ეს არის სატოში ნაკომოტოს ნაშრომი „Bitcoin- A peer-to-peer electronic cash system”, რომელმაც საფუძველი ჩაუყარა ბლოკჩეინ ტექნოლოგიასა და კრიპტოვალუტებს იმ სახით, რომლითაც დღეს ჩვენ მას ვიცნობთ. პირველი წაკითხვით, უამრავი ტერმინი და კონცეფცია გაუგებარი იქნება. ჩვენ სწორედ ამ ნაშრომით დავიწყეთ ამ თემის შესწავლა და არაერთხელ მივუბრნდით მას. თუ სიღრმისეულად გსურთ ბლოკჩეინ ტექნოლოგიის შესწავლა, გირჩევთ, ყოველი ახალი მნიშვნელოვანი კონცეფციის გააზრების შემდეგ მოუბრუნდეთ ამ ნაშრომს და ყოველ ჯერზე აღმოაჩენთ ახალ საიდუმლოს რომელსაც იგი ინახავს. ცხადია, შინაარსის გარკვეული ნაწილი შეიძლება თარგმანში დაიკარგოს, ამიტომ თუ საკმარისად კარგად იცით ინგლისური, სჯობს ნაშრომს გაეცნოთ ორიგინალშიც. (https://bitcoin.org/bitcoin.pdf)
CryptoZ გუნდი გისურვებთ წარმატებას!
ნაშრომის მიმოხილვა
ელექტრონული ფულის ეს ვერსია (peer-to-peer) შესაძლებელს გახდის, ონლაინ გადახდები შესრულდეს პირდაპირ ორ მხარეს შორის, ყველა ფინანსური ინსტიტუტის გვერდის ავლით. ციფრული ხელმოწერები უზრუნველყოფს ამ პრობლემის ნაწილობრივ გადაჭრას, მაგრამ თუ ისევ საჭირო გახდება, რომ ორივე მხარე ენდოს ცალკე მდგომ მესამე მხარეს, რათა მათ შორის არ მოხდეს ორჯერადი-ხარჯვა, მაშინ ელექტრონული ფულის ამ ვერსიის ყველა უპირატესობა იკარგება.
ჩვენ გთავაზობთ ორმაგი ხარჯვის პრობლემის გადაჭრას თანასწორუფებიანი (peer-to-peer) ქსელის მეშვეობით.
ქსელში ყველა ტრანზაქცია დროითაა დაშტამპული, შემდგომ ეს ტრანზაქციები დაჰაშულია უწყვეტ ჰაშზე დაფუძნებულ სამუშაოს შესრულების მტკიცებულების (hash-based-proof of work) ჯაჭვში. ჩაწერილი/დაჰაშული ინფორმაციის შეცვლა შესაძლებელია მხოლოდ იმ შემთხვევაში, თუ თავიდან დავჰაშავთ სამუშაოს შესრულების მტკიცებულების ჯაჭვს. დაჰაშული ტრანზაქციების ყველაზე გრძელი უწყვეტი ჯაჭვი არის მტკიცებულება იმისა, რომ იგი დაიჰაშა ყველაზე მძლავრი პროცესორების ერთობლიობით. სანამ ამ პროცესორების ძალა არის მართული დეცენტრალიზებული ნოდების მიერ, რომლებსაც არ აქვთ განზრახული, რომ თავს დაესხან ქსელს, მაშინ ისინი შექმნიან დაცულ, უწყვეტ დაჰაშული ტრანზაქციების ჯაჭვს (ნოდი შეგვიძლია განვიხილოთ როგორც ქსელში ჩართული კომპიუერ). ის იქნება თავდამსხმელების პროცესორებზე მეტი, ანუ მინიმუმ ქსელში ჩართული ყველა ნოდის 51%. ყველა ნოდს შეუძლია ჩაერთოს და გამოერთოს ქსელიდან ნებისმიერ დროს თავისი ნებით, გამოთიშვიდან უკან ჩართვის შემთხვევაში კი, მათ მოუწევთ დაადასტურონ ყველაზე გრძელი დადასტურებული ჯაჭვი, რომელიც დაიჰაშა მათ არყოფნაში, ანუ ეს ყველაზე გრძელი ჯაჭვი არის დასტური იმისა, თუ რა მოხდა მანამდე.
