O Protocolo de Consenso Stellar

Resumo

Os pagamentos internacionais são lentos e caros, em parte devido ao roteamento de pagamentos multi-hop através de plataformas heterogêneas. sistemas bancários. Stellar é uma nova rede global de pagamentos que pode transferir dinheiro digital diretamente para qualquer lugar do mundo em segundos. A principal inovação é uma transação segura mecanismo através de intermediários não confiáveis, usando um novo Protocolo de acordo bizantino denominado SCP. Com o SCP, cada instituição especifica outras instituições com as quais permanecer de acordo; através da interconectividade global do sistema financeiro, toda a rede concorda então com a energia atômica transações abrangendo instituições arbitrárias, sem risco de solvência ou de taxa de câmbio de emissores intermediários de ativos ou formadores de mercado. Apresentamos o modelo, protocolo e verificação formal; descrever a rede de pagamento Stellar; e finalmente avaliar Stellar empiricamente através de benchmarks e nossa experiência com vários anos de uso em produção. Conceitos de CCS • Segurança e privacidade →Distribuído segurança de sistemas; • Organização de sistemas informáticos → Arquiteturas ponto a ponto; • Sistemas de informação → Transferência eletrônica de fundos. Palavras-chave blockchain, BFT, quóruns, pagamentos Formato de referência ACM: Marta Lokhava, Giuliano Losa, David Mazières, Graydon Hoare, Nicolas Barry, Eli Gafni, Jonathan Jove, Rafał Malinowsky, Jed McCaleb. 2019. Pagamentos globais rápidos e seguros com Stellar. No SOSP '19: Simpósio sobre Princípios de Sistemas Operacionais, 27 a 30 de outubro, 2019, Huntsville, ON, Canadá. ACM, Nova York, NY, EUA, 17 páginas. https://doi.org/10.1145/3341301.3359636

Introdução

Os pagamentos internacionais são notoriamente lentos e caros [32]. Considere a impraticabilidade de enviar US$ 0,50 dos EUA para * Galois, Inc. †UCLA Permissão para fazer cópias digitais ou impressas de todo ou parte deste trabalho para o uso pessoal ou em sala de aula é concedido gratuitamente, desde que as cópias não sejam feitos ou distribuídos com fins lucrativos ou vantagens comerciais e que as cópias contenham este aviso e a citação completa na primeira página. Direitos autorais para componentes deste trabalho de propriedade de terceiros que não a ACM devem ser honrados. Abstraindo com crédito é permitido. Para copiar de outra forma, ou republicar, para postar em servidores ou para redistribuir para listas, requer permissão prévia específica e/ou taxa. Solicitação permissões de [email protected]. SOSP '19, 27 a 30 de outubro de 2019, Huntsville, ON, Canadá © 2019 Associação de Máquinas de Computação. ACM ISBN 978-1-4503-6873-5/19/10...$15,00 https://doi.org/10.1145/3341301.3359636 México, dois países vizinhos. Os usuários finais pagam quase US$ 9 para a média dessa transferência [32], e um acordo bilateral intermediada pelos bancos centrais dos países só poderia reduzir o banco subjacente custa US$ 0,67 por item [2]. Além das taxas, a latência dos pagamentos internacionais é geralmente contada em dias, impossibilitando a obtenção rápida de dinheiro no exterior em emergências. Em países onde o sistema bancário não funciona ou não serve todos os cidadãos, ou onde as taxas são intoleráveis, as pessoas recorrem ao envio de pagamentos por autocarro [38], por barco [19], e ocasionalmente agora por Bitcoin [55], todos os quais incorrer em risco, latência ou inconveniência. Embora sempre haja custos de conformidade, as evidências sugerem que uma quantia significativa é perdida devido à falta de concorrência [21], que é exacerbado pela tecnologia ineficiente. Onde as pessoas pode inovar, os preços e as latências caem. Por exemplo, as remessas de contas bancárias no segundo trimestre de 2019 custaram em média 6,99%, enquanto o valor do dinheiro móvel foi de apenas 4,88% [13]. Uma rede de pagamentos aberta e global que atrai inovação e a concorrência de entidades não bancárias poderá reduzir custos e latências em todas as camadas, incluindo conformidade [83]. Este artigo apresenta Stellar, um sistema de pagamento baseado em blockchain rede especificamente projetada para facilitar a inovação e concorrência nos pagamentos internacionais. Stellar é o primeiro sistema para atender a todos os três objetivos a seguir (sob um “hipótese da Internet” nova, mas empiricamente válida: 1. Associação aberta – Qualquer pessoa pode emitir títulos garantidos por moeda tokens digitais que podem ser trocados entre os usuários. 2. Finalidade imposta pelo emissor – O emissor de um token pode evitar transações em token sejam revertidas ou desfeitas. 3. Atomicidade entre emissores – Os usuários podem trocar atomicamente e negociar tokens de vários emissores. Alcançar os dois primeiros é fácil. Qualquer empresa pode oferecer unilateralmente um produto como Paypal, Venmo, WeChat Pay, ou Alipay e garantir a finalização dos pagamentos no moedas virtuais que eles criaram. Infelizmente, fazer transações atomicamente entre essas moedas é impossível. Na verdade, apesar do Paypal ter adquirido a controladora da Venmo em 2013, ainda é impossível para os usuários finais enviarem Venmo dólares para usuários do Paypal [78]. Só recentemente os comerciantes podem até mesmo aceitar ambos com uma única integração. Os objectivos 2 e 3 podem ser alcançados num sistema fechado. Em particular, vários países dispõem de sistemas de pagamento internos eficientes redes, normalmente supervisionadas por uma autoridade reguladora de confiança universal. No entanto, a adesão é limitada a um período fechado conjunto de bancos licenciados e as redes são limitadas ao alcance da autoridade reguladora de um país.SOSP '19, 27 a 30 de outubro de 2019, Huntsville, ON, Canadá Lokhava et al. As metas 1 e 3 foram alcançadas em blockchains minadas, mais notavelmente na forma de ERC20 tokens em Ethereum [3]. A ideia principal desses blockchains é criar uma nova criptomoeda com a qual recompensar as pessoas por fazerem acordos transações difíceis de reverter. Infelizmente, isso significa que os emissores token não controlam a finalidade da transação. Se software erros fazem com que o histórico de transações seja reorganizado [26, 73], ou quando os despojos de fraudar as pessoas excedem o custo de reorganizando o histórico [74, 97], os emissores podem ser responsáveis por tokens eles já foram resgatados por dinheiro do mundo real. O Stellar blockchain possui duas propriedades distintas. Primeiro, ele oferece suporte nativo a mercados eficientes entre tokens de diferentes emissores. Especificamente, qualquer pessoa pode emitir um token, o blockchain fornece uma carteira de pedidos integrada para negociação entre qualquer par de tokens, e os usuários podem emitir pagamentos de caminho que negociam atomicamente em vários pares de moedas enquanto garantindo um preço limite de ponta a ponta. Em segundo lugar, Stellar introduz um novo acordo bizantino protocolo, SCP (Stellar Protocolo de Consenso), através do qual token emissores designam servidores validator específicos para aplicar finalidade da transação. Contanto que ninguém comprometa os validators de um emissor (e as assinaturas digitais subjacentes e hashes criptográficos permanecem seguros), o emissor sabe exatamente quais transações ocorreram e evita o risco de perdas decorrentes da reorganização histórica de blockchain. A ideia principal do SCP é que a maioria dos emitentes de activos beneficiam mercados líquidos e querem facilitar as transações atômicas com outros ativos. Portanto, os administradores validator configuram seus servidores para concordar com outros validators sobre o exato histórico de todas as transações em todos os ativos. Um validator v1 pode ser configurado para concordar com v2, ou v2 pode ser configurado para concordar com v1, ou ambos podem ser configurados para concordar entre si; em todos os casos, nenhum dos dois se comprometerá com um histórico de transações até sabe que o outro não pode comprometer-se com uma história diferente. Por transitividade, se v1 não pode discordar de v2 e v2 não pode discordar de v3 (ou vice-versa), v1 não pode discordar de v3. v3, se v3 representa ou não ativos, v1 já ouviu falar de. Sob a hipótese de que essas relações de acordo conectar transitivamente toda a rede, o SCP garante acordo global, tornando-o um acordo bizantino global protocolo com adesão aberta. Chamamos esta nova suposição de conectividade de hipótese da Internet, e notamos que ela detém tanto da “Internet” (que todos entendem significa a maior rede IP conectada transitivamente) e pagamentos internacionais legados (que são executados passo a passo não atômico, mas alavancar um mundo transitivamente conectado e global rede de instituições financeiras). Stellar está em uso em produção desde setembro de 2015. Para manter o comprimento blockchain gerenciável, o sistema executa SCP em intervalos de 5 segundos – rápido para os padrões blockchain, mas muito mais lento do que as aplicações típicas do acordo bizantino. Embora o uso principal tenha sido pagamentos, Stellar também comprovadamente atraente para tokens fungíveis não monetários que se beneficiam provenientes de mercados secundários imediatos (ver Secção 7.1). A próxima seção discute trabalhos relacionados. A seção 3 apresenta SCP. A Seção 4 descreve nossa verificação formal do SCP. A seção 5 descreve a camada de pagamento de Stellar. A seção 6 relaciona um pouco de nossa experiência de implantação e lições aprendidas. A seção 7 avalia o sistema. A seção 8 conclui.

