tüm girişleri işleyemez, bu nedenle yalnızca A bloğundaki 3. parçaya kadar olan makbuzları işler ve onu kaydeder. C bloğunda B bloğundaki 5. parçaya kadar olan makbuzlar dahil edilir ve daha sonra D blokta parça yakalanır ve kalan tüm faturalar işlenir. B bloğu ve C bloğundaki tüm faturalar. 3.7 Parça doğrulama Belirli bir parça için üretilen bir parça (veya parça zincirli modelde belirli bir parça zinciri için üretilen bir parça bloğu) yalnızca şu şekilde doğrulanabilir: 9QuarkChain ile beyaz tahta bölümünü buradan izleyin: https://www.youtube.com/watch? v=opEtG6NM4x4, diğerlerinin yanı sıra parçalar arası işlemlere yaklaşımın tartışıldığı şeylerŞekil 20: Gecikmeli makbuz işleme Devleti koruyan katılımcılar. Blok üreticileri olabilirler, validators, veya yalnızca durumu indiren ve parçayı doğrulayan harici tanıklar varlıkları depoluyorlar. Bu belgede katılımcıların çoğunluğunun depolama yapamadığını varsayıyoruz. parçaların büyük bir kısmı için devlet. Ancak şunu belirtmekte yarar var varsayımıyla tasarlanmış parçalanmış blockchain'lerin bulunduğunu çoğu katılımcının durumunu saklama ve çoğu şeyi doğrulama kapasitesi vardır. QuarkChain gibi parçalar. Katılımcıların yalnızca bir kısmı parçayı doğrulama durumuna sahip olduğundan Parçalar halinde, yalnızca aşağıdaki özelliklere sahip olan katılımcıları uyarlanabilir şekilde yozlaştırmak mümkündür. durumu seçin ve geçersiz bir durum geçişi uygulayın. Her birkaç örnekte validators içeren birden fazla parçalama tasarımı önerildi gün ve bir gün içinde parça zincirinde 2/3'ten fazla olan herhangi bir blok söz konusu parçaya atanan validator'lerin imzalarının sayısı hemen dikkate alınır son. Böyle bir yaklaşımla, uyum sağlayabilen bir düşmanın yalnızca 2n/3+1'i yozlaştırması yeterlidir Geçersiz bir durum geçişi uygulamak için bir parça zincirindeki validator'lerin sayısı; Bunu başarmak muhtemelen zor olsa da, kamuya açık bir güvenlik düzeyi yeterli değil blockchain. Bölüm 2.3'te tartışıldığı gibi, ortak yaklaşım, durumu olan herhangi bir katılımcı için bir blok oluşturulduktan sonra belirli bir zaman aralığına izin vermektir (ister geçerliliğine meydan okuyan bir blok üreticisi, bir validator veya harici bir gözlemci). Bu tür katılımcılara Balıkçı denir. Bir balıkçının bunu yapabilmesi için Geçersiz bir bloğa itiraz edilmesi durumunda, böyle bir bloğun erişime açık olduğundan emin olunmalıdır. onlar. Nightshade'deki veri kullanılabilirliği bölüm 3.4'te tartışılmaktadır. Nightshade'de bir blok üretildiğinde parçalar gerçek parça üreticisi dışında herkes. Özellikle blok üreticisi bloğun doğal olarak çoğu parça için duruma sahip olmadığını öne sürdü veparçaları doğrulayamadı. Bir sonraki blok üretildiğinde, birden fazla blok üreticisinin ve validator'lerin onaylarını (bkz. bölüm 3.2) içerir, ancak blok üreticilerinin ve validator'lerin çoğunluğu durumu korumadığından çoğu kırık için de yalnızca bir geçersiz parçaya sahip bir blok, doğrulamaların yarısından önemli ölçüde fazlasını toplayacak ve en ağır blokta yer almaya devam edecek zincir. Bu sorunu çözmek için, durumunu koruyan herhangi bir katılımcıya izin veriyoruz. bu şekilde üretilen herhangi bir geçersiz parça için zincir üzerinde bir meydan okuma gönderecek bir parça kırık. 3.7.1 Devlet geçerliliği sorunu Bir katılımcı belirli bir parçanın geçersiz olduğunu tespit ettiğinde parçanın geçersiz olduğuna dair bir kanıt sunması gerekir. Ağ katılımcılarının çoğunluğu geçersiz parçanın bulunduğu parçanın durumunu korumadığından üretildiğinde, kanıtın bloğun doğrulandığını doğrulamak için yeterli bilgiye sahip olması gerekir. devlet olmadan geçersiz. Tek bir işlemin gerçekleştirebileceği durum miktarının (bayt cinsinden) Ls sınırını belirliyoruz. toplu olarak okuyabilir veya yazabilir. L'den daha fazlasına dokunan herhangi bir işlem durum geçersiz kabul edilir. Bölüm 3.5'ten hatırlayın ki yığın belirli bir B bloğunda yalnızca uygulanacak işlemleri içerir, ancak yeni durum kökü. B bloğundaki yığının içerdiği durum kökü durumdur root, bu tür işlemleri uygulamadan önce, ancak işlemleri uyguladıktan sonra B bloğundan önceki aynı parçadaki son parça. Kötü niyetli bir aktör geçersiz bir durum geçişi uygulamak istemeniz, yanlış bir durum kökü içerecektir uygulamadan kaynaklanan durum köküne karşılık gelmeyen B bloğunda önceki parçadaki işlemler. Bir parça üreticisinin parçaya dahil ettiği bilgiyi genişletiyoruz. Tüm işlemleri uyguladıktan sonra sadece durumu dahil etmek yerine, her bir bitişik işlem kümesi uygulandıktan sonra bir durum kökü içerir. toplu olarak Ls durum baytını okur ve yazar. Bu bilgilerle birlikte balıkçının devlet geçişinin yanlış uygulandığına dair bir zorluk yaratması Bu türden ilk geçersiz durum kökünü bulmak yeterlidir ve yalnızca Ls baytını içerir. son durum kökü arasındaki işlemlerden etkilenen durum (ki bu geçerli) ve merkle kanıtlarıyla birlikte mevcut durum kökü. Daha sonra herhangi bir katılımcı segmentteki işlemleri doğrulayabilir ve parçanın olduğunu doğrulayabilir geçersiz. Benzer şekilde, yığın üreticisi şunu okuyan işlemleri dahil etmeye çalışırsa: ve Ls bayttan daha fazla durum yazın, zorluk için dahil etmek yeterlidir Merkle kanıtlarıyla dokunduğu ilk Ls baytı, bu da yeterli olacaktır. işlemleri uygulayın ve bir girişimde bulunulacağı bir anın olduğunu onaylayın Ls bayt ötesinde içerik okuma veya yazma işlemi yapılır.