1. შესავალი
ბოლო ხანებში ინტერნეტ ფულადი გადარიცხვები მთლიანად დამოკიდებულია უკვე არსებულ ფინანსურ ინსტიტუტებზე. გამოდის, რომ ნდობა მთლიანად ეკისრება მესამე მხარეს, რათა ეს ელექტრონული გადარიცხვები შესრულდეს. ეს მოდელი უმეტესი ტრანზაქციებისთვის დღემდე კარგად მუშაობს, მაგრამ არსებობს პრობლემები, რომლებიც ჩნდება ნდობაზე დამყარებულ სისტემებში. ასეთ სისტემაში არ არსებობს შეუქცევადი ტრანზაქციები, რადგან ადამიანებს ყოველთვის შეუძლიათ ჩაერიონ, როგორც მესამე პირი და ტრანზაქციები შექცევადი გახადონ ( მაგალითად გააუქმონ ტრანზაქცია) ნებისმიერ დროს. მესამე მხარის (მაგალითად ბანკის) შუამავლობა ზრდის ტრანზაქციის ხარჯებს, ზღუდავს მიკრო ტრანზაქციების შესაძლებლობას და ამცირებს ჩვეულებრივი ტრანზაქციების მოცულობას. ტრანზაქციების შექცევადობა კიდევ უფრო ავრცელებს ნდობის საჭიროებას. ამის გამო, გამყიდველები ფრთხილად უნდა იყვნენ თავიანთ კლიენტებთან, რადგან მოუწევთ მათი შეწუხება ისეთი ინფორმაციისთვის, რაც მათ არ დასჭირდებოდათ სხვაგვარად. ასეთ სისტემაში, გაყალბების გარკვეული დონე ყოველთვის არსებობს. ზემოთ მოცემული ხარჯები და გაურკვევლობები გვარდება მხოლოდ პირისპირ ნაღდი ფულის (ქეშის) გაცვლისას, მაგრამ დღემდე არ არსებობს მექანიზმი ონლაინ ტრანზაქციებისთვის, რომელიც მოსპობს ნდობით აღჭურვილი მხარის საჭიროებას. საჭირო არის ელექტრონული გადახდის სისტემა, რომელიც დაფუძნებულია კრიპტოგრაფიულ მტკიცებულებაზე ნდობის ნაცვლად. ის საშუალებას მისცემს ნებისმიერ ორ მხარეს, დაუყოვნებლივ გადაცვალონ, რაც უნდათ, მესამე პირის ნდობის საჭიროების გარეშე. ტრანზაქციები, რომელთა შექცევადობაც იქნება წამგებიანი და არაპრაქტიკული, დაიცავს გამყიდველებს თაღლითობისგან. ამასთანავე, ადვილად მოხერხდება უწყვეტი ესქროუ მექანიზმების განხორციელება მყიდველების დასაცავად. ამ დოკუმენტში, ჩვენ ვთავაზობთ გამოსავალს ორმაგი ხარჯვის პრობლემის გადასაჭრელად, რომელიც გულისხმობს ტრანზაქციების ჩაწერას უწყვეტ და დროით ქრონოლოგიურ ჯაჭვში. მისი სიზუსტის მტკიცებულება მოხერხდება მოცემული კომპიუტერული გამოთვლებით. ეს სისტემა უსაფრთხოა მანამ, სანამ ნოდები აკონტროლებენ უფრო მეტ პროცესულ რესურსს, ვიდრე თავდამსხმელი ნოდები.
2. ტრანზაქციები
მოდით ელექტრონული მონეტა (მონეტები) მივიჩნიოთ, როგორცციფრული ხელმოწერების/კოდების ერთობლიობა. თითოეული მომხმარებელი მონეტის გადარიცხვისას ციფრულადაღწერს წინა ტრანზაქციის ჰაშს და მიმღების საჯარო გასაღებს, რომელიც შემდგომ იწერება ამ მონეტის (კოდების ერთობლიობის) ბოლოს. მიმღებს საშუალება ეძლევა, დაადასტუროს, თუ ვის ეკუთვნის მონეტაციფრული ხელმოწერების ჯაჭვის შემოწმებით.