Trabalho relacionado

O sistema descrito neste artigo é coletivamente nosso terceiro tentativa de realizar uma rede de pagamentos descentralizada. O primeira tentativa, de um dos autores, resultou no Ripple blockchain. Embora ainda exista, acreditamos que a Ripple não pode concretizar a visão de uma rede de pagamento verdadeiramente aberta para tanto por razões de governação como técnicas. As razões de governança decorrem da tensão entre os interesses dos acionistas e usuários da rede, mas estão além do escopo deste documento. O O problema técnico é que o protocolo do acordo bizantino da Ripple [89] requer adesão quase fechada [33], tornando-o funcionalmente semelhante ao acordo bizantino convencional. A segunda tentativa, uma bifurcação de curta duração do código Ripple base chamada Stellard, entrou em operação em julho de 2014. Tínhamos planejado desenvolver SCP e encaixá-lo no Stellar quando estiver pronto, mas em vez disso decidiu construir um novo sistema do zero em torno do SCP, chamado de núcleo estelar e descrito neste artigo. núcleo estelar foi divulgado junto com uma descrição e prova de SCP [68] em abril de 2015 e entrou em uso em produção 5 meses depois. Um rascunho da Internet [20] descreveu posteriormente o SCP para implementadores. A motivação e a estrutura do SCP são semelhantes à confiança assimétrica na computação multipartidária [40], embora esse modelo exige que os nós tenham uma visão global da estrutura adversária. Ao introduzir uma noção de fatias de quórum, o SCP desfruta capacidade de descoberta e associação dinâmica que são importantes para a implantação de Stellar. Quórum pessoal bizantino sistemas [47] e confiança distribuída assimétrica [29] generalizam os quóruns do SCP e simplificam a comparação com os tradicionais sistemas. Num cenário mais restrito, Gotsman et al. [49] também estude uma generalização dos quóruns de Stellar. Vários outros blockchains adotaram SCP, incluindo MobileCoin [7] e NCNT. Ripple também propôs mais recentemente um protocolo de acordo bizantino de adesão aberta chamado Cobalto [66]. A segurança do SCP é ótima, então o SCP está seguro em qualquer cenário de falha onde o Cobalt esteja, enquanto o inverso é não está claro. No entanto, a Cobalt afirma que sua condição de segurança é mais fácil de entender e, portanto, menos propensa a erros de configuração. o que será interessante avaliar se o Cobalt for implantado. 2.1 Sistemas sem adesão aberta Como muitos protocolos de consenso, o SCP é baseado em votação [50, 94] em um sistema de quórum. Trabalhos anteriores sobre sistemas de quórum [52, 67, 72], às vezes chamados de “conjuntos sobreviventes” [57], estudam sistemas de quórum que são estáticos, ou seja, fixos por toda parte execução do sistema e uniforme, ou seja, onde todos os nós possuem o mesma noção do que é um quórum. A configuração do SCP é diferente em que nós diferentes aceitam quóruns diferentes e em evolução.Pagamentos globais rápidos e seguros com Stellar SOSP '19, 27 a 30 de outubro de 2019, Huntsville, ON, Canadá Consenso rápido e heterogêneo [91] permite mais nuances noções de confiança a serem expressas através de rótulos em uma rede e aproveita isso para otimizar a comunicação, mas assume adesão fechada. Outros esforços para adaptar os protocolos do acordo bizantino para configurações semelhantes a Blockchain, incluindo HoneyBadger [70], SBFT [53] e HotStuff [99] se concentraram na escalabilidade para muitos participantes e desempenho em redes de longa distância, mantendo o modelo tradicional de associação fechada. Blockchains direcionados a membros fechados alavancaram tais protocolos, incluindo mais recentemente Libra [11]. 2.2 Sistemas sem finalidade imposta pelo emissor Bitcoin [71] foi o primeiro ativo digital fungível sem autoridade confiável para rastrear saldos. Resolveu simultaneamente dois problemas: como distribuir um novo ativo para que as pessoas acreditem tem valor e como fornecer transações irreversíveis que evitar ataques de gasto duplo. Bitcoin cria ativos por meio de proof-of-work [43], que seu autor compara aos garimpeiros que investem recursos para aumentar a oferta de ouro. O o trabalho comprovado depende do histórico de transações, o que impede ataques de gasto duplo porque reverter transações requer um trabalho comparável à criação do histórico original. Ataques a proof-of-work blockchains tornam-se viáveis uma vez que um invasor controla 1/3 do poder de mineração [46, 48]. A prova de trabalho é particularmente arriscada para blockchains novos ou menores [15, 23]; mineiros estabelecidos são conhecidos por desviar a mineração poder para cadeias menores com fins lucrativos [10, 54, 74, 97, 98] ou apenas para criar problemas [25, 37] (os chamados “ataques Goldfinger” [60]). Às vezes, os mineiros montaram benevolentemente esses “ataques de 51%” para reverter os efeitos indesejados dos bugs [95]. Novo blockchains podem obter alguma proteção contra ataques de 51% por aproveitando blockchains mais estabelecidos com mineração mesclada [6] ou prova de queima [79]. No momento em que este livro foi escrito, estimava-se que um ataque de 51% custasse US$ 823.000/ hora em Bitcoin, \(93,000/hour on Ethereum, and under \)20.000/ hora para todos os outros blockchains [12] rastreados. Em última análise, estes os custos dependem do valor da criptomoeda que incentiva a mineração, que independe do valor da moeda emitida ativos. Por outro lado, o custo de comprometer Stellar validators está de certa forma sob o controle de seus administradores; O SCP é passível de implementações de alta garantia, como usando módulos de segurança de hardware para evitar que um validator assinando mensagens contraditórias. Como benefício adicional, Stellar não tem custos de mineração para recuperar por meio de transação honorários ou senhoriagem. O enorme consumo de energia de Bitcoin [76] motivou variações de prova de trabalho com maior eficiência energética, como comprovante de espaço [16, 17, 44, 87], comprovante de armazenamento [18, 56, 86, 90], e comprovante de tempo decorrido [4]. A prova de trabalho pode ser lenta, com blocos de transações levando minutos para confirmar e vários blocos necessários para segurança mais forte. Entretanto, o trabalho para minerar um bloco pode ser amortizado em um lote de transações de tamanho arbitrário, limitado apenas por questões políticas e compatibilidade. BitcoinNG [45] usa prova de trabalho para eleger um líder que coordena um lote maior de transações. Thunderella [84] pode usar prova de trabalho como um “caminho lento” alternativo e confirmar com otimismo transações muito mais rápidas usando um consenso assíncrono protocolo quando um nó acelerador e 3/4 de um comitê eleito são honestos. Embora SCP seja mais rápido que proof-of-work, requer mais mensagens do que o caminho rápido de Thunderella, mas poderia ser potencialmente um caminho lento útil para Thunderella. Uma alternativa à prova de trabalho é a prova de aposta [59], em que os mineiros obtêm influência direta ou indiretamente da propriedade de ativos. Em alguns casos, a influência aumenta com o tempo em que os ativos são mantidos. Alguns esquemas encorajar a honestidade confiscando as participações dos mineiros se eles comportar-se mal [27, 28, 41]. Delegado proof-of-stake [9, 61] tem os nós votam sua aposta para eleger representantes para um protocolo de acordo bizantino convencional, como PBFT [31]. Algorand [51] usa funções aleatórias verificáveis para eleger nós representativos pseudoaleatoriamente, com probabilidade proporcional para participações em criptomoedas. Branca de Neve [39] formaliza o propriedades de segurança exigidas na prova de aposta, acomodando nós “sonolentos” que continuam eoff-line. Embora a maioria dos esquemas proof-of-stake não possam ser submetidos à força bruta com computação cara, o custo para adquirir participação ou subornar mineradores ainda está relacionado ao valor da criptomoeda subjacente e está fora do controle do emissor de ativos. Mesmo na ausência de mineradores maliciosos, os bugs também podem causar blockchain reorganização [26, 73]. Portanto, diferentemente do SCP, os emissores não têm como garantir a finalidade de blockchain antes resgatar tokens on-chain para uma transferência bancária no mundo real ou retirada de dinheiro.

