V神詳述：如何實現99%的容錯共識_LIBRA:以太坊

很長一段時間以來，我們一直聽說在同步網絡中,實現50%容錯的共識是有可能的。在同步網絡中，任何可信節點廣播的消息都可以保證在某個已知時間段內被所有其它可信節點接收。

如果攻擊者超過50%，他們就可以執行“51%攻擊”，對于區塊鏈上同類型的任何算法都有可能出現類似的情況。

我們也一直聽過這樣的說法：如果你想放松同步假設，并且擁有一種“異步下安全”的算法，最大可達到的容錯率可下降到33%(PBFT、CasperFFG等都屬于此類)。

然而，如果添加更多假設(具體來說，你不僅需要觀察者來關注那些不積極參與共識但關心其輸出的用戶，也要積極地關注共識，而不僅僅是在結果出現后下載其輸出)，這樣可以把容錯率一路提高到99%嗎?

事實上，這一點早已人盡皆知。萊斯利·蘭伯特1982年在著名的談及“拜占庭一般問題”的論文中包含了對算法的描述。下面我將嘗試用簡化的形式重新來描述和表述這個算法。

假設有N個參與共識的節點，每個人都提前同意這些節點代表誰(根據上下文，它們可以由可信方選擇，或者如果需要更強的去中心化程度，可以通過一些工作證明或利害關系進行證明)。

V神：有計劃將主節點從Moria礦區轉移到Cirith Ungol:金色財經報道，以太坊創始人V神在推特中做你問我答節目，在回答以太坊核心開發者、EIP-1559聯合作者eric.eth關于ETH 2.0的相關問題時，V神表示，是的，有一個計劃是將主節點從Moria礦區轉移到Cirith Ungol，但不幸的是，這個計劃被推遲了，因為莫里亞仍然有14天的隔離期。[2021/9/2 22:54:14]

我們把這些節點標記為0…N-1。另外，還假設網絡延遲和時鐘差異上有一個已知的限制D。（例如，D=8秒)。每個節點都有能力在T時刻發布值(惡意節點當然可以早于T或晚于T地發布值)。

所有節點等待(N-1)?D秒，運行如下進程。定義x:i為“節點i簽名的值x”，x:i:j為“節點i簽名的值x，并且x與j一起簽名”，等等。在第一階段發表的提案將采用v的形式:i的形式為一些v和i，其中包括提出該提案的節點的簽名。

如果一個驗證器i收到一些消息v:i:…:i，其中?i:…:i是已經按順序對消息進行了簽名的索引列表（只是v本身會算作k=0,而v:i則為k=1),那么驗證程序檢查(i)的時間將小于Tk?D,同時他們尚未看到包含以下內容的有效消息;如果兩項檢查均通過了，則會發布v:i:…:i:i。

V神等發起EIP-3675提案以將共識升級為權益證明:金色財經報道，7月22日，以太坊2.0客戶端Teku的Mikhail Kalinin、以太坊基金會核心開發人員Danny Ryan及V神（Vitalik Buterin）發起EIP-3675提案，以將共識升級為權益證明。該提案目前仍是草稿。提案表示，該EIP棄用了工作量證明 (PoW)，并用由信標鏈驅動的新的權益證明共識機制 (PoS) 取而代之。提出該提案的動機為，信標鏈網絡自2020年12月開始運行，在此期間未檢測到安全和活性故障。長期無故障運行證明了信標鏈系統的可持續性，也見證了它準備開始驅動并成為以太坊主網的安全提供者。[2021/7/23 1:10:21]

在T(N-1)?D時，節點停止監聽。此時，就可以保證所有的可信節點都“有效地看到了”相同的一組值。

如果問題要求選擇一個值，則可以使用一些“選擇”函數從他們看到的值中選擇一個值。然后節點可以就該值達成共識。

現在，讓我們來探究一下為什么這種方式有效。我們需要證明的是,如果一個誠實節點看到了特定的值,然后其它的誠實節點也看到該值(如果我們證明了這一點,那么我們知道所有誠實節點都看到了同一組值,因此如果所有誠實節點都運行相同的選擇功能,他們會選擇相同的值)。