"Bitcoin - A peer to peer electronic cash system"
Satoshi Nakamoto
ბიტკოინის
Whitepaper
პრობლემა რა თქმა უნდა, ის არის, რომ მიმღებს არ შეუძლია გადაამოწმოს, გამომგზავნმა მონეტაორჯერ დახარჯა თუ არა. ამ პრობლემის აპრობირებული გადაჭრის გზა არის ცენტრალური სერვერის, ან ერთეულის, დანერგვა, რომელიც შეამოწმებს ყველა ტრანზაქციას, რათა არავინ დახარჯოს ორჯერ თავისი მონეტები. ყოველი ტრანზაქციის შემდეგ მონეტა უნდა დაუბრუნდეს სერვერს, რათა ახალი მონეტა გამოიცეს. ამ შემთხვევაში მხოლოდ ის გამოცემული მონეტები არის სანდო, რომელიც ცენტრალურმა სერვერმა გამოუშვა და ისინი არ არის დახარჯული ორჯერ ან მეტჯერ. პრობლემაა ისაა, რომ ამ შემთხვევაშიც მთელი ფულის სისტემის ბედი დამოკიდებულია ცენტრალურ, გარე კომპანიაზე, და ყველა ტრანზაქცია მათი მეშვეობით უნდა იქნას შესრულებული ისევე, როგორიც, მაგალითად, ბანკის მიერ.
ჩვენ გვჭირდება, ვიპოვოთ რაიმე მეთოდი, რათა მიმღებს შეეძლოს, იცოდეს, დახარჯა თუ არა წინა მესაკუთრემ თავისი მონეტები, ან გამოიყენა თუ არა ორჯერ თავისი ციფრული ხელმოწერა. ჩვენი მიზნების მისაღწევად უბრალოდ ვთვლით სულ ყველაზე პირველ ტრანზაქციას, როგორც ნამდვილს, ხოლო ამის შემდგომ არ ვაქცევთ ყურადღებას იმას, დაეხარჯა თუ არა ტრანზაქციებს მონეტები ორმაგად. ერთადერთი გზა ტრანზაქციების ნამდვილობის დასადასტურებლად ისაა, ვიცოდეთ ქსელის ყველა ტრანზაქცია. ცენტრალურ სერვერზე დაფუძნებულ მოდელში სერვერმა იცის ყველა ტრანზაქცია და ამის მიხედვით წყვეტს, თუ რომელი გატარდა პირველად. ამ მიზნის მისაღწევად ოპერაციები საჯაროდ უნდა გამოცხადდეს, რათა გამოირიცხოს სანდო მხარის საჭიროება. ჩვენ გვჭირდება, რომ სისტემის მონაწილეები დაეთანხმონ იმ ტრანზაქციების თანმიმდევრობის ერთიან ისტორიას, რომელიც მათ შეასრულეს. მიმღებს სჭირდება მტკიცებულება, რომ თითოეული ტრანზაქციის დროს, ნოდების უმრავლესობა თანხმდებოდეს, თუ რომელი ოპერაცია გატარდა პირველი.
3. დროით დანიშნული სერვერი
დროით დანიშნული სერვერი ნიშნავს ყველა ბლოკის ჰაშს დროის ქრონოლოგიის მიხედვით და შემდეგ გადასცემს მიღებულ ჰაშს ყველა ნოდს. დროის ნიშნული ადასტურებს, რომ მონაცემები არსებობდა იმ დროის მონაკვეთში, ცხადია, იმისათვის, რომ შეტანილ იქნან ჰაშში. თითოეული დროის ნიშნული თავისთავად შეიცავს წინა დროის ნიშნულს თავის ჰაშში, საიდანაც ფორმირდება უწყვეტი ჯაჭვი. აქედან გამომდინარე, ყოველი მომდევნო დროის ნიშნული აკონტროლებს თავის წინამორბედს.