Stellar protocolo de consenso

O protocolo de consenso Stellar (SCP) é um protocolo baseado em quórum Protocolo de acordo bizantino com adesão aberta. Os quóruns emergem das decisões combinadas de configuração local de nós individuais. No entanto, os nós só reconhecem quóruns aos quais eles próprios pertencem, e somente depois aprender as configurações locais de todos os outros membros do quórum. Um benefício desta abordagem é que o SCP inerentemente tolera visões heterogêneas de quais nós existem. Portanto, nós podem ingressar e sair unilateralmente sem necessidade de um Protocolo de “visualização de mudança” para coordenar a adesão. 3.1 Acordo Federado Bizantino O problema tradicional do acordo bizantino consiste em um sistema fechado de N nós, alguns dos quais são defeituosos e podem comportar-se arbitrariamente. Os nós recebem valores de entrada e trocam mensagens para decidir sobre um valor de saída entre as entradas. Um protocolo de acordo bizantino é seguro quando dois nós bem comportados não produzem decisões diferentes e o único decisão foi uma entrada válida (para alguma definição de acordo válidoSOSP '19, 27 a 30 de outubro de 2019, Huntsville, ON, Canadá Lokhava et al. previamente). Um protocolo está ativo quando garante que cada nó honesto eventualmente produz uma decisão. Normalmente, os protocolos assumem N = 3f + 1 para algum número inteiro f > 0, então garanta segurança e alguma forma de vivacidade para que desde que no máximo f nós estejam com defeito. Em algum momento destes protocolos, os nós votam nos valores propostos e uma proposta receber 2f + 1 votos, chamado de quórum de votos, torna-se a decisão. Com N = 3f + 1 nós, quaisquer dois quóruns de tamanho 2f + 1 sobreposição em pelo menos f + 1 nós; mesmo que f destes nós sobrepostos estão com defeito, os dois quóruns compartilham pelo menos um nó não defeituoso, evitando decisões contraditórias. No entanto, esta abordagem só funciona se todos os nós concordarem o que constitui um quórum, o que é impossível no SCP onde dois nós podem nem saber da existência um do outro. Com SCP, cada nó v declara unilateralmente conjuntos de nós, chamado de fatias de quorum, de modo que (a) v acredita que se todos membros de uma fatia concordam sobre o estado do sistema, então eles estão certos, e (b) v acredita que pelo menos uma de suas fatias estará disponível para fornecer informações oportunas sobre o estado do sistema. Chamamos o sistema resultante, consistindo de nós e suas fatias, um Acordo Bizantino Federado (FBA) sistema. Como veremos a seguir, surge um sistema de quórum das fatias dos nós. Informalmente, as fatias de um nó FBA expressam com quem o nó requer acordo. Por exemplo, um nó pode exigir acordo com 4 organizações específicas, cada uma executando 3 nós; para acomodar o tempo de inatividade, ele pode definir suas fatias como todas definidas consistindo em 2 nós de cada organização. Se isso “requer acordo com” relação relaciona transitivamente quaisquer dois nós, obtemos um acordo global. Caso contrário, podemos obter divergência, mas apenas entre organizações, nenhuma das quais exige acordo com o outro. Dada a topologia de hoje sistema financeiro, levantamos a hipótese de que a convergência generalizada continuará a produzir um único livro-razão histórico que as pessoas chamam “a rede Stellar”, assim como falamos da Internet. Os quóruns surgem das fatias da seguinte maneira. Cada nó especifica seu quórum é dividido em cada mensagem que envia. Seja S o conjunto de nós dos quais um conjunto de mensagens se originou. Um nó considera que o conjunto de mensagens atingiu o quorum limite quando cada membro de S tem uma fatia incluída em S. Por construção, tal conjunto S, se unânime, satisfaz o requisitos de acordo de cada um dos seus membros. Um colega defeituoso pode anunciar fatias criadas para mudar o que nós bem comportados consideram quóruns. Para fins de análise de protocolo, definimos um quórum no FBA como um valor não vazio conjunto S de nós abrangendo pelo menos uma fatia de quorum de cada membro não defeituoso. Esta abstração é sólida, como qualquer conjunto de mensagens que pretendem representar um quórum unânime realmente faz (mesmo que contenha mensagens de nós defeituosos), e é preciso quando S contém apenas nós bem comportados. Em nesta seção, também assumimos que as fatias dos nós não mudam. No entanto, nossos resultados são transferidos para o caso da fatia variável porque um sistema no qual as fatias mudam não é menos seguro do que um sistema de fatia fixa em que as fatias de um nó consistem em todos os fatias que ele usa no caso de fatias variáveis (ver Teorema 13 em [68]). Conforme explicado na Seção 4, a vivacidade depende de nós bem comportados eventualmente removendo nós não confiáveis de suas fatias. Como nós diferentes têm requisitos de acordo diferentes, a FBA impede uma definição global de segurança. Nós dizemos nós não defeituosos v1 e v2 estão interligados quando cada O quorum de v1 cruza todo quorum de v2 em pelo menos um nó não defeituoso. Um protocolo FBA pode garantir acordo apenas entre nós interligados; já que SCP faz isso, é culpa a tolerância à segurança é ótima. A hipótese da Internet, subjacente ao design de Stellar, afirma que as pessoas dos nós se importam sobre estarão interligados. Dizemos que um conjunto de nós I está intacto se I for um quorum uniformemente não defeituoso, tal que todos os dois membros de I estejam interligados, mesmo que todos os nós fora de I estejam defeituosos. Intuitivamente, então, eu deveria permanecer imune às ações de pessoas não intactas nós. SCP garante atividade sem bloqueio [93] e segurança para conjuntos intactos, embora os próprios nós não precisem saber (e pode não ser capaz de saber) quais conjuntos estão intactos. Além disso, a união de dois conjuntos intactos que se cruzam é um conjunto intacto. Portanto, conjuntos intactos definem uma partição do nós bem comportados, onde cada partição é segura e ativa (sob algumas condições), mas partições diferentes podem gerar decisões divergentes. 3.1.1 Considerações de segurança versus vivacidade no FBA Com exceções limitadas [64], a maioria dos protocolos de acordos bizantinos fechados estão sintonizados no ponto de equilíbrio em que segurança e vivacidade têm a mesma tolerância a falhas. Na FBA, isso significa configurações nas quais, independentemente de falhas, todos conjuntos entrelaçados também estão intactos. Dado que a FBA determina quóruns de forma descentralizada, é improvável que as escolhas individuais das fatias conduzam a este equilíbrio. Além disso, em pelo menos em Stellar, o equilíbrio não é desejável: as consequências de uma falha de segurança (ou seja, dinheiro digital gasto duas vezes) são muito piores do que aqueles de uma falha de vivacidade (ou seja, atrasos em pagamentos que, de qualquer forma, demoraram dias antes de Stellar). Pessoas portanto, deve e seleciona grandes fatias de quorum, de modo que é mais provável que seus nós permaneçam entrelaçados do que intactos. Inclinando ainda mais a balança, é mais fácil recuperar-se de falhas típicas de vivacidade em um sistema FBA do que em um sistema fechado tradicional. Em sistemas fechados, todas as mensagens devem ser interpretada em relação ao mesmo conjunto de quóruns. Portanto, adicionar e remover nós para se recuperar de falhas requer chegar a um consenso sobre um evento de reconfiguração, o que é difícil quando o consenso já não existe. Em contrapartida, com a FBA, qualquer nó pode ajustar unilateralmente suas fatias de quorum a qualquer momento. tempo. Em resposta a uma interrupção em um local sistemicamente importante organização, os administradores de nós podem ajustar suas fatias para contornar o problema, um pouco como coordenar respostas às catástrofes do BGP [63] (embora sem as restrições de roteamento em links de rede física).

Pagamentos globais rápidos e seguros com Stellar SOSP '19, 27 a 30 de outubro de 2019, Huntsville, ON, Canadá 3.1.2 O teorema da cascata SCP segue o modelo do modelo redondo básico [42]; nós progridem através de uma série de cédulas numeradas, cada tentando três tarefas: (1) identificar um valor “seguro” não contrariado por qualquer decisão em uma votação anterior (muitas vezes denominado preparar a votação), (2) concordar com o valor seguro e (3) detectar que o acordo foi bem sucedido. No entanto, a FBA está aberta a adesão atrapalha diversas técnicas comuns, tornando impossível “portar” protocolos fechados tradicionais para a FBA modelo simplesmente alterando a definição de quórum. Uma técnica empregada por muitos protocolos é a rotação através de nós líderes em modo round-robin após tempos limites. Em um sistema fechado, a seleção do líder round-robin garante que eventualmente um líder único e honesto acaba coordenando um acordo sobre um único valor. Infelizmente, round-robin não pode funcionar em um sistema FBA com associação desconhecida. Outra técnica comum que falha com o FBA é assumir que um quorum específico pode convencer todos os nós. Por exemplo, se todos reconhecerem quaisquer nós 2f + 1 como um quorum, então Assinaturas 2f + 1 são suficientes para provar o estado do protocolo para todos os nós. Da mesma forma, se um nó receber um quorum de mensagens idênticas por meio de transmissão confiável [24], o nó pode assumir que todos os nós não defeituosos também verão um quorum. Na FBA, por outro lado, um quorum não significa nada para nós fora do quorum. Finalmente, os sistemas não federados muitas vezes empregam raciocínio sobre segurança: se f + 1 nós estiverem com defeito, todos os nós de segurança garantias são perdidas. Portanto, se o nó v ouvir f + 1 nós, todos declarar algum fato F, v pode assumir que pelo menos um está contando ao verdade (e, portanto, que F é verdadeiro) sem perda de segurança. Tal o raciocínio falha na FBA porque a segurança é uma propriedade dos pares de nós, então um nó que perdeu segurança para alguns pares pode sempre perdem a segurança para mais nós ao presumir fatos ruins. A FBA pode, no entanto, raciocinar ao contrário sobre a vivacidade. Defina um conjunto de bloqueio v como um conjunto de nós que intercepta todos fatia de v. Se um conjunto de bloqueio v B for unanimemente defeituoso, B pode negar ao nó v um quorum e custar-lhe vida. Portanto, se B declara unanimemente o fato F, então v sabe que ou F é verdadeiro ou v não está intacto. No entanto, v ainda precisa ver uma visão completa quorum para saber que nós entrelaçados não contradirão F, o que leva a uma rodada final de comunicação em SCP e outros protocolos FBA [47] que não são necessários em análogos protocolos de adesão fechada. O resultado é que temos três níveis possíveis de confiança em fatos potenciais: indeterminado, seguro para assumir entre nós intactos (que iremos termos aceitos), e seguro para assumir entre interligados nós (que chamaremos de fatos confirmados). O nó v pode determinar com eficiência se um conjunto B está bloqueando, verificando se B intercepta todas as suas fatias. Curiosamente, se os nós sempre anunciam as declarações que eles aceita e um quórum completo aceita uma declaração, ele desencadeia um processo em cascata pelo qual as declarações se propagam por toda parte conjuntos intactos. Chamamos o fato chave subjacente a esta propagação o teorema da cascata, que afirma o seguinte: Se I é um conjunto intacto, Q é um quorum de qualquer membro de I, e S é qualquer superconjunto de Q, então S ⊇I ou existe um membro v ∈I tal que v < S e I ∩S é v-bloqueio. Intuitivamente, se isso não for o caso, o complemento de S conteria um quorum que cruza I, mas não Q, violando a interseção de quorum. Observe que se começarmos com S = Q e expandirmos repetidamente S para incluir todos os nós que ele bloqueia, obtemos um efeito cascata até que, eventualmente, S abrange tudo de I. 3.2 Descrição do protocolo SCP é um protocolo de consenso parcialmente síncrono [42] que consiste em uma série de tentativas para chegar a um consenso chamadas cédulas. As cédulas empregam tempos limite de duração crescente. Um protocolo de sincronização de votos garante que os nós permaneçam ligados mesma cédula por períodos crescentes de tempo até que as cédulas são efetivamente síncronos. A rescisão não é garantida até que as votações sejam síncronas, mas duas votações síncronas em que membros defeituosos de fatias de nós bem comportados não interferir são suficientes para que o SCP seja encerrado. Um protocolo de votação especifica as ações tomadas durante cada votação. Uma votação começa com uma fase de preparação, na qual os nós tentar determinar um valor a propor que não contradiga qualquer decisão anterior. Então, em uma fase de commit, os nós tentam para tomar uma decisão sobre o valor preparado. A votação emprega um subprotocolo de acordo denominado votação federada, i.n quais nós votam em declarações abstratas que pode eventualmente ser confirmado ou travar. Algumas declarações podem ser consideradas contraditórias e a segurança A garantia do voto federado é que não haja dois membros de um conjunto entrelaçado confirma afirmações contraditórias. A confirmação de uma declaração não é garantida, exceto por uma declaração intacta conjunto cujos membros votam todos da mesma maneira. No entanto, se um membro de um conjunto intacto confirma uma declaração, federado a votação garante que todos os membros do conjunto intacto eventualmente confirmem essa afirmação. Portanto, tomar medidas irreversíveis em resposta a declarações de confirmação preserva a vivacidade para nós intactos. Os nós propõem inicialmente valores obtidos a partir de uma nomeação protocolo que aumenta as chances de todos os membros de um grupo intacto conjunto que propõe o mesmo valor, e que eventualmente converge (embora sem nenhuma maneira de determinar que a convergência está completa). A nomeação combina votação federada com seleção de líderes. Como o round-robin é impossível na FBA, a nomeação usa um esquema probabilístico de seleção de líderes. O teorema da cascata desempenha um papel crucial tanto na votação sincronização e em evitar estados bloqueados dos quais a rescisão não é mais possível. 3.2.1 Votação Os nós SCP procedem através de uma série de cédulas numeradas, empregando votação federada para chegar a acordo sobre as declarações sobre as quais os valores são ou não decididos em quais votações. Se assincronia ou comportamento defeituoso impede a tomada de uma decisão na votação n, os nós expiram e tentam novamente na votação n + 1.