聲音 | V神：Libra當前面臨隱私問題 同時其也成為政府的警鐘:據AMBCrypto今日消息，V神談論Libra時表示，Libra目前的工作模式實希望客戶將貨幣存放在保管錢包中，這不僅從隱私的角度看是不好的，而且因為它與現有的傳統金融體系沒有什么不同，在傳統金融體系中，公司必須進行一個客戶識別的過程。V神認為這對Libra來說可能是個大問題。他解釋說,

“在這種情況下，某家公司總是有可能制造出一種不進行這種程序的錢包，可能有人會用它來洗錢。”然而，V神也明確表示，由于Libra還沒有發布，它仍然可以在正式發布之前做好在這些方面工作。

同時但他也稱Libra是“政府的警鐘”。他表示，像Libra這樣的項目對政府來說就像一個警鐘，因為政府現在意識到，如果不修改主權貨幣的技術，他們將面臨競爭。因此，現在可以看到很多人對創建一種主權數字貨幣感興趣。[2019/9/15]

假設任何誠實節點收到一條消息v:i:…i，他們認為是有效的。在時間Tk?D之前到達)，假設x是另一個誠實節點的索引。x要么是i的一部分:…要么不是。

動態 | V神思考短期用BCH和ETC區塊鏈作為ETH數據層:7月13日，在以太坊研究博客上，Vitalik Buterin發文表示，1年多以后，可擴展數據層將成為ETH 2.0，因為其計劃的10 MB /秒數據吞吐量遠高于任鏈何現有區塊鏈。從短期來看，我們可以通過使用現有的區塊鏈(尤其是那些每字節的交易費用低于ETH的區塊鏈)作為數據層，立即開始研究這些技術。BCH完全符合這個標準，原因如下：高數據吞吐量、費用非常低、已經擁有了在ETH內部驗證BCH塊所需的所有機制、BCH社區似乎對使用BCH鏈的人友好。BCH鏈的主要弱點是10分鐘的阻滯時間。另一個選擇是ETC鏈，因為它具有更快的14秒塊時間； 然而，它具有比BCH更低的可擴展性，并且驗證等工作證明要困難得多。[2019/7/15]

在第一種情況下(對于此消息，x=i),我們知道誠實節點x已經廣播該消息,他們這樣做是為了響應他們在時間T·D之前收到的帶有j-1簽名的消息。此時他們廣播了他們的消息,那么所有誠實節點一定都會在時間Tj?D前收到消息。

以太坊創始人V神：以太坊的治理模式并非有缺陷，只是溝通不暢: 據Coindesk，一月份以太坊改進方案EIP 867公布后，開發人員展開了激烈的討論。周五，以太坊創始人Vitalik Buterin在開發者會議上表示，他個人認為，以太坊的治理模式并非有缺陷，只是溝通不暢。根據V神的說法，例如有爭議的EIP 867，在與平臺的實時代碼合并之前所經歷的流程建議不明確。以太坊Mist瀏覽器的開發者Alex van de Sande提出了另一項提供拒絕資金回收標準的提案，該提案向社區表明，社區成員可以提出有爭議的提案，一個標準參與另一個標準，兩者都可以批準為草案。V神表示贊同這是更聰明的一種方式。[2018/2/24]

在第二種情況下，由于誠實節點在時間Tk?D之前看到消息，那么它們就會用自己的簽名傳播消息，并保證包括x在內的所有人都會在時間T(k1)?D之前看到它。

注意，該算法使用添加自己簽名的行為作為消息超時的一種“碰撞”。正是這種能力保證了一個誠實的節點如果及時看到了消息，那它們也可以確保其它所有節點也能及時看到消息，因為“準時”的定義增加的時間超過了每添加一個簽名的網絡延遲。

在一個節點是誠實的情況下，我們能否保證被動的觀察者(比如關心結果的非共識參與節點)也可以看到結果。

按照計劃，存在一個問題。假設一個指揮官和k(惡意)驗證器的某個子集生成一條消息v:i:…i，并且在Tk?D前廣播給一些受害者，受害者認為消息是“準時”,但當他們轉發時,消息只會在Tk?D之后達到所有的已經協商一致的誠實節點,而所有協商一致的誠實節點將會拒絕它。