4. სამუშაოს შესრულების მტკიცებულება
გადანაწილებული და დროით დაშტამპული სერვერის იმპლემენტაციისთვის პირდაპირ მხარეთაშორის ქსელში, საჭიროა გამოყენებულ იქნას სამუშაოს მტკიცებულების სისტემა (Proof of Work), რომელიც განმარტებული აქვს ადამ ბექსს Hashcash-ში. [6] სამუშაოს შესრულების მტკიცებულების სისტემა ითვლის/ასკანერებს იმ ჰაშს, რომელიც იმ მომენტში იყო მიღებული SHA-256 ალგორითმის მიერ (ამ შემთხვევაში). პირველი ჰაში იწყება 0 სიმბოლოებით. საშუალო სამუშაოს ექპონენციური რიცხვის შესამოწმებლად 0 ბიტებში, საჭიროა შესრულებულ იქნას ერთი ჰაში. იმისათვის, რომ დროით დანიშნულ ქსელში დაინერგოს სამუშაოს მტკიცებულების სისტემა, უნდა გაიზარდოს ნონსის მნიშვნელობა მანამ, სანამ ბლოკის სწორ ჰაშს არ ვიპოვით თავისი შესაფერისი 0-ების რაოდენობით. როდესაც ნონსის გაზრდით ამ სწორი ჰაშის საპოვნელად დაიხარჯება გამოთვლითი სამუშაო პროცესორების მიერ, ეს ბლოკი შეიცვლება შეუძლებელი სამუშაოს თავიდან ჩატარების გარეშე. შემდგომ, როდესაც ბლოკები უკვე გადაჯაჭვულია ერთმანეთზე, ნებისმიერ ბლოკში ცვლილებისთვის საჭიროა მთელი იმ სამუშაოს თავიდან შესრულება, რაც დაიხარჯა ამ ბლოკის შემდეგ ჯაჭვში არსებულ ყველა მომდევნო ბლოკზე.
სამუშაოს მტკიცებულება ასევე წყვეტს უმრავლესობაში გადაწყვეტილების მიღების საკითხს. თუ უმრავლესობა ერთი IP- მისამართით ერთ ხმაზეა დაფუძნებული, ის შეიძლება გაყალბდეს მრავალი IP- ების გაკონტროლებით. ამიტომ სამუშაოს შესრულების მტკიცებულება იყენებს ერთ პროცესორს/ნოდს, როგორც ერთ ხმას. უმრავლესობის გადაწყვეტილებაში წარმოდგენილია ყველაზე გრძელი ჯაჭვი, რომელსაც აქვს ყველაზე დიდი სამუშაოს მტკიცებულება დაფიქსირებული. თუ CPU ძალის უმრავლესობას მართავენ პატიოსანი ნოდები, პატიოსანი ჯაჭვი ნებისმიერ კონკურენტ ჯაჭვებზე სწრაფად გაიზრდება. წარსული ბლოკების შესაცვლელად, თავდამსხმელმა უნდა გადალახოს ბლოკის მტკიცებულება და ყველა ბლოკი მას შემდეგ, რაც პატიოსანმა ნოდებმა დაჰაშეს. ჩვენ მოგვიანებით გაჩვენებთ, რომ რაც უფრო მეტი ბლოკი ემატება ქსელს, მით უფრო რთულდება ქსელზე თავდასხმა.
დროთა განმავლობაში ნოდების სიჩქარე და ნაწილების უზრუნველყოფა გაიზრდება, ამიტომ დაინერგა სამუშაოს შესრულების მტკიცებულების სირთულის კოეფიციენტი. თუ ბლოკები ძალიან სწრაფად დადასტურდა, სამუშაოს შესრულების მტკიცებულების სირთულე იზრდება ქსელის დაბალანსების მიზნით.
5. ქსელი
წესები, რომლებიც აუცილებელია მისი გამართული მუშაობისთვის:
- ახალი ტრანზაქციები გადაეცემა ყველა ნოდს.
- ყველა ნოდი თავს უყრის ყველა ტრანზაქციას ბლოკებში.
- თითეული ნოდი ცდილობს, იპოვოს/დაჰაშოს სამუშაოს შესრულების მტკიცებულება თავისი ბლოკისთვის.
- როდესაც ნოდი იპოვის თავისი სამუშაოს მტკიცებულებას, იგი გადასცემს ბლოკს ყველა სხვა ნოდს.