SOSP '19, 27 a 30 de outubro de 2019, Huntsville, ON, Canadá Lokhava et al. A votação federada de recall pode não terminar. Portanto, alguns declarações sobre cédulas podem ficar presas permanentemente estado indeterminado onde os nós nunca podem determinar se eles ainda estão em andamento ou travados. Porque os nós não podem descartar a possibilidade de declarações indeterminadas mais tarde se provarem verdadeiras, eles nunca devem tentar a votação federada em novas declarações contradizendo os indeterminados. Em cada votação n, os nós usam votação federada em dois tipos de declaração: • prepare ⟨n,x⟩– afirma que nenhum valor diferente de x foi ou será decidido em qualquer votação ≤n. • commit ⟨n,x⟩– afirma que x foi decidido na votação n. É importante ressaltar que prepare ⟨n,x⟩contradicts commit ⟨n′,x ′⟩quando n ≥n′ e x , x ′. Um nó inicia a votação n tentando uma votação federada em um instrução prepare ⟨n,x⟩. Se alguma declaração de preparação anterior foi confirmado com sucesso através da votação federada, o o nó escolhe x do resultado confirmado da votação mais alta. Caso contrário, o nó define x como a saída do protocolo de nomeação descrito na próxima subseção. Se e somente se um nó confirmar com sucesso a preparação ⟨n,x⟩ na votação n, ele tenta a votação federada no commit ⟨n,x⟩. Se tiver sucesso, significa que o SCP decidiu, então o nó gera o valor da instrução de commit confirmada. Considere um conjunto entrelaçado S. Como no máximo um valor podem ser confirmados preparados pelos membros de S em uma determinada votação, dois valores diferentes não podem ser confirmados cometidos por membros de S em uma determinada votação. Além disso, se cometer ⟨n,x⟩ for confirmado, então prepare ⟨n,x⟩foi confirmado também; desde prepare ⟨n,x⟩ contradiz qualquer commit anterior por um valor diferente, pelas garantias do acordo de votação federada entendemos que nenhum valor diferente pode ser decidido em um momento anterior votação pelos membros de S. Por indução nos números das cédulas, nós portanto, certifique-se de que o SCP é seguro. Para vivacidade, considere um conjunto intacto I e um tempo suficiente votação síncrona f Se nós defeituosos aparecerem nas fatias de nós bem comportados não interferem em n, então por votação n + 1 todos os membros de I confirmaram o mesmo conjunto P de instruções de preparação. Se P = ∅ e a votação n fosse longa o suficiente, o protocolo de nomeação terá convergido para algum valor x. Caso contrário, seja x o valor do plano com a votação mais alta em P. De qualquer forma, tentarei uniformemente votando em preparar ⟨n + 1,x⟩na próxima votação. Portanto, se n + 1 também é síncrono, segue-se inevitavelmente uma decisão para x. 3.2.2 Nomeação A nomeação implica votação federada nas declarações: • nomear x – afirma que x é um candidato válido à decisão. Os nós podem votar para nomear vários valores – diferentes as declarações de nomeação não são contraditórias. Contudo, uma vez um nó confirma qualquer declaração de nomeação, ele para de votar para indicar novos valores. A votação federada ainda permite que um nó confirmar novas declarações de nomeação nas quais não votou, o que votar ou aceitar um do quórum aceitar um do quórum a é válido aceitar um de conjunto de bloqueio descomprometido votei em um aceitou um confirmou um votei ¬a Figura 1. Etapas da votação federada permite que membros de um conjunto intacto confirmem as opiniões uns dos outros valores indicados enquanto ainda retém novos votos. O resultado (evolutivo) da nomeação é uma combinação determinística de todos os valores em declarações de nomeação confirmadas. Se x representa um conjunto de transações, os nós podem assumir a união de conjuntos, o maior conjunto ou aquele com o maior hash, então desde que todos os nós façam o mesmo. Como os nós retêm novos votos depois de confirmar uma declaração de nomeação, o conjunto de declarações confirmadas podem conter apenas um número finito de valores. O facto de declarações confirmadas se espalharem de forma fiável através de conjuntos intactos significa que nós intactos eventualmente convergem para o mesmo conjunto de valores indicados e, portanto, resultado da nomeação, embora em um ponto desconhecido arbitrariamente no final do protocolo. Os nós empregam seleção de líderes federados para reduzir o número de valores diferentes em instruções nomeadas. Somente um líder que ainda não tenha votado a favor de uma declaração de nomeação pode introduzir um novo x. Outros nós esperam para ouvir líderes e apenas copiar os votos indicados (válidos) de seus líderes. Para acomodar o fracasso, o conjunto de líderes continua a crescer à medida que ocorrem tempos limite, embora na prática apenas alguns nós introduzam novos valores de x. 3.2.3 Votação federada A votação federada emprega um protocolo de três fases mostrado em Figura 1. Os nós tentam concordar com declarações abstratas primeiro votando, depois aceitando e, finalmente, confirmando as declarações. Um nó v pode votar em qualquer afirmação válida a que não contradiga seu outrovotos pendentes e declarações aceitas. Fá-lo através da transmissão de uma mensagem de voto assinada. v então aceita a se a for consistente com outras declarações aceitas e (caso 1)v for membro de um quórum no qual cada nó vota em a ou aceita a, ou (caso 2) mesmo se v não votou em a, um conjunto de bloqueio v aceita a. No caso 2, v pode já emitiram votos contradizendo a, que agora foi anulado. v pode esquecer os votos anulados e fingir que nunca os lançou porque se estiver intacto, ele sabe votos anulados não podem completar o quórum no caso 1. v transmite que aceita a e depois confirma a quando estiver em um quórum que aceita por unanimidade a. A Figura 2 mostra o efeito dos conjuntos de bloqueio v e o teorema da cascata durante votação federada. Dois nós entrelaçados não podem confirmar declarações contraditórias, pois os dois quóruns necessários teriam que compartilhar umPagamentos globais rápidos e seguros com Stellar SOSP '19, 27 a 30 de outubro de 2019, Huntsville, ON, Canadá 3 4 2 1 5 7

Votar X

Vote Y (a) 3 4 2 1 5 7 6 Votar X Votar X Votar X Votar S Votar X Votar S Votar S (b) 3 4 2 1 5 7 6 Aceitar X Votar X Aceitar X Votar S Aceitar X Votar S Votar S (c) 3 4 2 1 5 7 6 Aceitar X Aceitar X Aceitar X Votar S Aceitar X Aceitar X Votar S (d) 3 4 2 1 5 7 6 Aceitar X Votar X Aceitar X Aceitar X Aceitar X Aceitar X Aceitar X (e) Figura 2. Efeito cascata na votação federada. Cada nó possui uma fatia de quorum indicada por setas para os membros da fatia. (a) As declarações contraditórias X e Y são introduzidas. (b) Os nós votam em declarações válidas. (c) O nó 1 aceita X após seu quorum {1, 2, 3, 4} vota por unanimidade em X. (d) Todos os nós 1, 2, 3 e 4 aceitam X; o conjunto {1} tem bloqueio 5, então o nó 5 aceita X, anulando seu voto anterior em Y. (e) O conjunto {5} é bloqueador de 6 e 7, então 6 e 7 aceitam X. nó não defeituoso que não poderia aceitar declarações contraditórias. A confirmação de uma declaração não é garantida: em caso de votação por partes, ambas as declarações poderão ser permanentemente preso à espera de quórum na fase de votação. No entanto, se um nó em um conjunto intacto I confirma uma afirmação, a cascata teorema e aceitar o caso 2 garantem que tudo I acabará confirme essa afirmação. 3.2.4 Sincronização de votação Se os nós não conseguirem confirmar uma instrução de commit para o votação atual, eles desistem após um tempo limite. O tempo limite fica mais tempo a cada votação para se ajustar a limites arbitrários no atraso da rede. No entanto, os tempos limite por si só não são suficientes para sincronizar cédulas de nós que não iniciaram ao mesmo tempo ou ficou dessincronizado por outros motivos. Para conseguir a sincronização, os nós iniciam o temporizador apenas quando fazem parte de um quorum que está todo na votação atual (ou posterior) n. Isto retarda os nós que começaram cedo e garante que não membro de um conjunto intacto fica muito à frente do grupo. Além disso, se um nó v perceber um bloqueio v definido posteriormente votação, ele pula imediatamente para a votação mais baixa, de modo que este não é mais o caso, independentemente de quaisquer temporizadores. A cascata o teorema garante então que todos os retardatários o alcancem. O resultado é que as cédulas são aproximadamente sincronizadas ao longo de um período intacto definido assim que o sistema se tornar síncrono. 3.2.5 Seleção de líder federado A seleção de líderes permite que cada nó escolha líderes de tal maneira que os nós geralmente escolhem apenas um ou um pequeno número de líderes. Para acomodar o fracasso do líder, a seleção do líder prossegue através das rodadas. Se os líderes da rodada atual parecem não estar cumprindo com suas responsabilidades, então, após um certos nós de período de tempo limite avançam para a próxima rodada para expandir o conjunto de líderes que eles seguem. Cada rodada emprega duas funções criptográficas exclusivas hash, H0 e H1, que geram números inteiros no intervalo [0,hmax). Por exemplo, Stellar usa Hi(m) = SHA256(i∥b∥r ∥m), onde b é a instância geral do SCP (número do bloco ou razão), r é o número da rodada de seleção do líder e hmax = 2256. Dentro uma rodada, definimos a prioridade do nó v como: prioridade(v) = H1(v) Um espantalho seria para cada nó escolher como líder o nodev com a prioridade mais alta (v). Essa abordagem funciona funciona bem com fatias de quorum quase idênticas, mas não funciona corretamente capturar a importância dos nós em configurações desequilibradas. Por exemplo, se a Europa e a China contribuírem cada uma com 3 nós para cada quórum, mas a China executa 1.000 nós e a Europa 4, então a China terá o nó de maior prioridade 99,6% da época. Introduzimos, portanto, uma noção de peso da fatia, onde peso(u,v) ∈[0, 1] é a fração das fatias de quorum do nó u contendo o nó v. Quando o nó u está selecionando um novo líder, ele considera apenas vizinhos, definidos da seguinte forma: vizinhos(você) = { v | H0(v) < hmax · peso(u,v) } Um nodeu então começa com um conjunto vazio de líderes, e em cada round adiciona a ele o nó v em vizinhos (u) com o maior prioridade (v). Se o conjunto de vizinhos estiver vazio em qualquer rodada, u adiciona o nóv com menor valor de H0(v)/peso(u,v).