3.7.2 Balıkçılar ve hızlı çapraz parça işlemleri Bölüm 2.3'te tartışıldığı gibi, parça parçalarının (veya parçanın) modeldeki parça zincirli bloklar) geçersiz olabilir ve zorluk yaratabilir Bu durum nihailiği ve dolayısıyla parçalar arası iletişimi olumsuz etkiler. içinde özellikle herhangi bir çapraz parça işleminin hedef parçası kesin olamaz kaynak parça parçası veya blok, meydan okuma süresi bitene kadar nihaidir (bkz. şekil 21). Şekil 21: Makbuz uygulamadan önce sorgulama süresinin beklenmesi Bunu, parçalar arası işlemleri gerçekleştirecek şekilde ele almanın yolu hedef parçanın meydan okuma süresini beklememesi anlıktır kaynak parça işlemi yayınlandıktan sonra ve alındı işlemini uygulayın hemen, ancak daha sonra hedef parçayı kaynakla birlikte geri alın daha sonra kaynak parçanın veya bloğun geçersiz olduğu tespit edilirse parça (bkz. şekil 22). Bu, parçanın bulunduğu Nightshade tasarımı için çok doğal olarak geçerlidir. zincirler bağımsız değildir ancak bunun yerine parça parçalarının tümü yayınlanır birlikte aynı ana zincir bloğunda. Herhangi bir parçanın geçersiz olduğu tespit edilirse, bu parçaya sahip bloğun tamamı geçersiz kabul edilir ve üzerine inşa edilen tüm bloklar üstüne. Bkz. şekil 23. Yukarıdaki yaklaşımların her ikisi de, sorunun şu şekilde olduğu varsayılarak atomiklik sağlar: süre yeterince uzundur. Normal koşullar altında hızlı çapraz parça işlemlerinin sağlanması, hedef parça, aşağıdakilerden birinde geçersiz bir durum geçişi nedeniyle geri alınıyor son derece nadir bir olay olan kaynak parçaları. 3.7.3 validators gizleniyor Zorlukların varlığı, halihazırda bu olasılığı önemli ölçüde azaltıyor. uyarlanabilir yolsuzluk, çünkü bir yığını geçersiz bir durum geçiş gönderisiyle sonuçlandırmak içinŞekil 22: Makbuzların anında uygulanması ve varış noktasına geri alınması kaynak zincirinde geçersiz bir blok varsa zincir Şekil 23: Nightshade'de balıkçı mücadelesi Adaptif düşmanın tüm katılımcıları yozlaştırması gereken meydan okuma dönemi tüm validator'ler dahil olmak üzere parçanın durumunu koruyan. Böyle bir olayın olasılığını tahmin etmek son derece karmaşıktır, çünkü hiçbir Sharded blockchain bu tür bir saldırının denenmesine yetecek kadar uzun süredir yayında. Olasılığın son derece düşük olmasına rağmen hala yeterince yüksek olduğunu savunuyoruz. Milyonlarca işlemi yürütmesi beklenen bir sistem için büyük ve dünya çapında finansal operasyonlar yürütmek. Bu inancın iki temel nedeni vardır: 1. Proof-of-Stake zincirlerinin ve madencilerin validator'lerinin çoğu
İş Kanıtı zincirleri öncelikle finansal yükselişle teşvik ediliyor. Eğer Adaptif bir düşman onlara beklenen getiriden daha fazla para teklif eder dürüst bir şekilde faaliyet göstermekten dolayı, birçok validators'nin olmasını beklemek makul olacaktır. teklifi kabul edecek. 2. Birçok kuruluş Proof-of-Stake zincirlerinin doğrulamasını profesyonelce yapar ve Herhangi bir zincirdeki hisselerin büyük bir yüzdesinin bu tür kuruluşlardan. Bu tür varlıkların sayısı bir dönem için yeterince azdır. çoğunu kişisel olarak tanımak ve bozulmaya olan eğilimlerini iyi anlıyorlar. Hangi validator'lerin hangi parçaya atandığını gizleyerek uyarlamalı bozulma olasılığını azaltma konusunda bir adım daha ileri gidiyoruz. Fikir şu Algorand [5]'nin validators'yi gizlemesine uzaktan benzer. validator'ler, Algorand'da olduğu gibi gizlenmiş olsa bile, şunu unutmamak önemlidir: veya aşağıda açıklandığı gibi, uyarlanabilir bozulma teoride hala mümkündür. iken uyarlanabilir rakip, oluşturacak veya doğrulayacak katılımcıları tanımıyor Bir blok ya da yığın halinde, katılımcılar performans sergileyeceklerini kendileri biliyorlar. böyle bir görev ve bunun kriptografik bir kanıtı var. Böylece düşman yolsuzluk yapma niyetlerini yayınlayacak ve bunu sağlayacak herhangi bir katılımcıya ödeme yapacaktır. böyle bir kriptografik kanıt. Ancak şunu da belirtmeliyiz ki, rakip bunu yapmadığından bozmak istedikleri parçaya atanan validator'leri biliyorlarsa, belirli bir parçayı bozma niyetlerini yayınlamaktan başka seçeneği yok tüm topluluk. Bu noktada herhangi bir dürüst için ekonomik olarak faydalıdır. katılımcının bu parçayı doğrulayan tam bir düğümü döndürmesi için yüksek bir söz konusu parçada