- ნოდები მიიღებენ ბლოკს, როგორც ნამდვილს, თუ ყველა ტრანზაქცია ბლოკში ვალიდურია და არაა ორმაგად დახარჯული.
- ნოდები ადასტურებენ ბლოკის სინამდვილეს და ქმნიან ახალს.
- ჯაჭვში ახალი ბლოკის ჰაშად იყენებენ უკვე დადასტურებული წინა ბლოკის ჰაშს.
ნოდები ყოველთვის თვლიან ყველაზე გრძელ ჯაწვს ნამდვილად/ვალიდურად და მუშაობენ მის უფრო და უფრო დაგრძელებაზე ახალ-ახალი ბლოკებით. თუ ნოდები ერთდროულად გადასცემენ შემდგომი ბლოკის სხვადასხვა ვერსიას, შეიძლება ზოგმა ნომდა ერთი მიიღოს, ზოგმა კი - მეორე. ამ შემთხვევაში, ისინი აგრძელებენ მუშაობას იმ ბლოკზე, რომელიც პირველად მიიღეს, ხოლო მეორეს ინახავენ იმ შემთხვევისთვის, თუ აღმოჩნდება, რომ მეორე ჯაჭვი უფრო გრძელია. იმას, თუ რომელ ბლოკზე გააგრძელებს ქსელი მუშაობას, გავიგებთ მაშინ, როდესაც შემდეგ ბლოკს ვიპოვით, რადგან შემდეგ გამოჩნდება,, რომელი ჯაჭვი უფრო გრძელია და ყველა ნოდი ამ ვერსიაზე გააგრძელებს მუშაობას.
6. წახალისება
თითოეული ბლოკის პირველი ტრანზაქცია არის გამორჩეული, რადგან ეს განსაზღვრავს ახალი გამოსული მონეტის მფლობელს, რომელმაც ეს ბლოკი შექმნა (Coinbase Transaction). ეს ხელს უწყობს ნოდების სტიმულირებას, რომ უზრუნველყონ ქსელი და საშუალებას იძლევა, რომ გადანაწილდეს მონეტები მიმოქცევაში, რადგან მათ არ გასცემენ ცენტრალური ორგანოები. ეს უწყვეტი და თანაბარი მონეტების გამოშვება ძალიან ჰგავს ოქროს მოპოვებას, ოქროს მომპოვებლები ხარჯავენ რესურსებს და ენერგიას ახალი ოქროს მოსაპოვებლად, ამ შემთხვევაში ნოდები ხარჯავენ ელექტროენერგიას და პროცესურულ დროს კალკულაციებისთვის.
სტიმული შეიძლება დაფინანსდეს ასევე ტრანზაქციების საკომისიოთი. თუ ტრანზაქციის გამომავალი ღირებულება ნაკლებია მისი შეყვანის ღირებულებაზე, განსხვავება არის ტრანზაქციის საკომისიო, რომელიც დაემატა ბლოკის სტიმულს. მას შემდეგ, რაც წინასწარ განსაზღვრული რაოდენობის მონეტები შევიდნენ მიმოქცევაში, სტიმული მთლიანად გადადის ტრანზაქციის საფასურში, რაც ინფლაციას არ წარმოქმნის და დამატებითი მონეტები არ ჩნდება ცირკულაციაში. ეს ინცენტივები უზრუნველყოფს და ახალისებს ნოდებს, რომ ითამაშონ პატიოსნად ქსელის წესებით. თუ ხარბი თავდამსხმელი მოახერხებს და შეაგროვებს უფრო მეტ სიმძლავრეს, ვიდრე პატიოსან ნოდებს აქვთ, მას მხოლოდ ორი არჩევანი აქვს, დაიბრუნოს ყველა თავისი გაკეთებული ტრანზაქცია უკან, ან გამოიყენოს სიმძლავრე ახალი მონეტების გამოსაშვებად. აქედან გამომდინარე, მისთვის წესების დაცვა უფრო მომგებიანი იქნება, რადგან ამხელა სიმძლავრით ახალი ნამდვილი მონეტების უმრავლესობა ისედაც მისი იქნება. ამიტომ მას არ უნდა აწყობდეს თავისი ქონების ეჭვქვეშ დაყენება, როდესაც შეუძლია, პატიოსნადაც გამოიმუშაოს უფრო მეტი.