Verificação formal do SCP

Para eliminar erros de projeto, verificamos formalmente a segurança do SCP e propriedades de vivacidade (ver [65]). Especificamente, verificamos que os nós entrelaçados nunca discordam e que, nas condições discutidas abaixo, cada membro de um conjunto intacto eventualmente decide. Curiosamente, a verificação revelou que o as condições sob as quais o SCP garante a vivacidade são sutis, e mais forte do que se pensava inicialmente [68]: conforme discutido abaixo, nós maliciosos que manipulam o tempo sem de outra forma desviar-se do protocolo pode precisar ser despejado manualmente de fatias de quórum.

SOSP '19, 27 a 30 de outubro de 2019, Huntsville, ON, Canadá Lokhava et al. Para garantir que as propriedades provaram ser válidas em todos os Configurações e execuções FBA, consideramos um arbitrário número de nós com configurações locais arbitrárias. Isto inclui cenários com conjuntos intactos disjuntos, bem como execuções potencialmente infinitamente longas. A desvantagem é que nós enfrentar o desafiador problema de verificar um parametrizado sistema de estados infinitos. Para manter a verificação tratável, modelamos SCP em lógica de primeira ordem (FOL) usando Ivy [69] e a metodologia de [82]. O processo de verificação consiste em fornecer manualmente conjecturas indutivas que são então automaticamente verificadas por Hera. O modelo FOL do SCP abstrai alguns aspectos do Sistemas FBA que são difíceis de manusear em FOL (por exemplo, o teorema da cascata é tomado como um axioma), então verificamos o solidez da abstração usando Isabelle/HOL [75]. Após expressar o problema de verificação em FOL, verificamos a segurança fornecendo um invariante indutivo. O indutivo invariante consiste em uma dúzia de conjecturas de uma linha para cerca de 150 linhas de especificação de protocolo. Em seguida, especificamos as propriedades de vivacidade de SCP na Lógica Temporal Linear de Ivy e usamos o vivacidade para redução de segurança de [80, 81] para reduzir a vivacidade problema de verificação ao problema de encontrar um indutivo invariante. Embora a segurança do SCP seja relativamente simples de provar, o argumento da vivacidade do SCP é muito mais complexo e consiste em cerca de 150 invariantes de linha única. Provar a vivacidade exigiu uma formalização precisa do premissas sob as quais a SCP garante a rescisão. Inicialmente pensamos que um conjunto intacto eu sempre encerraria se todos os membros removeram nós defeituosos de suas fatias [68]. No entanto, isto revelou-se insuficiente: um homem bem comportado (mas não intacto) nó em um quorum de um membro de posso, sob o influência de nós defeituosos, evite a terminação completando um quórum pouco antes do final da votação, causando assim membros de I escolham valores diferentes de x na próxima votação. Devemos, portanto, assumir adicionalmente que, informalmente, cada nó em um quorum de um membro de I eventualmente torna-se oportuno ou não envia mensagens por um período suficiente. Na prática, isso significa que os membros do I podem precisam ajustar suas fatias até que a condição seja mantida. Isto a questão não é inerente aos sistemas FBA: Losa et al. [47] presente um protocolo cuja vivacidade depende do estritamente mais fraco suposições de apenas eventual sincronia e eventual eleição de líder, sem a necessidade de remover nós defeituosos das fatias.

Rede de pagamento

Esta seção descreve a rede de pagamento de Stellar, implementada como uma máquina de estado replicada [88] sobre SCP. 5.1 Modelo de razão O razão de Stellar é projetado em torno de uma abstração de conta (em contraste com a saída de transações não gastas mais centrada em moedas ou modelo UTXO de Bitcoin). O conteúdo do razão consiste em um conjunto de entradas contábeis de quatro tipos distintos: contas, linhas confiáveis, ofertas e dados da conta. As contas são os principais que possuem e emitem ativos. Cada conta é nomeada por uma chave pública. Por padrão, a chave privada correspondente pode assinar transações para a conta. No entanto, as contas podem ser reconfiguradas para adicionar outros assinantes e desautorizar a chave que dá nome à conta, com um Opção “multisig” para exigir vários assinantes. Cada conta também contém: um número de sequência (incluído em transações para evitar replay), algumas bandeiras e um equilíbrio em um modo “nativo” criptomoeda pré-minerada chamada XLM, destinada a mitigar alguns ataques de negação de serviço e facilitar a criação de mercado como uma moeda neutra. Trustlines rastreiam a propriedade dos ativos emitidos, que são nomeado por um par que consiste na conta emissora e uma conta curta código do ativo (por exemplo, “USD” ou “EUR”). Cada linha confiável especifica uma conta, um ativo, o saldo da conta nesse ativo, um limite acima do qual a balança não pode subir e algumas bandeiras. Uma conta deve consentir explicitamente em manter um ativo por criando uma linha confiável, evitando que spammers sobrecarreguem contas com ativos indesejados. As regulamentações Conheça seu Cliente (KYC) exigem que muitas instituições financeiras saibam de quem são os depósitos que possuem, por exemplo, verificando um documento de identidade com foto. Para cumprir, os emitentes podem definir um sinalizador auth_reqired opcional em suas contas, restringindo a propriedade dos ativos que emitem a contas autorizadas. Para conceder tal autorização, o emissor estabelece um sinalizar nas linhas de confiança dos clientes. As ofertas correspondem à disposição de uma conta em negociar a uma certa quantia de um determinado ativo por outro em um determinado preço na carteira de pedidos; eles são automaticamente combinados e preenchido quando os preços de compra/venda se cruzam. Por fim, os dados da conta consistem em triplos de conta, chave e valor, permitindo aos titulares de contas para publicar pequenos valores de metadados. Para evitar spam contábil, há um saldo mínimo de XLM, chamada de reserva. A reserva de uma conta aumenta com cada entrada do razão associada e diminui quando a entrada do razão desaparece (por exemplo, quando um pedido é atendido ou cancelado, ou quando um a linha confiável é excluída). Atualmente a reserva cresce 0,5 XLM (∼$0,03) por entrada no razão. Independentemente da reserva, é possível recuperar o valor total de uma conta excluindo isso com uma operação AccountMerge. Um cabeçalho de razão, mostrado na Figura 3, armazena atributos globais: um número de razão, parâmetros como o saldo de reserva por entrada do razão, um hash do cabeçalho do razão anterior (na verdade vários hashes formando uma skiplist), a saída SCP incluindo um hash de novas transações aplicadas neste razão, um hash de os resultados dessas transações (por exemplo, sucesso ou fracasso para cada) e um instantâneo hash de todas as entradas do razão. Como o instantâneo hash inclui todo o conteúdo do razão, validators não precisam reter histórico para validar transações. No entanto, para escalar para centenas de milhões de contas, não podemos rehash todas as tabelas de lançamento contábil em cada fechamento do livro razão. Além disso, não é prático transferir um livro razãoPagamentos globais rápidos e seguros com Stellar SOSP '19, 27 a 30 de outubro de 2019, Huntsville, ON, Canadá razão # = 4 H (hdr anterior) Saída SCP H∗(resultados) H∗(instantâneo) ... cabeçalho razão # = 5 H (hdr anterior) Saída SCP H∗(resultados) H∗(instantâneo) ... cabeçalho . . . Figura 3. Conteúdo do razão. H é SHA-256, enquanto H ∗representa aplicação hierárquica ou recursiva de H. Saída SCP também depende do cabeçalho anterior hash. Criar conta Criar e financiar nova entrada no razão da conta Mesclagem de contas Excluir entrada do razão da conta Definir opções Alterar sinalizadores e assinantes da conta Pagamento Pague uma quantidade específica de ativo ao destino. conta. CaminhoPagamento Semelhante ao Pagamento, mas pague em ativos diferentes (até limitar); especifique até 5 ativos intermediários Gerenciar oferta Criar/excluir/alterar entrada do razão de ofertas, -Oferta passiva com variante passiva para permitir spread zero Gerenciar dados Criar/excluir/alterar conta. entrada de dados Mudança de confiança Criar/excluir/alterar linha confiável Permitir confiança Definir ou limpar sinalizador autorizado na linha confiável Sequência de Bump Aumente a sequência. número na conta Figura 4. Principais operações contábeis desse tamanho toda vez que um nó foi desconectado a rede por muito tempo. O instantâneo hash é, portanto, projetado para otimizar hashing e reconciliação de estado. Especificamente, o instantâneo estratifica as entradas do razão por tempo da última modificação em um conjunto de contêineres de tamanho exponencial chamados baldes. A coleção de baldes é chamada de balde lista e tem alguma semelhança com árvores de mesclagem estruturadas em log (Árvores LSM) [77]. A lista de baldes não é lida durante o processamento da transação (ver Seção 5.4). Portanto, certo design aspectos das árvores LSM podem ser relaxados. Em particular, aleatório o acesso por chave não é necessário e os buckets só são lidos sequencialmente como parte da fusão de níveis. Hashing do balde list é feita hash cada intervalo à medida que ele é mesclado e calculando um novo hash cumulativo do intervalo hashes (um pequeno, índice fixo de referência hashes) em cada fechamento do razão. Reconciliar a lista de baldes após a desconexão requer download apenas baldes que diferem. 5.2 Modelo de transação Uma transação consiste em uma conta de origem, critérios de validade, um memorando e uma lista de uma ou mais operações. A Figura 4 lista as operações disponíveis. Cada operação possui uma conta de origem, que o padrão é o da transação geral. Uma transação deve ser assinado por chaves correspondentes a cada conta de origem em uma operação. Contas Multisig podem exigir assinatura superior peso para algumas operações (como SetOptions) e menor para outros (como AllowTrust). As transações são atômicas – se alguma operação falhar, nenhuma delas eles executam. Isso simplifica negócios multidirecionais. Suponha que um o emissor cria um ativo para representar escrituras de terra, e o usuário A quer trocar um pequeno terreno mais US$ 10.000 por um maior parcela de terreno de propriedade de B. Os dois usuários podem assinar uma única transação contendo três operações: dois terrenos pagamentos e pagamento de um dólar. O principal critério de validade de uma transação é o seu número de sequência, que deve ser um valor maior que o número da transação. entrada no razão da conta de origem. Executando uma transação válida (com sucesso ou não) incrementa o número de sequência, evitando a repetição. Os números de sequência iniciais contêm o razão número nos bits altos para evitar a repetição mesmo após a exclusão e recriar uma conta. O outro critério de validade é um limite opcional sobre quando uma transação pode ser executada. Voltando à terra e ao dólar swap acima, se A assinar a transação antes de B, A não poderá quer que B permaneça na transação por um ano antes de enviar isso, e assim poderia colocar um limite de tempo invalidando a transação depois de alguns dias. Contas Multisig também podem ser configuradas para dar peso de assinatura à revelação de uma pré-imagem hash, que, combinado com limites de tempo, permite a negociação atômica de crosschain [1]. A conta de origem de uma transação paga uma taxa trivial em XLM, 10−5 XLM, a menos que haja congestionamento. Sob congestionamento, o o custo das operações é definido por leilão holandês. Validadores são não compensado por taxas porque validators são análogos para Bitcoin nós completos, não mineradores. Em vez de destruir o XLM, as taxas são recicladas e distribuídas proporcionalmente pelo voto dos detentores de XLM existentes, que em retrospecto podem ou podem não valeu a pena a complexidade. 5.3 Valores de consenso Para cada razão, Stellar usa SCP para chegar a um acordo sobre uma estrutura de dados com três campos: um conjunto de transações hash (incluindo um hash do cabeçalho do razão anterior), um horário de fechamento, umd atualizações. Quando vários valores são confirmados como nomeados, Stellar leva o conjunto de transações com mais operações (quebrando empates por taxas totais, então conjunto de transações hash), a união de todos atualizações e o maior tempo de fechamento. Um tempo próximo é apenas válido se for entre o horário de fechamento do último razão e o presente, então os nós não nomeiam tempos inválidos. As atualizações ajustam parâmetros globais como saldo de reserva, taxa mínima de operação e versão do protocolo. Quando combinados durante a nomeação, taxas mais altas e números de versão de protocolo substituem os mais baixos. As atualizações afetam a governança por meio de um espaço de disputa de votação federada [34], nem igualitário nem centralizado. Cada validator é configurado como governamental ou não governamental (o padrão), de acordo com se o seu operador deseja participar na governação. Os validators governantes consideram três tipos de atualização: desejado, válido e inválido (qualquer coisa que validator não