geçersiz bir bloğun görünme olasılığı; bir meydan okuma yaratın ve ilgili ödülü toplayın. Belirli bir parçaya atanan validator'leri açığa çıkarmamak için şunu yaparız: aşağıdakiler (bkz. şekil 24): Ödevi almak için VRF'yi kullanma. Her çağın başında her validator, validator'nin atandığı parçaların bit maskesini almak için bir VRF kullanır. Her validator'nin bit maskesi Sw bitlerine sahip olacaktır (tanım için bölüm 3.3'e bakın) Sw). validator daha sonra karşılık gelen parçaların durumunu getirir ve Alınan her blok için dönem boyunca karşılık gelen parçaları doğrular validator öğesinin atandığı parçalara. Parçalar yerine bloklar üzerinde oturum açın. Parça ataması gizlendiğinden validator parçalar üzerinde oturum açamaz. Bunun yerine her zaman bütünü imzalar böylece hangi parçaları doğruladığını açığa çıkarmıyor. Özellikle, validator bir blok alıp tüm parçaları doğruladığında ya bir mesaj oluşturur bu, validator öğesinin atandığı tüm parçalardaki tüm parçaların geçerli (bu parçaların ne olduğunu hiçbir şekilde belirtmeden) veya herhangi bir parçanın geçersiz olması durumunda geçersiz durum geçişinin kanıtını içerir. Bkz. Bu tür mesajların nasıl bir araya getirildiğine ilişkin ayrıntılar için bölüm 3.8, aşağıdakiler için bölüm 3.7.4: validators adlı kişinin gelen iletileri arka arkaya almasının nasıl önleneceğine ilişkin ayrıntılar nasıl ödüllendirileceği ve cezalandırılacağıyla ilgili ayrıntılar için diğer validators ve bölüm 3.7.5'e bakın validators başarılı bir geçersiz durum geçiş sorunu gerçekten meydana gelirse.Şekil 24: Nightshade'de validator'leri gizlemek 3.7.4 Taahhüt-Açıklama validators ile ilgili yaygın sorunlardan biri, validator'nin durumu indirmeyi ve aslında parçaları ve blokları doğrulamayı atlayabilmesi ve bunun yerine Ağı gözlemleyin, diğer validator'ların neler gönderdiğini görün ve yaptıklarını tekrarlayın. mesajlar. Böyle bir stratejiyi izleyen bir validator fazladan bir şey sağlamaz ağ için güvenlik sağlar, ancak ödüller toplar. Bu soruna yönelik yaygın bir çözüm, her validator için bir kanıt sağlamaktır örneğin benzersiz bir izleme sağlayarak bloğu gerçekten doğruladıklarını devlet geçişini uygulamak, ancak bu tür kanıtlar maliyeti önemli ölçüde artırıyor doğrulama. Şekil 25: Taahhüt-açıklama
Bunun yerine validators'nin doğrulama sonucuna ilişkin ilk taahhüdünü yaparız (veya parçaların geçerliliğini doğrulayan mesaj veya geçersiz olduğunun kanıtı durum geçişi), belirli bir süre bekleyin ve ancak bundan sonra şekil 25'te gösterildiği gibi gerçek doğrulama sonucunu ortaya çıkarın. ortaya çıkma dönemidir ve bu nedenle tembel bir validator dürüst validator'leri taklit edemez. Ayrıca, dürüst olmayan bir validator şunu doğrulayan bir mesaj gönderirse: atanan parçaların geçerliliği ve en az bir parçanın geçersiz olması durumunda öbeğin geçersiz olduğu gösterildiğinde validator eğik çizgiden kaçınamaz, çünkü, Bölüm 3.7.5'te gösterdiğimiz gibi böyle bir durumda kesilmemenin tek yolu geçersiz durum geçişinin kanıtını içeren bir mesaj sunmaktır. taahhütle eşleşir. 3.7.5 Zorluklarla baş etme Yukarıda tartışıldığı gibi, validator geçersiz parçaya sahip bir blok aldığında, önce geçersiz durum geçişinin kanıtını hazırlarlar (bkz. bölüm 3.7.1), ardından böyle bir kanıtı taahhüt edin (bkz. 3.7.4) ve bir süre sonra zorluğu ortaya çıkarın. Ortaya çıkan zorluk bir bloğa dahil edildiğinde aşağıdakiler gerçekleşir: 1. Bloktan gerçekleşen tüm durum geçişleri Ortaya çıkan zorluğun dahil edildiği bloğa kadar geçersiz parça hükümsüz kılındı. Ortaya çıkan mücadeleyi içeren bloktan önceki durum içeren bloktan önceki durumla aynı olduğu kabul edilir geçersiz yığın. 2. Belirli bir süre içinde her validator kendi bit maskesini göstermelidir doğruladıkları parçalar. Bit maskesi bir VRF aracılığıyla oluşturulduğundan, geçersiz durum geçişine sahip olan parçaya atandılar, ifşa etmekten kaçınamaz. Bit maskesini ortaya çıkaramayan herhangi bir validator parçaya atandığı varsayılmaktadır. 3. Bu süre sonunda parçaya atandığı tespit edilen her validator, içeren blok için bazı doğrulama sonuçları taahhüt etti geçersiz yığın ve bu geçersiz durum geçişinin kanıtını ortaya çıkarmadı bu onların taahhütlerine karşılık gelir. 