7. ადგილი მყარ დისკზე
როგორც კი მონეტებში დაიმარხება/დაიჰაშება უახლესი ტრანზაქცია საკმარისი ბლოკების ქვეშ, მის წინ არსებული ყველა დახარჯული ტრანზაქცია წაიშლება, რათა დაიზოგოს ადგილი მყარ დისკზე და დაიკავოს პატარა მოცულობა. ამ ოპერაციის ჩასატარებლად ყველა ტრანზაქცია იჰაშება მერკელის ხეშიც (Merkle Tree), რათა არ მოხდეს ბლოკის ჰაშის ცდომილება. ბლოკის ინფოში კი მხოლოდ მერკელის ფესვი შედის, რომელიც დაიჰაშა ყველა ტრანზაქციისგან. ანუ, მხოლოდ საბოლოო ჰაშის ფესვი შედის ბლოკში, ხოლო დანარჩენი მერკელის განშტოებები საჭირო აღარ არის.
მხოლოდ ბლოკის სათაური/ინფო ტრანზაქციების გარეშე შეადგენს 80 ბაიტს. თუ დავუშვებთ, რომ ყოველ 10 წუთში ხდება ბლოკების გენერირება, 80*6*24*365= 4.2 მბ წელიწადში. 2008 წლის მონაცემებით, კომპიუტერული სისტემები იყიდება მინიმუმ 2გეგა ბაიტიანი მახსოვრობის ოპერატიული მეხსიერებით, მორზეს თეორიით პროგნოზირებულია, რომ წელიწადში ზრდა იქნება 1.2 გეგა ბაიტი, აქედან გამომდინარე, მყარ დისკზე მოცულობა არ შექმნის არანაირ პრობლემას, თუნდაც ბლოკების სათაურები შენახულ იქნას მყარ დისკზე.
8. გამარტივებული გადახდების ვერიფიკაცია
ტრანზაქციების ვერიფიკაცია სრული ნოდის გამოყენების გარეშეც შესაძლებელია. ამისათვის მომხმარებელმა უბრალოდ უნდა შეინახოს ბლოკების სათაურების ასლი, რომელიც არის ყველაზე გრძელი სამუშაოს მტკიცებულების ჯაჭვში. მას ეს ოპერაცია შეუძლია მოითხოვოს ქსელიდან მანამ, სანამ არ დარწმუნდება, რომ აქვს ყველაზე გრძელი ჯაჭვი, ასევე მერკელის ტოტებიც, რომელიც დაკავშირებულია თავის ბლოკთან თავისი დროის ნიშნულით. მას არ შეუძლია ტრანზაქციის ნახვა თვითონ, მაგრამ მისი დაკავშირებით ქსელთან, შეუძლია ნახოს თუ რა ადგილას იყო მისი ტრანზაქციები ჯაჭვში და შეუძლია დაადასტუროს, რომ ნოდმა გაატარა მისი ტრანზაქცია. შემდეგ კი, მიმატებული ბლოკი დაასტურებს, რომ ტრანზაქცია შეტანილია ბლოკში.
აქედან გამომდინარე, ამ სახის ვერიფიკაცია სანდოა, მანამ სანამ პატიოსანი ნოდები აკონტროლებენ ქსელს. იმ შემთხვევაში, თუ თავდამსხმელი აკონტროლებს მეტი კომპიუტერულ სიმძლავრეს, მაშინ პირიქით, არასანდოა. სანამ ქსელის ნოდები ადასტურებენ თავიათ ტრანზაქციებს, გამარტივებული ვერიფიკაციის მოტყუება თავდამსხმელს არ გაუჭირდება, თუ იგი აკონტროლებს ქსელის უმეტეს ძალას. ამ პრობლემის გადაჭრის ერთი სტრატეგია არსებობს: როდესაც ნოდი შეამჩნევს მცდარ ბლოკებს, მან უნდა გააფრთხილოს ქსელი და მოსთხოვოს თავდამსხმელის სოფტს, რომ გადმოწეროს მთლიანი ბლოკი და დაადასტურონ მცდარი ტრანზაქციები. ბიზნესებისთვის,რომლებიც ხშირად იღებენ მონეტებს, რეკომენდირებულია, რომ ჰქონდეთ თავიანთი სრული ნოდი იმისათვის, რომ იყვნენ მეტად დამოუკიდებლები და სწრაფად დაადასტურონ თავიანთი ტრანზაქციები.