SOSP '19, 27 a 30 de outubro de 2019, Huntsville, ON, Canadá Lokhava et al. validator núcleo horizonte FS BD BD enviar cliente cliente outros validators Figura 5. Arquitetura Stellar validator saiba como implementar). As atualizações desejadas são configuradas para acionado em um momento específico, destinado a ser coordenado entre operadores. Os nós governantes sempre votam para nomear os atualizações, aceite, mas não vote para nomear atualizações válidas (ou seja, concordar com um quórum de bloqueio) e nunca votar ou aceitar atualizações inválidas. Eco de validators não governamentais qualquer voto que eles vejam para uma atualização válida, essencialmente delegando a decisão sobre quais upgrades são desejados para aqueles que optam para um papel de governança. 5.4 Implementação A Figura 5 mostra a arquitetura validator de Stellar. Um demônio chamado stellar-core (∼92k linhas de C++, sem contar bibliotecas de terceiros) implementa o protocolo SCP e a máquina de estado replicada. A produção de valores para SCP requer a redução de um grande número de entradas contábeis para pequenos valores criptográficos. hashes. Por outro lado, a validação e execução de transações requer a consulta do estado da conta e da correspondência de pedidos em o melhor preço. Para servir ambas as funções de forma eficiente, stellar-core mantém duas representações do razão: uma representação externa contendo a lista de baldes, armazenada como arquivos binários que pode ser atualizado de forma eficiente e rehashed incrementalmente, e uma representação interna em um banco de dados SQL (PostgreSQL para nós de produção). Stellar-core cria um arquivo de histórico somente gravação contendo cada conjunto de transações que foi confirmado e instantâneos de baldes. O arquivo permite que novos nós sejam inicializados ao ingressar na rede. Ele também fornece um registro do razão história - é preciso haver algum lugar onde se possa procurar um transação de dois anos atrás. Como o histórico é apenas anexado e acessado com pouca frequência, pode ser mantido em lugares baratos como Amazon Glacier ou qualquer serviço que permita armazenar e recuperar arquivos simples. Os hosts validadores normalmente não hospedam seus próprios arquivos, de modo a evitar qualquer impacto na validação desempenho do histórico de veiculação. Para manter o núcleo estelar simples, ele não se destina a ser usado diretamente pelas aplicações e expõe apenas uma interface muito estreita para o envio de novas transações. Para apoiar clientes, a maioria dos validators executam um daemon chamado horizonte (∼18k linhas de Go) que fornece uma interface HTTP para enviar e aprendizagem de transações. Horizon tem acesso somente leitura a banco de dados SQL do stellar-core, minimizando o risco de horizonte núcleo estelar desestabilizador. Recursos como localização de caminhos de pagamento são implementados inteiramente no horizonte e podem ser atualizados unilateralmente sem coordenação com outros validators. Vários daemons opcionais de camada superior são clientes do horizonte, completando o ecossistema. Um servidor bridge facilita integração de Stellar com sistemas existentes, por exemplo, publicação de notificações de todos os pagamentos recebidos por uma conta específica. Um servidor de conformidade fornece ganchos para instituições financeiras trocar e aprovar informações do remetente e do beneficiário sobre pagamentos, para cumprimento das listas de sanções. Finalmente, um servidor de federação implementa uma nomenclatura legível por humanos sistema de contas. 6 Experiência de implantação Stellar cresceu durante vários anos até se tornar um estado com um moderado número de operadores de nó completo razoavelmente confiáveis. No entanto, as configurações dos nós eram tais que a vivacidade (embora não segurança) dependia de nós, a Stellar Fundação de Desenvolvimento (FDS); se o SDF desaparecesse repentinamente, outros operadores de nó precisaria intervir e nos remover manualmente das fatias de quórum para a rede continuar. Embora nós e muitos outros desejemos reduzir a importância sistémica do FDS, este objectivo recebeu prioridade crescente após pesquisadores [58] quantificaram e divulgaram a centralização da rede sem diferenciar os riscos à segurança e vivacidade. Vários operadores reagiram com ajustes activos de configuração, aumentando principalmente o tamanho dos seus fatias de quórum num esforço para diluir a importância do SDF; ironicamente, isso apenas aumentou o risco de vida. Dois problemas agravaram a situação. Primeiro, um popular ferramenta de monitoramento Stellar de terceiros [5] foi sistematicamente superestimando o tempo de atividade de validator por não verificar realmente aquele núcleo estelar estava funcionando; isso leva as pessoas a incluir nós não confiáveis em suas fatias de quorum. Em segundo lugar, um bug no núcleo estelar significa uma vez que um validator mudou para o próximo livro-razão, não ajudou adequadamente os nós restantes a completar o anteriorlivro contábil em caso de perda de mensagens. Como resultado, o rede experimentou 67 minutos de inatividade e exigiu coordenação manual por administradores validator para reiniciar. Pior ainda, ao tentar reiniciar a rede, resultaram reconfigurações apressadas simultâneas em vários nós. em uma configuração incorreta coletiva que permitiu que alguns nós divergem, exigindo um desligamento manual desses nós e reapresentação das operações aceitas durante a divergência. Felizmente, esta divergência foi detectada e corrigida rapidamente e não continha transações conflitantes, mas o risco de a rede não aproveitar a interseção de quorum - divisão enquanto continua a aceitar conflitos potencialmente conflitantes transações, simplesmente devido a configuração incorreta - foi feita muito concreto por este incidente. A revisão dessas experiências levou a duas conclusões principais e ações corretivas correspondentes.Pagamentos globais rápidos e seguros com Stellar SOSP '19, 27 a 30 de outubro de 2019, Huntsville, ON, Canadá Crítico, 100% 51% 51% Alto, 67% 51% Médio, 67% 51% Baixo, 67% 51% 51% ... ... ... 51% ... 51% Figura 6. Hierarquia de qualidade do validador. Nós da mais alta qualidade exigem o limite mais alto de 100%, enquanto as qualidades mais baixas são configuradas para o limite de 67%. Nós dentro de um único organização exige uma maioria simples de 51%. 6.1 Complexidade e fragilidade da configuração Stellar expressa fatias de quorum como conjuntos de quorum aninhados que consistem em n entradas e um limite k onde qualquer conjunto de k entradas constitui uma fatia do quórum. Cada uma das n entradas é então uma chave pública validator ou, recursivamente, outro conjunto de quorum. Embora flexíveis e compactos, percebemos o quórum aninhado conjuntos simultaneamente proporcionavam aos operadores de nós muita flexibilidade e pouca orientação: era fácil escrever de forma insegura (ou configurações até mesmo absurdas). Os critérios para agrupamento nós em conjuntos, para organizar subconjuntos em uma hierarquia, e Os critérios para a escolha dos limiares eram insuficientemente claros e contribuíram para falhas operacionais. Não estava claro se deveria tratar um “nível” na hierarquia de conjunto aninhado como um nível de confiança; ou uma organização, ou ambos; muitas configurações no campo misturou esses conceitos, além de especificar perigosos ou limites sem sentido. Portanto, adicionamos um mecanismo de configuração mais simples que separa dois aspectos dos conjuntos de quorum aninhados: agrupamento nós juntos por organização e rotulando cada organização com uma classificação de confiança simples (baixa, média, alta ou crítico). As organizações de nível superior ou superior são obrigadas a publicar arquivos históricos. O novo sistema sintetiza conjuntos de quorum aninhados nos quais cada organização é representada como um Limite de 51% definido e as organizações são agrupadas em conjuntos com limites de 67% ou 100% (dependendo da qualidade do grupo). Cada grupo é uma única entrada no próximo grupo (de qualidade superior), conforme ilustrado na Figura 6. Este modelo simplificado reduz o probabilidade de configuração incorreta, tanto em termos de estrutura dos conjuntos aninhados sintetizados e os limites escolhidos para cada conjunto. 6.2 Detecção proativa de configuração incorreta Em segundo lugar, percebemos que detectar a má configuração colectiva, esperando para observar os seus efeitos negativos, é demasiado tarde. Especialmente no que diz respeito a configurações incorretas que podem divergir – uma modo de falha mais sério do que a parada – a rede precisa ser capaz de detectar erros de configuração imediatamente para que os operadores possam revertê-los antes que qualquer divergência realmente aconteça. Para atender a essa necessidade, construímos um mecanismo no software validator que reúne continuamente o estado de configuração coletiva de todos os pares no fechamento transitivo do nó e detecta o potencial de divergência - ou seja, disjunção. quóruns – dentro dessa configuração coletiva. 6.2.1 Verificando a interseção do quórum Embora coletar fatias de quórum seja fácil, encontrar quóruns disjuntos entre eles é co-NP-difícil [62]. Contudo, adotamos um conjunto de heurísticas algorítmicas e regras de eliminação de casos proposto por Lachowski [62] que verifica instâncias típicas do problema várias ordens de magnitude mais rápido do que custo do pior caso. Na prática, a actual rede os fechamentos transitivos da fatia de quorum são da ordem de 20 a 30 nós e, com as otimizações de Lachowski, normalmente verifica em questão de segundos em uma única CPU. Caso surja a necessidade para melhorar o desempenho, podemos paralelizar a pesquisa. 6.2.2 Verificando configurações arriscadas Detectar que a rede admite quóruns disjuntos é um passo na direção certa, mas sinaliza o perigo desconfortavelmente tarde para uma questão tão crítica. Idealmente, queremos que os operadores dos nós recebam avisos quando a configuração coletiva da rede está apenas se aproximando de um estado de risco. Portanto, estendemos o verificador de interseção de quorum para detectar uma condição que chamamos de criticidade: quando a corrente configuração coletiva está a uma configuração incorreta de um estado que admite quóruns disjuntos. Para detectar criticidade, o verificador substitui repetidamente a configuração de cada organização por uma configuração incorreta simulada do pior caso e, em seguida, executa novamente o verificador de interseção de quorum interno no resultado. Se alguma configuração incorreta crítica existir a um passo de distância do estado atual, o software emite um aviso e relata que a organização representa um risco de configuração incorreta. Estas mudanças dão à comunidade de operadores duas camadas aviso e orientação para isolar contra as piores formas de má configuração coletiva.