4. Her validator yeni bir parça ataması alır ve yeni bir dönem planlanır tüm validator'ların indirmesi için yeterli bir süre sonra başlamak üzere Şekil 26'da gösterildiği gibi. validator'lerin kendilerine atanan parçaları ortaya çıkardığı andan itibaren unutmayın yeni dönem başlayana kadar sistemin güvenliği azaltılmıştır. Shard'ın ataması ortaya çıktı. Ağın katılımcılarının bunu saklaması gerekir Bu dönemde ağı kullanırken aklınızda bulundurun. 3.8 İmza Toplama Yüzlerce parçaya sahip bir sistemin güvenli bir şekilde çalışabilmesi için, 10.000 veya daha fazla validators sırası. Bölüm 3.7'de tartışıldığı gibi, her birini istiyoruz.Şekil 26: Mücadeleyi ele almak validator ortalama olarak belirli bir mesaja ve imzaya yönelik bir taahhüt yayınlamak için blok başına bir kez. Taahhüt mesajları aynı olsa bile, böyle bir şeyin toplanması BLS imzası ve bunun doğrulanması son derece pahalı olurdu. Ama doğal olarak taahhüt ve açıklama mesajları validators genelinde aynı değildir, dolayısıyla bu tür mesajları ve imzaları bir araya getirmenin bir yoluna ihtiyacımız var. Daha sonra hızlı doğrulamaya izin veren bir yol. Kullandığımız özel yaklaşım şudur: Doğrulayıcılar blok üreticilerine katılıyor. Blok üreticileri biliniyor çağın başlamasından bir süre önce, çünkü indirmeleri için biraz zamana ihtiyaçları var. çağ başlamadan önceki durum ve validator'lerden farklı olarak blok üreticileri gizlenmedi. Her blok üreticisinin v validator yuvası vardır. Doğrulayıcılar gönderir Blok üreticilerine v'lerinden biri olarak dahil edilmeleri için zincir dışı teklifler validators. Bir blok üreticisi validator eklemek isterse, validator'den gelen ilk zincir dışı talebi içeren işlem ve validator öğesinin blok üreticisine katılmasını sağlayan blok üreticisinin imzası. Blok üreticilerine atanan validator'lerin zorunlu olarak atanmadığını unutmayın. Blok üreticisinin parçalar ürettiği aynı parçaları doğrulayın. eğer bir Birden fazla blok üreticisini birleştirmek için validator uygulandı, yalnızca işlem ilk blok üreticisi başarılı olacaktır. Blok üreticileri taahhütleri toplar. Blok üreticisi sürekli olarak validators'den taahhüt ve açıklama mesajlarını toplar. Bu tür mesajların belirli bir sayısı toplandığında, blok üreticisi bir merkle hesaplar. bu mesajların ağacını oluşturur ve her validator'e merkle kökünü ve mesajlarına giden merkle yolu. validator yolu doğrular ve imzalar merkle kökü. Blok üreticisi daha sonra blok üzerinde bir BLS imzası biriktirir. validators'den merkle kökü ve yalnızca merkle kökü ve birikmiş imza Blok üreticisi aynı zamanda sözleşmenin geçerliliğini de imzalar. Ucuz bir ECDSA imzası kullanarak çoklu imza. Çoklu imza çalışmıyorsa gönderilen merkle köküyle veya katılan validator'ların bit maskesiyle eşleşirse, bu eğik çizgi çizilebilir bir davranıştır. Zinciri senkronize ederken bir katılımcı validator'lerden gelen tüm BLS imzalarını doğrulamayı seçebilir (bu, validator'nin ortak anahtarlarının toplanmasını gerektirdiğinden son derece pahalıdır) veya yalnızcaBlok üreticilerinin ECDMA imzalarına güveniyoruz ve blok üreticisine meydan okunmadı ve kesildi. Zorluklar için zincir içi işlemleri ve merkle kanıtlarını kullanma. o eğer hayırsa validators'den gelen mesajları açığa çıkarmanın hiçbir değeri olmadığı belirtilebilir. geçersiz durum geçişi algılandı. Yalnızca gerçek bilgiyi içeren mesajlar Geçersiz durum geçişinin kanıtlarının açıklanması gerekir ve yalnızca bu tür mesajlar için önceki taahhütle eşleştiklerinin gösterilmesi gerekir. Mesajın ihtiyacı var iki amaçla ortaya çıkar: 1. Zincirin geri dönüşünü fiilen başlatmak için geçersiz durum geçişi (bkz. bölüm 3.7.5). 2. validator belgesinin geçerliliğini kanıtlamaya çalışmadığını kanıtlamak için geçersiz yığın. Her iki durumda da iki konuyu ele almamız gerekiyor: 1. Gerçek taahhüt zincire dahil edilmedi, yalnızca merkle kökü diğer mesajlarla birleştirilmiş taahhüt. validator öğesinin şunu kullanması gerekiyor: Blok üreticisi tarafından sağlanan merkle yolu ve orijinal taahhütleri bu mücadeleye kararlı olduklarını kanıtla. 