9. მონეტის გაერთიანება და გახლეჩა
რა თქმა უნდა, სრულიად შესაძლებელია მონეტების გადარიცხვა ინდივიდუალურად, მაგრამ ძალიან არამოსახერხებელი იქნება ყველა მიკრო ცენტზე ცალკე ტრანზაქციის გატარება. ამიტომ, იმისათვის, რომ მონეტების რაოდენობა დაიყოს ან გაერთიანდეს, ტრანზაქციები შეიცავს მრავალ შემავალ და გამომავალ ინფორმაციას. სულ იქნება ან ერთი input შედარებით დიდი წინა ტრანზაქციიდან, ან რამოდენიმე input, რომლებიც აერთიანებს რამოდენიმე პატარა ტრანზაქციას. შედეგი (output) კი, უმეტესწილად იქნება შემდეგი: ერთი გადახდა და ერთიც ხურდის დაბრუნება, თუ დასბრუნებელი იქნება ხურდა, იგი გამომგზავნს უკანვე დაუბრუნდება.
უნდა აღინიშნოს, რომ თუ ბევრი ტრანზაქცია დამოკიდებულია კიდევ ბევრ სხვა ტრანზაქციაზე, აღარ არსებობს მთლიანი ტრანზაქციის ისტორიის ასლის საჭიროება.
10. კონფიდენციალურობა
ტრადიციული ბანკის სისტემა კონფიდენციალურობის გარკვეულ დონეს აღწევს ინფორმაციის ხელმისაწვდომობის ლიმიტირებით მხარეებს შორის, ანუ ისევ ჩნდება მესამე მხარის სანდოობის აუცილებლობა. აქედან გამოსავალი არის ყველა ტრანზაქციის გასაჯაროება, კონფიდენციალურობას კი მივაღწევთსაჯარო მისამართების ანონიმურობით / ფსევდონიმუროით. ყველა ტრანზაქცია გამოჩნდება საჯაროდ, მაგრამ ვინ ვის გადაურიცხა თანხა, ამაზე ინფორმაცია დაფარული იქნება. ეს ძალიან ჰგავს საფონდო ბირჟას, სადაც ყველა ხედავს ვაჭრობის დროს და მოცულობას, მაგრამ ვინ იყვნენ მხარეები, არ ჩანს.
დამატებითი თავდაცვისთვის, ყოველი ახალი ტრანზაქციის დროს შეიძლება გამოყენებულ იქნას ორი ახალი გამგზავნის და მიმღების მისამართი, რათა ვერ გაირკვეს მათი რეალური მფლობელი. არის შემთხვევები, როდესაც ბევრი ცვლადიანი ტრანზაქციის შემთხვევაში შეიძლება გაირკვეს, რომ ინფუთები ეკუთვნოდა ერთ მფლობელს. აქ რისკი ის არის, რომ თუ ამ მისამართების მფლობელი გამოაშკარავდა, მაშინ არსებობს მისი სხვა ტრანზაქციების გამოაშკარავების შანსი.
11. გამოთვლები
განვიხილოთ სცენარი, სადაც თავდამსხმელი ნოდი ცდილობს დაჰაშოს ალტერნატიული ჯაჭვი უფრო სწრაფად, ვიდრე პატიოსანი ნოდები. თუ მან ეს შეასრულა, იმას არ ნიშნავს, რომ რასაც უნდა იმას შეცვლის ქსელში. მაგალითად, ის ვერასდროს აიღებს მონეტებს, რომელიც მას არ ეკუთნოდა, სხვა ნოდები არასოდეს დაადასტურებენ მცდარ ტრანზაქციებს და ასევე არასდროს დაადასტურებენ ბლოკებს, რომელშიც ეს ტრანზაქციები შედის. თავდამსხმელს მხოლოდ შეუძლია, დაიბრუნოს თავის მიერ დახარჯული მონეტები.