Avaliação

Para entender a adequação de Stellar como pagamento global e rede comercial, avaliamos o estado da rede pública e realizou experimentos controlados em um laboratório experimental privado rede. Nós nos concentramos nas seguintes questões: • Qual é a aparência da topologia da rede de produção? Quantas mensagens são transmitidas em média e como o SCP experimenta tempos limite? • O consenso e as latências de atualização do razão permanecem independentes do número de contas?SOSP '19, 27 a 30 de outubro de 2019, Huntsville, ON, Canadá Lokhava et al. • Como as latências são afetadas pelo aumento de (a) transações por segundo (e, consequentemente, transações por razão) e (b) o número de nós validator? • Qual é o custo de execução de um nó em termos de CPU, memória e largura de banda da rede? As redes de pagamento têm taxas de transação baixas em comparação para outros tipos de sistema distribuído. Os principais blockchains, Bitcoin e Ethereum, confirme até 15 transações/segundo, menos de Stellar. Além disso, esses sistemas levam minutos para uma hora para confirmar uma transação com segurança, porque a prova de trabalho exige a espera pela mineração de vários blocos. O A rede SWIFT não blockchain teve uma média de apenas 420 transações por segundo em seu dia de pico [14]. Escolhemos, portanto, para comparar nossas medições com a meta de 5 segundos intervalo de contabilidade, um alvo mais agressivo. Nossos resultados mostram que as latências estão confortavelmente abaixo deste limite, mesmo com várias otimizações não implementadas ainda em andamento. 7.1 Âncoras Os ativos mais negociados por volume incluem moeda (por exemplo, 3 USD âncoras, 2 CNY), uma âncora Bitcoin, um título garantido por imóveis token [92] e uma moeda no aplicativo [8]. Âncoras diferentes têm políticas diferentes. Por exemplo, uma âncora em USD, Stronghold, define auth_reqired e exige um processo conheça seu cliente (KYC) para cada conta que possui seu ativos. Outro, AnchorUSD, vamos receber e negociar seus dólares americanos (tornando literalmente possível enviar US$ 0,50 para o México em 5 segundos com uma taxa de US$ 0,000001). No entanto, AnchorUSD exige KYC e taxas para comprar ou resgatar seus dólares americanos com transferências bancárias convencionais. Nas Filipinas, onde regulamentações bancárias são mais flexíveis para pagamentos recebidos, coins.ph suporta saques de PHP em qualquer caixa eletrônico [36]. Além da segurança token mencionada acima e da moeda no aplicativo, há uma variedade de tokens não monetários que variam de títulos comerciais [22] e créditos de carbono [85, 96] para mais ativos esotéricos, como um token que incentiva a colaboração reintegração de posse do carro [35]. 7.2 Rede pública No momento em que este livro foi escrito, havia 126 nós completos ativos, 66 dos quais participar do consenso assinando mensagens de voto. Figura 7 (gerado por [5]) visualiza a rede, com uma linha entre dois nós se um aparecer nas fatias de quorum do outro e um linha azul mais escura para mostrar dependência bidirecional. No center é um cluster de 17 “validators” de fato de primeiro nível administrado por SDF, SatoshiPay, LOBSTR, COINQVEST e Keybase. Há quatro meses, antes dos acontecimentos da Secção 6, houve havia 15 nós sistemicamente importantes: 3 de aparentemente organizações de nível um e vários singletons aleatórios. O o gráfico também parecia muito menos regular. Portanto, o novo mecanismo de configuração e/ou melhores decisões do operador parecem contribuir para uma topologia de rede mais saudável. Sem grandes recursos financeiros (e correspondentes Figura 7. Mapa de fatia de quórum obrigações), teria sido difícil recrutar 5 níveis um organizações desde o início, no entanto. Isso sugere quórum fatias desempenham um papel útil na inicialização da rede: qualquer um pode junte-se com o objetivo de se tornar um player importante porque não há guardiões para o acordo entre pares. Existem atualmente mais de 3,3 milhões de contas no livro razão. Acabou um período recente de 24 horas, Stellar teve uma média de 4,5 transações e 15,7 operações por segundo. Revendo livros contábeis recentes, a maioria as transações parecem ter uma única operação, enquanto a cada poucas livros, vemos transações contendo muitas operações que parecem vir de formadores de mercado que gerenciam ofertas. O os tempos médios para alcançar consenso e atualizar o livro foram 1061ms e 46ms, respectivamente. Os percentis 99 foram 2252 ms e 142 ms (o primeiro refletindo um tempo limite de 1 segundo na seleção do líder de nomeação). Observe que o desempenho do SCP é principalmente independente de transações por segundo, uma vez que SCP concorda com um hash de muitas transações arbitrárias. É mais provável que gargalos surjam da propagação de candidatos transações durante a nomeação, execução e validação transações e mesclagem de buckets. Ainda não precisamos para paralelizar o processamento de transações do Stellar-Core em vários núcleos de CPU ou unidades de disco. Também avaliamos o número de mensagens SCP transmitidas na rede de produção. No caso normal com um único líder eleito para indicar um valor, esperamos sete mensagens a serem transmitidas: duas mensagens para votar e aceitar um nomedeclaração nate, duas mensagens para aceitar e confirmar uma declaração de preparação, duas mensagens para aceitar e confirmar uma declaração de commit e, finalmente, uma mensagem externalizada (enviado depois de enviar um novo livro-razão para o disco para ajudar os retardatários alcançar). A implementação combina confirmar commit e externalizar mensagens como uma otimização, uma vez que é seguro externalizar um valor após ele ser confirmado. Em seguida, analisamos as métricas coletadas em uma produção Stellar validator. Acabou ao longo de 68 horas, foram emitidas 1,3 mensagens/segundo, em média de 6 a 7 mensagens por livro-razão. Notamos que o total