2. Tüm validator'lerin geçersiz parçaya atanması mümkündür. durum geçişi bozuk blok üreticilerine atanacak bunları sansürlüyorlar. Bunu aşmak için onların açıklamalarını göndermelerine izin veriyoruz Zincir üzerinde düzenli bir işlem olarak ve toplamayı atlayarak. İkincisine yalnızca geçersiz durum geçişinin kanıtları için izin verilir; son derece nadirdir ve bu nedenle blokların spam gönderilmesiyle sonuçlanmamalıdır. Ele alınması gereken son konu, blok üreticilerinin iletilerin toplanmasına katılmamayı veya belirli validators'leri kasıtlı olarak sansürlememeyi tercih edin. Blok haline getirerek ekonomik açıdan dezavantajlı hale getiriyoruz üretici ödülü, kendilerine atanan validators sayısıyla orantılıdır. Biz ayrıca dönemler arasındaki blok üreticilerinin büyük ölçüde kesiştiğinden (çünkü her zaman en yüksek hisseye sahip olan en üstteki katılımcılardır), validator'ler yapabilir Büyük ölçüde aynı blok üreticileriyle çalışmaya devam edin ve böylece riski azaltın Geçmişte onları sansürleyen bir blok üreticisine atanmak. 3.9 Anlık Görüntü Zinciri Ana zincirdeki bloklar çok sık üretildiğinden indirme tarihin tamamı çok hızlı bir şekilde pahalı hale gelebilir. Üstelik her zamandan beri blok çok sayıda katılımcının BLS imzasını içeriyorsa, yalnızca imzayı kontrol etmek için ortak anahtarların toplanması engelleyici hale gelebilir aynı zamanda pahalı. Son olarak, öngörülebilir bir gelecekte Ethereum 1.0 muhtemelen bir tane olarak kalacak en çok kullanılan blockchain'lerden biridir ve varlıkları aktarmanın anlamlı bir yolunu sunar
Ethereum'ye yakın olması bir gerekliliktir ve bugün BLS imzalarının doğrulanması Ethereum tarafında yakın blokların geçerliliği mümkün değildir. Nightshade ana zincirindeki her blok isteğe bağlı olarak bir Schnorr içerebilir böyle bir Schnorr içeren son bloğun başlığındaki çoklu imza çoklu imza. Bu tür bloklara anlık görüntü blokları diyoruz. İlk blok her çağ bir anlık görüntü bloğu olmalıdır. Böyle bir çoklu imza üzerinde çalışırken, blok üreticileri ayrıca validators'nin BLS imzalarını da biriktirmelidir son anlık görüntü bloğuna yerleştirin ve bunları bölümünde açıklandığı şekilde toplayın. bölüm 3.8. Blok üreticilerinin belirlediği dönem boyunca sabit olduğundan doğrulama hiçbir çağda yalnızca ilk anlık görüntü blokları yeterlidir. blok üreticilerinin ve validator'lerin büyük bir yüzdesinin gizli anlaşma yapıp yarattığını gösteriyor bir çatal. Çağın ilk bloğu hesaplamaya yetecek bilgiyi içermelidir dönemin blok üreticileri ve validator'ler. Ana zincirin yalnızca anlık görüntüsünü içeren alt zincirine diyoruz. anlık görüntü zincirini engeller. Schnorr çoklu imzası oluşturmak etkileşimli bir süreçtir, ancak ne kadar verimsiz olursa olsun bunu nadiren gerçekleştirmeniz gerekir; yeterli olacaktır. Schnorr çoklu imzaları Ethereum üzerinde kolayca doğrulanabilir, böylece çapraz-blockchain gerçekleştirmenin güvenli bir yolu için önemli temel öğeler sağlanır iletişim. Yakın zincirle senkronizasyon için yalnızca tüm anlık görüntülerin indirilmesi gerekir bloklar ve Schnorr imzalarının doğru olduğunu onaylar (isteğe bağlı olarak validators'nin bireysel BLS imzalarını da doğrular) ve ardından yalnızca senkronizasyon son anlık görüntü bloğundan ana zincir blokları.
Nightshade
3.1 从分片链到分片块 具有分片链和信标链的分片模型非常强大，但是 具有一定的复杂性。特别需要执行分叉选择规则 分别在每个链中，分片链和信标中的分叉选择规则 链必须以不同的方式构建并单独测试。 在 Nightshade 中，我们将系统建模为单个 blockchain，其中每个 块逻辑上包含所有分片的所有交易，并更改 所有分片的完整状态。然而，实际上，没有参与者下载 完整状态或完整逻辑块。相反，网络的每个参与者仅 维护与验证交易的分片相对应的状态，并且块中所有交易的列表被分为物理部分 块，每个分片一个块。 在理想条件下，每个块每个分片仅包含一个块 块，它大致对应于分片链的模型，其中 分片链产生区块的速度与信标链相同。然而， 由于网络延迟，某些块可能会丢失，因此实际上每个块 每个分片包含一个或零个块。有关如何操作的详细信息，请参阅第 3.3 节 块被生产出来。 图 16： 左侧有分片链且其中一条链具有 块在右侧分成块
3.2 共识 今天 blockchain 达成共识的两种主要方法是 最长（或最重）的链，其中具有最多工作量或权益的链 用于构建它被认为是规范的，并且 BFT，其中每个块都有一些 validator 组达成 BFT 共识。 在最近提出的协议中，后者是更占主导地位的方法， 因为它提供了立即的最终性，而在最长的链中需要更多的块 构建在块的顶部以确保最终性。常常为了有意义的事 安全性 构建足够数量的区块所需的时间 时间顺序。 在每个区块上使用 BFT 共识也有缺点，例如： 1. BFT 共识涉及大量的沟通。同时 最近的进展允许在线性时间内达成数量上的共识 参与者的数量（例如 [4]），每个块的开销仍然是明显的； 2. 所有网络参与者都参与BFT是不可行的 每个区块达成共识，因此通常只有随机抽样的参与者子集才能达成共识。原则上，随机采样的集合可以是： 自适应损坏，理论上可以创建分叉。系统 要么需要建模才能为此类事件做好准备，因此仍然 除了 BFT 共识之外，还有一个分叉选择规则，或者被设计为关闭 在这样的事件中。值得一提的是，有些设计，比如 Algorand [5]，显着降低自适应损坏的概率。 3. 最重要的是，如果出现以下情况，系统就会停止运行 1 所有参与者中有 3 名或以上 离线。因此，任何临时的网络故障或网络分裂都可能导致系统完全瘫痪。理想情况下，系统必须能够持续 只要至少一半的参与者在线（最重的 即使不到一半的参与者在线，基于链的协议也会继续运行，但这种属性的可取性更有争议 社区内）。 一种混合模型，其中使用的共识是某种最重的共识 链，但一些块使用 BFT 最终性小工具定期完成，保持了两种模型的优点。