但我們可以堵住這個洞，提出一個新的約束：要求D在兩倍的網絡延遲加上時間差。然后我們給觀察者一個不同的超時:觀察者接受v:i:…i必須在T(k-0.5)?D之前。

現在，假設觀察者看到一條消息并接受了它。他們能夠在時間Tk?D之前將其廣播到一個誠實節點,并且誠實節點將發布帶有簽名的消息,該消息將在TD(k0.5)之前到達所有其它觀察者，同時帶有k1個簽名的消息將會超時。

改進其它共識算法

理論上講，上述算法可以作為獨立的共識算法使用，甚至可以用于運行權益證明的區塊鏈。

第N1輪共識的驗證器集合本身可以在第N輪共識中被決定(例如，每輪共識也可以接受“存款”和“取款”交易，如果接受并正確簽名，將添加或刪除驗證器后進入下一輪)。

需要添加的主要額外成分是另一種機制，用于決定允許提議區塊的提名者(例如。每輪可以有一個指定的提名者)。它也可以被修改為用作工作證明的區塊鏈，允許參與共識的節點通過公鑰發布工作解決方案的證明，同時通過簽名實時地“聲明自己”。

然而，同步假設是非常強大的，所以我們希望在不需要超過33%或50%容錯的情況下，無需同步假設也能工作。有一種方法可以做到這一點。

假設我們有一些其它的共識算法(例如，PBFT,CasperFFG，基于鏈的PoS)，其輸出可以被偶爾在線的觀察者看到(我們稱之為閾值依賴的共識算法，而上文所述的算法我們稱之為延遲依賴的共識算法)。

假設閾值依賴的共識算法持續運行，在一種模式下，它將不斷地“確定”新的區塊到鏈上。例如:每一個最終值都將指向一個“父”;如果有一個指針序列a→…→B，我們稱A為B的后裔。

我們可以在這種結構上改進依賴于延遲的算法，讓總是在線的觀察者能夠訪問檢查點上的一種“有可能結果”，容錯性約為95%。

每當時間達到4096秒的倍數時，我們就運行依賴于延遲的算法，選擇512個隨機節點來參與算法。

一個有效的建議是由閾值相關算法最終確定的任何有效的值鏈。如果一個節點在時間Tk?D(D=8秒)之前看到有k個簽名的某個最終值，則接受該鏈進入它的已知鏈集中，并添加自己的簽名進行重新廣播它;觀察者像以前一樣使用T(k-0.5)?D的閾值。

最后使用的“選擇”函數很簡單:

忽略不是在前一輪中已經商定的最終確定值的后代的值

忽略最終的無效值

在兩個有效的最終值中進行選擇時，選擇哈希值較低的那個

如果5%的驗證器是誠實的,那么隨機選擇的512個節點中，只有大約1萬億分之一的機會是誠實的，因此當上述算法工作，將會協調得出單一最終值的節點。

如果閾值依賴的共識算法的容錯性被滿足(通常50%或67%的節點是誠實的)，那么閾值依賴的共識算法將不會確定任何新的檢查點，或者它將確定最終彼此兼容的新檢查點(例如，每個檢查點都指向前一個檢查點作為父檢查點)。

因此，參與依賴于延遲的算法的節點不會同意它們接受的值，它們接受的值仍然保持為同一鏈的一部分，不存在沒有實際的分歧。一旦延遲在未來的某個回合恢復正常，依賴于延遲的共識將恢復“同步”。

如果依賴閾值和依賴延遲的共識算法的假設同時被打破(或在連續的兩輪中被打破)，那么算法就會分解。例如,假設在一輪中,閾值依賴共識最終確定Z→X→Y，而延遲以來共識在X,Y之間意見不一，那么共識將會在不達成協議情況下結束。下一輪閾值依賴共識將會在最終確定W不源于X，且X不源于Y的情況下結束;在依賴延遲的共識中，同意Y的節點不會接受W，而同意X的節點會。然而，這是不可避免的;異步下的安全共識是不可能的。

容錯是拜占庭容錯理論中一個眾所周知的結論，就像很多的不可能事件一樣，容錯甚至在觀察器離線情況下允許同步假設。

作者：VitalikButerin

翻譯|Katie責編|晉兆雨

原文鏈接：

https://hackernoon.com/how-to-achieve-99percent-fault-tolerant-consensus-n25b31m

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