Pagamentos globais rápidos e seguros com Stellar SOSP '19, 27 a 30 de outubro de 2019, Huntsville, ON, Canadá Percentil Número de tempos limite Nomeação Votação 75% 0 0 99% 1 0 Máx. 4 1 Figura 8. Tempos limite por razão superior a 68 horas contagem de mensagens transmitidas por validators é maior, pois em além das mensagens de votação federada, os nós também transmitem quaisquer transações sobre as quais tomem conhecimento. A Figura 8 mostra os tempos limite experimentados por uma produção validator durante um período de 68 horas. Os tempos limite de nomeação são uma medida da (in)eficácia da função eleitoral do líder, enquanto o tempo limite da votação depende muito da rede e possíveis atrasos nas mensagens. Os tempos limite são consistentes com o número de mensagens emitidas: seis mensagens no melhor cenário, e pelo menos sete mensagens se uma rodada de nomeação adicional for necessária. 7.3 Experimentos controlados Realizamos experimentos controlados em recipientes embalados em Instâncias c5d.9xlarge do Amazon EC2 com 72 GiB de RAM, 900 GB de SSD NVMe e 36 vCPUs. Cada instância estava em na mesma região EC2 e tinha largura de banda fixa de 10 Gbps. Usamos SQLite como loja. (Stellar também suporta PostgreSQL, mas isso tem tarefas assíncronas que injetam ruído nas medições.) Stellar fornece uma consulta de tempo de execução integrada, generateload, que permite gerar carga sintética em um alvo específico transação/segunda taxa. Embora Stellar suporte vários recursos de negociação, como carteira de pedidos e caminho entre ativos pagamentos, nos concentramos em pagamentos simples. A confirmação de transações consiste em várias etapas, por isso registrou as medições para cada um dos seguintes: • Nomeação: tempo desde a nomeação até a primeira preparação • Votação: tempo desde a primeira preparação até a confirmação de um votação confirmada • Atualização do razão: hora de aplicar o valor de consenso • Contagem de transações: transações confirmadas por razão Cada um de nossos experimentos foi definido por três parâmetros: o número de lançamentos de conta no razão, a quantidade de carga (na forma de pagamentos XLM) enviada por segundo, e o número de validators. Configuramos cada validator saber sobre todos os outros validator (o pior cenário para SCP), com fatias de quórum definidas para qualquer maioria simples de nós (de modo a maximizar o número de quóruns diferentes). Linha de base Nosso experimento de linha de base mediu Stellar com 100.000 contas, quatro validators e a geração de carga taxa de 100 transações/segundo. Observamos em média 507 transações por razão, com desvio padrão de 49 (9,7%). Observe que nenhuma transação foi descartada; o leve 105 106 107 0 500 1.000 1.500 2.000 Contas Latência [ms] Atualização do razão Votação Nomeação Figura 9. Latência à medida que o número de contas aumenta a variação é devida a limitações de programação do gerador de carga. Observamos que o número de transações por razão foi consistente com nossa taxa de geração de carga, dado o razão fechando a cada 5 segundos. Nomeação, votação e registro atualização mostrou latências médias de 82,53 ms, 95,96 ms e 174,08ms, respectivamente. Observamos que a latência de nomeação O percentil 99 está consistentemente abaixo de 61 ms, com ocasionais picos de aproximadamente 1 segundo, correspondendo à primeira etapa na função de tempo limite de seleção do líder. Dado o desempenho da linha de base, analisamos os efeitos de variar cada um dos parâmetros de configuração do teste. Contas Os dados da Figura 9 sugerem que Stellar escala bem como o número de contas aumenta. Geração de teste contas tornou-se um processo demorado, pois a criação de buckets e a fusão nos impediu de simplesmente preencher o banco de dados com contas diretamente via SQL. Por isso, conduzimos nosso experimentos para até 50 milhões de contas. Enquanto houver impacto mínimo no consenso e nas latências de atualização do razão, notamos que o aumento de contas cria uma sobrecarga de mesclando baldes, que ficam maiores. Taxa de transação A taxa de transação afeta a quantidade de multicast de tráfego entre validators, o número de transações incluídas em cada razão e o tamanho do nível superior baldes. Para entender os efeitos do aumento das transações load, realizamos um experimento com 100.000 contas e 4 validators. A Figura 10 mostra o crescimento lento na latência de consenso, enquanto a maior parte do tempo foi gasta atualizando o razão. Não é de surpreender que, à medida que o conjunto de transações aumenta de tamanho, leva mais tempo para confirmá-lo no banco de dados. Notamos também que a latência de atualização do razão depende fortemente da implementação, e é afetado pela escolha do banco de dados. Nós validadores Para ver como aumentar o número de níveis validatorsafeta o desempenho, realizamos experimentos com 100.000 contas, 100 transações/segundo e um número variável de validators de 4 a 43. Todos os validators apareceram em todas as fatias de quorum de validators; fatias de quórum menores seriam têm um impacto menor no desempenho.SOSP '19, 27 a 30 de outubro de 2019, Huntsville, ON, Canadá Lokhava et al. 100 150 200 250 300 350 0 500 1.000 1.500 2.000 Carregar [transações/segundo] Latência [ms] Atualização do razão Votação Nomeação Figura 10. Latência à medida que a carga da transação aumenta 10 20 30 40 0 500 1.000 1.500 2.000 Validadores Latência [ms] Atualização do razão Votação Nomeação Figura 11. Latência conforme o número de nós aumenta Alterando o número de nós de validação na rede afeta o número de mensagens SCP trocadas, bem como o número de valores potenciais durante a nomeação. Figura 11 mostra o tempo de nomeação crescendo a uma taxa relativamente pequena. Embora os dados sugiram que a votação é o gargalo, acredito que muitos problemas de escala podem ser resolvidos melhorando Rede de sobreposição de Stellar para otimizar o tráfego de rede. Como esperado, a latência de atualização do razão permaneceu independente de o número de nós. Taxa de fechamento Por último, queríamos medir o desempenho ponta a ponta de Stellar medindo a frequência com que os livros contábeis são confirmados e se Stellar atinge sua meta de 5 segundos sem descartando qualquer transação. Observamos o razão médio próximo tempos de 5,03 s, 5,10 s e 5,15 s à medida que aumentamos a conta entradas, taxa de transação e número de nós, respectivamente. Os resultados sugerem que Stellar pode fechar livros contábeis de forma consistente sob alta carga. 7.4 Executando um validator Uma das características importantes de Stellar é o baixo custo de executando um validator, como as âncoras devem ser executadas (ou contratadas) validators para impor finalidade. O SDF executa três validators de produção, todos em instâncias c5.large da AWS, que possuem dois núcleos, 4 GiB de RAM e CPU Intel(R) Xeon(R) Platinum 8124M @ Processadores de 3,00 GHz. Inspecionando o uso de recursos em um dessas máquinas, observamos o processo Stellar usando cerca de 7% da CPU e 300 MiB de memória. Em termos de tráfego de rede, com 28 conexões a pares e tamanho de quorum de 34, as taxas de entrada e saída eram de 2,78 Mbit/s e 2,56 Mbit/s, respectivamente. Hardware necessário para executar tal processo é barato. No nosso caso, o custo é de US$ 0,054/hora ou cerca de US$ 40/mês. 7,5 Trabalho futuro Esses experimentos sugerem que Stellar pode facilmente escalar de 1 a 2 pedidos de magnitude além do uso atual da rede. Porque o as demandas de desempenho têm sido tão modestas até o momento, Stellar deixa espaço para muitas otimizações diretas usando técnicas bem conhecidas. Por exemplo, transações e SCP mensagens são transmitidas por validators usando uma inundação ingênua protocolo, mas idealmente deveria usar protocolo mais eficiente e estruturado multicast ponto a ponto [30]. Além disso, bancos de dados pesados o tempo de atualização do razão pode ser melhorado por meio de técnicas padrão de lote e pré-busca.

Conclusão

Os pagamentos internacionais são caros e demoram dias. Fundo a custódia passa por múltiplas instituições financeiras, incluindo bancos correspondentes e serviços de transferência de dinheiro. Como cada salto deve ser totalmente confiável, é difícil para novos novos participantes ganhem participação de mercado e concorram. Stellar mostra como enviar dinheiro para todo o mundo de forma barata em segundos. O A principal inovação é um novo protocolo de acordo bizantino de adesão aberta, SCP, que aproveita a estrutura peer-to-peer da rede financeira para alcançar um consenso global sob um nova hipótese da Internet. SCP permite que Stellar confirme atomicamente transações irreversíveis entre participantes arbitrários que não conhecem ou confiam um no outro. Isso, por sua vez, garante aos novos participantes o acesso aos mesmos mercados estabelecidos jogadores, torna seguro obter a melhor troca disponível taxas mesmo de formadores de mercado não confiáveis, e dramaticamente reduz a latência de pagamento. Agradecimentos Stellar não estaria onde está hoje sem o início liderança de Joyce Kim ou as tremendas contribuições de Scott Fleckenstein e Bartek Nowotarski na construção e mantendo o horizonte, o Stellar SDK e outras peças importantes do ecossistema Stellar. Agradecemos também a Kolten Bergeron, Henry Corrigan-Gibbs, Candace Kelly, Kapil K. Jain, Boris Reznikov, Jeremy Rubin, Christian Leme, Eric Saunders, Torsten Stüber, Tomer Weller, os revisores anônimos e nossa pastora Justine Sherry por seus comentários úteis sobre rascunhos anteriores. Isenção de responsabilidade A contribuição do Professor Mazières para esta publicação foi como consultor remunerado e não fez parte de seu trabalho. Deveres ou responsabilidades da Universidade de Stanford.

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