这样的 BFT 最终性小工具是 Casper FFG [6] 用于 Ethereum 2.0 8，Casper CBC（请参阅 https://vitalik. ca/general/2018/12/05/cbc_casper.html）和 GRANDPA（参见 https:// medium.com/polkadot-network/d08a24a021b5) 用于 Polkadot。 Nightshade 采用最重链共识。 特别是当一个块 生产者生产一个区块（参见第 3.3 节），他们可以收集签名 其他区块生产者和 validator 证明前一个区块。参见部分 3.8 了解如何聚合如此大量的签名的详细信息。重量 8另请参阅 Justin Drake 的白板会议，深入了解 Casper FFG，以及它如何与 GHOST 最重链共识集成：https://www. youtube.com/watch?v=S262StTwkmo一个区块的总权益就是所有签名者的累积权益 包含在块中。链的权重是块权重的总和。 在最重链共识之上，我们使用了一个最终性小工具，该小工具使用 完成区块的证明。为了降低系统的复杂度， 我们使用一个最终性小工具，它不会以任何方式影响分叉选择规则， 相反，只引入额外的削减条件，这样一旦一个块被 由最终性小工具最终确定，除非有很大比例，否则分叉是不可能的 总股份被削减。 Casper CBC 就是这样一个最终结果小工具，我们 目前模型考虑的是 Casper CBC。 我们还致力于一个名为 TxFlow 的独立 BFT 协议。当时 撰写本文档时，尚不清楚是否会使用 TxFlow 来代替 Casper 加拿大广播公司。然而，我们注意到，最终性小工具的选择很大程度上与设计的其余部分正交。 3.3 区块生产 在 Nightshade 中有两个角色：区块生产者和 validators。 在任何 点系统包含 w 个区块生产者，在我们的模型中 w = 100，并且 wv validators，在我们的模型中 v = 100, wv = 10, 000。该系统是权益证明系统， 这意味着区块生产者和 validators 都有一定数量的内部 货币（称为“tokens”）锁定时间远远超过 他们花时间履行构建和验证链的职责。 与所有权益证明系统一样，并非所有 w 区块生产者也不是 所有 wv validator 都是不同的实体，因为无法强制执行。每个 然而，w 区块生产者和 wv validators 确实有一个单独的 股份。 系统包含 n 个分片，在我们的模型中 n = 1000。正如中提到的 第 3.1 节，在 Nightshade 中，没有分片链，而是所有区块生产者和 validator 都在构建一个 blockchain，我们将其称为 主链。主链的状态被分成n个分片，每个区块 生产者和 validator 在任何时刻都只在本地下载了一个子集 对应于分片的某个子集的状态，并且仅处理和 验证影响状态这些部分的交易。 要成为区块生产者，网络参与者需要锁定一些大的区块 数量 tokens（股份）。网络的维护是分周期完成的， 其中纪元是一段以天为单位的时间段。 参加者 在特定时期开始时，w 最大的赌注是区块 那个时代的生产者。每个区块生产者都被分配给 sw 分片（比如 sw = 40，这将使 sww/n = 每个分片有 4 个区块生产者）。街区 生产者下载纪元之前分配给他们的分片的状态 开始，并在整个纪元中收集影响该分片的交易， 并将它们应用到国家。 对于主链上的每个区块 b 和每个分片 s，都有一个 将区块生产者分配给 s，s 负责生产与 b 相关的部分 到碎片。 b 中与 shard s 相关的部分称为 chunk，包含 b 中包含的分片交易列表以及 merkle结果状态的根。 b 最终只会包含一个非常小的标头 块，即所有应用交易的 Merkle 根（参见部分 3.7.1 了解具体细节），以及最终状态的 merkle 根。 在文档的其余部分中，我们经常提到区块生产者 负责在特定时间为特定分片生成块 作为块生产者。区块生产者始终是区块生产者之一。 块生产者和块生产者根据以下方式轮换每个块： 到固定的时间表。区块生产者有订单并重复生产 按该顺序块。 例如。 如果有 100 个区块生产者，则第一个区块 生产者负责生产区块 1、101、201 等，第二个是 负责生产2、102、202等）。 由于块生产与块生产不同，需要维护 状态，对于每个分片，只有 sww/n 块生产者维护状态 每个分片，相应地只有那些 sww/n 块生产者轮流创建 大块。例如。上面的常量被分配给四个区块生产者 每个分片，每个块生产者将每四个块创建一次块。 3.4 确保数据可用性 为了确保数据可用性，我们使用类似于 Polkadot 的方法 2.5.3 节中描述。一旦区块生产者产生了一个区块，他们就会创建 它的纠删码版本，具有最佳 (w, ⌊w/6 + 1⌋) 块代码 块。 然后，他们发送一块纠删码块（我们称这些块为 块部分，或只是部分）到每个块生产者。 我们计算一棵默克尔树，其中包含作为叶子的所有部分，并且 每个块的标头包含该树的默克尔根。 这些部件通过 onepart 消息发送到 validators。每一条这样的消息 包含块头、部分序号和部分内容。的 消息还包含产生该区块的区块生产者的签名 chunk 和merkle路径来证明该部分对应于header 并由适当的区块生产者生产。 一旦区块生产者收到主链区块，他们首先检查是否 块中包含的每个块都有 onepart 消息。如果没有，则块 在检索到丢失的 onepart 消息之前不会进行处理。 一旦收到所有 onepart 消息，区块生产者就会获取 来自对等体的剩余部分并重建它们所持有的块 国家。 区块生产者不会处理主链区块，如果至少有一个 块中包含的块没有相应的 onepart 消息，或者如果对于至少一个分片，他们无法维护其状态 重建整个块。 对于可用的特定块，该块的 ⌊w/6⌋+1 就足够了 生产者有自己的部分并为他们服务。因此，只要数量 恶意行为者不超过⌊w/3⌋没有超过一半区块的链 构建它的生产者可能有不可用的块。图 17： 每个块包含每个分片一个或零个块，并且每个块 是擦除编码的。纠删码块的每个部分都被发送到指定的 区块生产者通过特殊的 onepart 消息 3.4.1 对付懒惰的区块生产者 如果区块生产者有一个区块缺少 onepart 消息，那么他们 可能会选择仍然在其上签名，因为如果该块最终在链上 将使区块生产者的奖励最大化。区块没有风险 生产者，因为事后无法证明区块生产者没有 onepart 消息。 为了解决这个问题，我们在创建块时让每个块生成器 为未来编码块的每个部分选择一种颜色（红色或蓝色），并存储 编码之前块中指定颜色的位掩码。每一个部分 然后消息包含分配给该部件的颜色，并且在以下情况下使用该颜色 计算编码部分的默克尔根。如果块生产者偏离 从协议中，可以很容易地证明这一点，因为默克尔根不会 对应于 onepart 消息，或者 onepart 消息中的颜色 对应于merkle根将与块中的掩码不匹配。 当区块生产者签署区块时，它们会包含所有区块的位掩码 他们收到的红色部分是块中包含的块。出版一个 不正确的位掩码是一种可削减的行为。如果区块生产者还没有收到 onepart 消息，他们无法知道消息的颜色，并且 因此，如果他们试图盲目地签署协议，就有 50% 的机会被削减 块。 3.5 状态转换申请 块生产者仅选择要包含在块中的交易，但是 当它们生成块时不应用状态转换。相应地，
块头包含之前默克尔化状态的默克尔根 应用块中的事务。 仅当包含该块的完整块时才应用事务 已处理。参与者仅处理一个块，如果 1. 前一个区块被接收并处理； 2.对于每个块，参与者不维护他们拥有的状态 看到了 onepart 消息； 3. 对于每个块，参与者确实维护状态，因为他们有 完整的块。 一旦块被处理，对于参与者的每个分片 维护状态，他们应用交易并计算新状态 在应用交易后，它们就准备好生产 下一个块的块（如果它们被分配给任何分片），因为它们有 新默克尔化状态的默克尔根。 3.6 跨分片交易和收据 如果一笔交易需要影响多个分片，则需要连续进行 在每个分片中单独执行。完整的交易被发送到第一个分片 受影响，并且一旦交易包含在此类分片的块中，并且 在块包含在块中之后应用，它会生成所谓的收据 交易，即路由到交易需要的下一个分片 被处决。如果需要更多步骤，则执行收据交易 生成新的收据交易等。 3.6.1 收据交易生命周期 理想的是，收据交易应用于紧随其生成的块之后的块中。收据交易仅 区块生产者收到并应用前一个区块后生成 维护原始分片，并且需要在 下一个块的块由目的地的块生产者生成 碎片。因此，收据必须从源分片传送到 这两个事件之间的短时间内的目标分片。 令 A 为最后产生的区块，其中包含生成收据 r 的交易 t。令 B 为下一个生成的块（即具有 A 的块） 它的前一个块）我们想要包含 r。设 t 在分片 a 中，r 为 在碎片 b. 收据的生命周期（也如图 18 所示）如下： 制作并保存收据。分片的块生产者 cpa a 接收区块 A，应用交易 t 并生成收据 r。注册会计师 然后将所有此类生成的收据存储在其索引的内部持久存储中 通过源分片 ID。分发收据。一旦 cpa 准备好生成块 块 B 的分片 a，它们获取通过应用分片 a 的块 A 中的交易而生成的所有收据，并将它们包含到 shrad 的块中 块 B 中的 a。一旦生成这样的块，cpa 就会生成其纠删码 版本和所有相应的 onepart 消息。 cpa 知道哪些区块生产者维护哪些分片的完整状态。对于特定的区块生产者 bp cpa 包括在 A 块中应用交易产生的收据 对于具有 bp 关心的任何分片作为其目的地的分片 a 当他们在块 B 中分发分片 a 的块时，在 onepart 消息中 （见图 17，显示了 onepart 消息中包含的收据）。 收到收据。请记住，参与者（区块生产者和 validators）在收到 onepart 消息之前不会处理区块 对于块中包含的每个块。因此，当任何特定参与者应用块 B 时，他们拥有对应于的所有 onepart 消息 B 中的块，因此它们拥有包含分片的所有传入收据 参与者将状态维持为目的地。 当应用 特定分片的状态转换，参与者应用两个收据 他们在 onepart 消息中为分片收集的信息，以及所有 包含在块本身中的事务。 图 18： 收据交易的生命周期 3.6.2 处理过多的收据 有可能针对某个特定分片的收据数量 特定块太大而无法处理。例如，考虑图 19， 每个分片中的每笔交易都会生成一个针对分片 1 的收据。 到下一个块时，分片 1 需要处理的收据数量为 与处理时所有碎片组合处理的负载相当 前一个块。
图 19： 如果所有收据都针对同一个分片，则该分片可能没有 处理它们的能力 为了解决这个问题，我们使用了类似于 QuarkChain 9 中使用的技术。 具体来说，对于每个分片，最后一个块 B 和该分片中的最后一个分片 s 记录应用收据的块。当新分片出现时 创建后，收据首先从 B 中的剩余分片中应用， 然后在 B 之后的块中，直到新块已满。正常情况下 负载均衡的情况下，一般会导致所有收据 正在应用（因此最后一个块的最后一个分片将被记录为 每个块），但在负载不平衡的时候，以及特定的 分片收到不成比例的大量收据，这种技术使他们能够 进行处理，同时遵守所包含交易数量的限制。 请注意，如果这种不平衡负载持续较长时间，则延迟 收据创建直到应用程序可以无限期地继续增长。一 解决这个问题的方法是删除任何创建收据的交易 处理延迟超过某个常量（例如一个时期）的分片。 考虑图 20。到了区块 B，分片 4 无法处理所有收据， 因此它只处理来自区块 A 中最多分片 3 的收据，并且 记录下来。在区块 C 中，包含区块 B 中最多分片 5 的收据，并且 然后到了块 D，分片赶上了，处理所有剩余的收据 B 块和 C 块的所有收据。 3.7 块验证 为特定分片生成的块（或在具有分片链的模型中为特定分片链生成的分片块）只能由 9查看 QuarkChain 的白板片段：https://www.youtube.com/watch? v=opEtG6NM4x4，其中讨论了跨分片交易的方法等 东西图 20： 延迟收据处理 维持状态的参与者。他们可以是区块生产者，validators， 或者只是下载状态并验证分片的外部见证人 他们存储资产。 在本文档中，我们假设大多数参与者无法存储 大部分分片的状态。不过值得一提的是， 存在分片 blockchain ，其设计假设为 大多数参与者确实有能力存储状态并验证大部分 分片，例如 QuarkChain。 由于只有一小部分参与者拥有验证分片的状态 块，有可能自适应地破坏具有 状态，并应用无效的状态转换。 提出了多重分片设计，每隔几次采样 validators 天，以及一天之内分片链中任何拥有超过 2/3 的区块 立即考虑分配给此类分片的 validator 的签名 最终。通过这种方法，自适应对手只需要破坏 2n/3+1 分片链中的 validators 来应用无效状态转换，其中， 虽然可能很难实现，但对于公众来说安全水平还不够 blockchain。 正如第 2.3 节中所讨论的，常见的方法是在为任何具有状态的参与者（无论是 它是一个区块生产者、validator 或外部观察者）来挑战其有效性。这些参与者被称为渔民。为了让渔民能够 挑战无效区块，必须确保这样的区块可供使用 他们。 Nightshade 中的数据可用性将在第 3.4 节中讨论。 在 Nightshade 中，一旦生成了一个块，这些块就不会被验证 除了实际的块生产者之外的任何人。特别是，区块生产者 建议该块自然不具有大多数分片的状态，并且无法验证这些块。当下一个区块产生时，它包含多个区块生产者和 validator 的证明（参见第 3.2 节）， 但由于大多数区块生产者和 validator 不维护状态 对于大多数分片来说，只有一个无效块的区块将收集超过一半的证明，并且将继续处于最重的状态 链。 为了解决这个问题，我们允许任何维持以下状态的参与者 一个分片，用于针对该分片中产生的任何无效块在链上提交挑战 碎片。 3.7.1 状态有效性挑战 一旦参与者检测到特定块无效，他们需要提供该块无效的证明。由于大多数网络参与者不维护无效块所在分片的状态 产生后，证明需要有足够的信息来确认该块是 无状态无效。 我们设置单个事务的状态量（以字节为单位）的限制 Ls 可以累积读取或写入。任何触及 Ls 以上的交易 状态被认为是无效的。请记住 3.5 节中的块 特定区块B中仅包含要应用的交易，但不包含 新的状态根。块B中的块包含的状态根是状态 在应用此类事务之前，但在应用事务之后 块 B 之前同一分片中的最后一个块。恶意行为者 希望应用无效的状态转换将包括不正确的状态根 在块 B 中，它与应用产生的状态根不对应 前一个块中的交易。 我们扩展块生产者在块中包含的信息。 它不是只包含应用所有事务后的状态，而是 在应用每个连续的交易集之后包括一个状态根 共同读取和写入 Ls 个字节的状态。 有了这些信息对于 渔夫提出了一个挑战，即状态转换应用不正确 足以找到第一个这样的无效状态根，并且只包含 Ls 字节 受最后一个状态根（之前是 valid）和带有默克尔证明的当前状态根。那么任意参与者 可以验证段中的事务并确认该块是 无效。 类似地，如果块生产者尝试包含读取的事务 并写入超过 Ls 个字节的状态，对于挑战来说，包含就足够了 它与默克尔证明接触的第一个 Ls 字节，这足以 应用交易并确认有一个时刻尝试 读取或写入的内容超出 Ls 字节。
3.7.2 渔民和快速跨分片交易 正如 2.3 节中所讨论的，一旦我们假设分片块（或分片 具有分片链的模型中的块）可能无效并带来挑战 期间，它会对最终结果产生负面影响，从而影响跨分片通信。在 特别是，任何跨分片交易的目标分片都无法确定 在挑战期结束之前，原始分片块或块是最终的 （见图 21）。 图 21： 在申请收据之前等待挑战期 以使得跨分片交易的方式来解决这个问题 Instantinious 是指目标分片不等待挑战期 源分片交易发布后，应用收据交易 立即，然后将目标分片与源分片一起回滚 如果后来发现原始块或块无效（见图 22）。这非常自然地适用于 Nightshade 设计，其中碎片 链不是独立的，而是分片块全部发布 一起在同一个主链区块中。如果发现任何块无效， 包含该块的整个块被认为是无效的，并且构建在其上的所有块 其顶部。见图 23。 上述两种方法都提供原子性，假设挑战 周期足够长。我们使用后一种方法，因为在正常情况下提供快速的跨分片交易比 由于其中之一的状态转换无效，目标分片回滚 源碎片，这是极其罕见的事件。 3.7.3 隐藏 validators 挑战的存在已经大大降低了 自适应损坏，因为要使用无效的状态转换后完成一个块图 22： 立即应用收据并回滚目的地 链如果源链有无效块 图 23： 茄属渔夫挑战 适应性对手需要腐蚀所有参与者的挑战期 维护分片的状态，包括所有 validator。 估计此类事件的可能性极其复杂，因为没有 sharded blockchain 已经存在足够长的时间来尝试任何此类攻击。我们认为这种可能性虽然极低，但仍然足够 对于预计执行数百万笔交易的系统来说很大 经营全球金融业务。 这种信念有两个主要原因： 1. 权益证明链的大多数 validator 和矿工
工作量证明链主要受到财务上行的激励。如果 适应性强的对手为他们提供的钱多于预期回报 从诚实经营的角度来看，可以合理地预期许多 validator 将接受该提议。 2. 许多实体对权益证明链进行专业验证，并且 预计任何连锁店的大部分股权都将被 来自此类实体。此类实体的数量对于 适应性强的对手能够亲自了解他们中的大多数人并拥有 很好地理解了他们的本性被腐蚀了。 我们通过隐藏哪些 validator 分配给哪个分片，进一步降低了自适应损坏的概率。这个想法是 与 Algorand [5] 隐藏 validators 的方式非常相似。 值得注意的是，即使 validator 被隐藏，如 Algorand 中所示 或者如下所述，自适应腐败在理论上仍然是可能的。同时 适应性对手不知道将创建或验证的参与者 一个块或一个块，参与者自己确实知道他们将执行 这样的任务并有它的密码证明。 这样，对手就可以 传播他们的腐败意图，并向任何愿意提供的参与者支付费用 这样的密码学证明。然而我们注意到，由于对手不 知道分配给他们想要破坏的分片的 validator，他们 别无选择，只能将他们破坏特定分片的意图传播给 整个社区。到那时，这对任何诚实的人来说都是经济上有利的 参与者启动一个验证该分片的完整节点，因为有一个很高的 该分片中出现无效块的机会，这是一个机会 创建挑战并收集相关奖励。 为了不泄露分配给特定分片的 validator，我们这样做 如下（见图 24）： 使用 VRF 获取任务。在每个纪元的开始 validator 使用 VRF 获取分配给 validator 的分片的位掩码。 每个 validator 的位掩码将具有 Sw 位（请参阅第 3.3 节了解定义 的 Sw）。然后 validator 获取相应分片的状态，并且 在收到的每个块的纪元期间验证对应的块 分配给 validator 的分片。 对块而不是块进行签名。由于分片分配是隐藏的，因此 validator 无法在块上签名。相反，它总是在整个 块，因此不会透露它验证的分片。具体来说，当 validator 接收到一个块并验证所有块时，它要么创建一条消息 证明 validator 分配到的所有分片中的所有块都是 有效（不以任何方式表明这些分片是什么），或者一条消息 如果任何块无效，则包含无效状态转换的证明。请参阅 有关如何聚合此类消息的详细信息，请参阅第 3.8 节，有关如何聚合此类消息的详细信息，请参阅第 3.7.4 节 有关如何防止 validators 捎带消息的详细信息 其他 validators，以及第 3.7.5 节了解如何奖励和惩罚的详细信息 validators 应该成功地发生无效状态转换挑战。图 24： 将 validator 隐藏在茄属植物中 3.7.4 提交-揭示 validators 的常见问题之一是 validator 可以跳过下载状态并实际验证块和块，而是 观察网络，查看其他 validator 提交的内容并重复他们的 消息。遵循这种策略的 validator 不提供任何额外的 网络安全，但收取奖励。 此问题的常见解决方案是为每个 validator 提供一个证明 他们实际上验证了该块，例如通过提供唯一的跟踪 应用状态转换，但这样的证明显着增加了成本 的验证。 图 25： 提交-揭示
相反，我们让 validators 首先提交验证结果（或者 证明块有效性的消息，或无效证明 状态转换），等待一定的时间，然后才显示实际的验证结果，如图25所示。提交时间与 揭示期，因此懒惰的 validator 无法模仿诚实的 validator。 此外，如果不诚实的 validator 提交了一条证明 分配的块的有效性，并且至少有一个块是无效的，一旦 显示该块无效，validator 无法避免削减，因为， 正如我们在第 3.7.5 节中所示，在这种情况下不被削减的唯一方法 是呈现一条消息，其中包含无效状态转换的证明 匹配提交。 3.7.5 应对挑战 如上所述，一旦 validator 接收到带有无效块的块， 他们首先准备无效状态转换的证明（参见第 3.7.1 节），然后 致力于这样的证明（见 3.7.4），并在一段时间后揭示挑战。 一旦揭示的挑战被包含在区块中，就会发生以下情况： 1. 从包含该块的块中发生的所有状态转换 无效块，直到包含所揭示的挑战的块得到 无效。包含已揭示挑战的区块之前的状态 被认为与包含该块的块之前的状态相同 无效块。 2. 在一定的时间内，每个 validator 必须揭示其位掩码 他们验证的分片的数量。由于位掩码是通过 VRF 创建的，如果 他们被分配到具有无效状态转换的分片，他们 无法避免暴露它。任何无法显示位掩码的 validator 假设已分配给分片。 3. 在这段时间内发现分配给分片的每个 validator， 确实提交了包含以下内容的块的某些验证结果 无效块并且没有揭示无效状态转换的证明 与他们的提交相对应的内容被削减。 4. 每个validator得到一个新的分片分配，并安排一个新的epoch 一段时间后开始，足以让所有 validator 下载 状态，如图 26 所示。 请注意，从 validator 显示分配给它们的分片那一刻起 直到新纪元开始，系统的安全性都会降低，因为 分片分配被揭示。网络参与者需要保留它 在此期间使用网络时请谨记。 3.8 签名聚合 为了让拥有数百个分片的系统能够安全运行，我们希望 10、000 或更多 validator 的顺序。正如第 3.7 节中所讨论的，我们希望每个图 26： 应对挑战 validator 发布对特定消息的提交和平均签名 每个块一次。即使提交消息相同，聚合这样的 BLS 签名并对其进行验证的成本将高得令人望而却步。但是 当然，validator 中的提交和显示消息并不相同， 因此我们需要某种方法来聚合这些消息和签名 以便稍后快速验证的方式。 我们使用的具体方法如下： 验证者加入区块生产者。区块生产者是已知的 在纪元开始之前的某个时间，因为他们需要一些时间来下载 纪元开始之前的状态，与 validator 不同，区块生产者是 没有隐藏。每个区块生产者都有 v 个 validator 插槽。验证者提交 向区块生产者提出链下提案，将其纳入其 v 之一 validators。如果区块生产者希望包含 validator，他们会提交 包含来自 validator 的初始链外请求的交易，以及 区块生产者的签名，使 validator 加入区块生产者。 请注意，分配给区块生产者的 validator 不一定是 验证区块生产者为其生成块的相同分片。 如果一个 validator 申请加入多个区块生产者，仅来自 第一个区块生产者将会成功。 区块生产者收集提交。区块生产者不断收集来自 validator 的提交和显示消息。一旦累积了一定数量的此类消息，区块生产者就会计算默克尔 这些消息的树，并向每个 validator 发送 merkle 根和 他们的消息的默克尔路径。 validator 验证路径并登录 默克尔根。然后，区块生产者在区块链上累积 BLS 签名 来自 validators 的 merkle 根，并且仅发布 merkle 根和 累计签名。区块生产者还签署了该区块的有效性 使用廉价的 ECDSA 签名进行多重签名。如果多重签名没有 匹配提交的默克尔根或参与的 validator 的位掩码，这是可削减的行为。同步链时，参与者 可以选择验证来自 validators 的所有 BLS 签名（这非常昂贵，因为它涉及聚合 validators 公钥），或者仅验证来自区块生产者的 ECDMA 签名，并依赖于以下事实： 区块生产者没有受到挑战和削减。 使用链上交易和默克尔证明来应对挑战。它 可以注意到，如果没有，那么泄露来自 validators 的消息是没有价值的。 检测到无效的状态转换。仅包含实际内容的消息 需要揭示无效状态转换的证明，并且仅针对此类消息 需要证明它们与之前的提交相匹配。该消息需要 被披露有两个目的： 1. 真正启动链回滚到之前的那一刻 无效状态转换（参见第 3.7.5 节）。 2. 证明 validator 并未试图证明该信息的有效性 无效块。 无论哪种情况，我们都需要解决两个问题： 1. 实际提交并未包含在链上，仅包含在链上的merkle根 提交与其他消息聚合。 validator 需要使用 区块生产者提供的默克尔路径及其原始承诺 证明他们致力于挑战。 2. 有可能分配给无效分片的所有validator 状态转换恰好被分配给损坏的区块生产者 正在审查他们。为了解决这个问题，我们允许他们提交他们的揭露 作为链上的常规交易并绕过聚合。 后者仅适用于无效状态转换的证明，即 极其罕见，因此不应导致垃圾邮件块。 需要解决的最后一个问题是区块生产者可以 选择不参与消息聚合或故意审查特定的 validator。我们通过制作区块使其在经济上处于不利地位 生产者奖励与分配给他们的 validator 数量成正比。我们 还请注意，由于纪元之间的区块生产者很大程度上相交（因为 它始终是拥有最高赌注的前 w 参与者），validators 可以 很大程度上坚持与相同的区块生产者合作，从而降低风险 被分配给过去审查过他们的区块生产者。 3.9 快照链 由于主链上的区块产生非常频繁，因此下载 完整的历史可能很快就会变得昂贵。而且，由于每 区块包含大量参与者的 BLS 签名，仅聚合公钥来检查签名可能会变得令人望而却步 也很贵。 最后，因为在任何可预见的未来 Ethereum 1.0 可能仍然是一个 最常用的 blockchain 中，有一种有意义的方式来转移资产
要求接近 Ethereum，今天验证 BLS 签名以确保 Ethereum 一侧的近块有效性是不可能的。 Nightshade 主链中的每个区块都可以选择包含 Schnorr 包含此类 Schnorr 的最后一个块的标头上的多重签名 多重签名。我们将此类块称为快照块。第一个块 每个纪元必须是一个快照块。在研究这样的多重签名时， 区块生产者还必须累积 validator 的 BLS 签名 在最后一个快照块上，并按照与中所述相同的方式聚合它们 第 3.8 节。 由于区块生产者集在整个时期内保持不变，因此验证 假设在没有任何情况下，只有每个时期中的第一个快照块就足够了 指出很大一部分区块生产者和 validator 串通并创建 叉子。 纪元的第一个块必须包含足以计算的信息 该纪元的区块生产者和 validators。 我们称主链中只包含快照的子链为 阻止快照链。 创建 Schnorr 多重签名是一个交互式过程，但由于我们 只需要很少执行，任何流程，无论效率如何低下 就足够了。 Schnorr 多重签名可以在 Ethereum 上轻松验证， 从而为执行跨blockchain的安全方式提供关键原语 沟通。 与近链同步只需下载所有快照 块并确认 Schnorr 签名正确（也可以选择验证 validator 的各个 BLS 签名），然后仅同步 主链区块来自最后一个快照区块。
Çözüm
Bu belgede parçalı blockchains oluşturmaya yönelik yaklaşımları tartıştık ve mevcut yaklaşımlarla iki büyük zorluğu, yani durum geçerliliğini ele aldı ve veri kullanılabilirliği. Daha sonra bir parçalama tasarımı olan Nightshade'i sunduk. NEAR Protokolüne güç verir. Yorumlarınız, sorularınız veya geri bildirimleriniz varsa tasarım üzerinde çalışma devam etmektedir bu belgede lütfen https://near.chat. adresine gidin
结论
在本文档中，我们讨论了构建分片 blockchain 的方法和 克服了现有方法的两个主要挑战，即状态有效性 和数据可用性。然后我们提出了 Nightshade，一种分片设计 赋予 NEAR 协议权力。 设计正在进行中，如果您有意见、问题或反馈 对于本文档，请转至 https://near.chat.