შეჯიბრს, პატიოსან და არაპატიოსან ჯაჭვებს შორის, შეგვიძლია ვუწოდოთ Binomial.
Random Walk. აქ წარმატებული სვლა იქნება პატიოსანი ჯაჭვის მიერ ერთი ბლოკის მიმატება +1, წარუმატებელი სვლა კი - თუ თავდამსხმელი მიამატებს ერთს თავის ჯაჭვს, ანუ შეამცირებს განსხვავებას -1.
თავდამსხმელის პატიოსან ჯაჭვზე დაწევა ნებისმიერი მოცემული განსხვავების შემთხვევაში, ჰგავს „რუინის მოთამაშის პრობლემას“. დავუშვათ, რომ მოთამაშე იწყებს თამაშს უსასრულო კრედიტით, მაგრამ დეფიციტში, ანუ მინუსში, მას შეუძლია სცადოს უსასრულო რაოდენობით, რათა გავიდეს ნულოვან მოგებაზე. ჩვენ აქ შეგვიძლია დავითვალოთ ალბათობა იმისა, თუ როდის გავა იგი ნულოვან მოგებაზე, ანდა როდის დაეწევა თავდამსხმელის ჯაჭვი პატიოსანი ნოდების ჯაჭვს.
P= ალბათობა იმისა, რომ პატიოსანი ნოდი იპოვის შემდეგ ბლოკს.
q= ალბათობა იმისა, რომ არაპატიოსანი ნოდი იპოვის შემდეგ ბლოკს.
qz= ალბათობა იმისა, რომ თუ თავდამსხმელი უკანაა, ის დაეწევა პატიოსან ჯაჭვს z რაოდენობის ბლოკშიბით.
ჩვენი ვარაუდის გათვალისწინებით, p > q, რაც უფრო იმატებს დასაწევი ბლოკების რაოდენობა, მით უფრო და უფრო მცირდება ალბათობა იმისა, რომ თავდამსხმელი დაეწევა პატიოსან ჯაჭვს. თუ თავდამსხმელმა დიდი ფორა არ მოიპოვა თავიდანვე, ამ შემთხვევაში მისი დაწევის შანსი 0-ის ტოლი ხდება. ასევე გავითვალისწინოთ თუ რამდენ ხანს უნდა ელოდოს მიმღები ტრანზაქციას, რათა დარწმუნებული იყოს, გააყალბა თუ არა გამომგზავნსმა ტრანზაქცია. დავუშვათ, გამგზავნი არის თავდამსხმელი და უნდა, მიმღებმა დაიჯეროს, რომ მან გაუგზავნა მონეტა გარკვეული დროის განმავლობაში, რათა ამ დროის მონაკვეთში შეცვალოს ჯაჭვი და თავის თავს გაუგზავნოს მონეტებ უკან. მიმღები ამ შემთხვევაში იქნება გაფრთხილებული იმწამსვე, მაგრამ ეს არ აწყობს თავდამსხმელს.
მიმღები წარმოქმნის ახალი მისამართების წყვილს და საჯარო მისამართს მისცემს გამომგზავნს ტრანზაქციის ციფრული ხელმოწერისთანავე. ეს ხელს უშლის გამგზავნს, რომ წინასწარ არ მოამზადოს ბლოკები, რათა პატიოსან ჯაჭვს არ გაასწროს საგრძნობლად. თუ გაასწრო, მაშინ იგი გაატარებს ტრანზაქციებს იმ მომენტში. გაგზავნის შემდეგ, თავდამსხმელმა უნდა იმუშაოს ჩუმად ცალკე ჯაჭვზე, სადაც თავისი ალტერნატიული ტრანზაქციებია.
მონეტის მიმღები ელოდება ტარნზაქციის დადასტურებას ბლოკში და ბლოკის შემდეგ შემდგომი ბლოკების მიბმას. მან არ იცის თავდამსხმელის პროგრესი, მაგრამ იცის ბლოკების შექმნის საშუალო დრო, აქედან გამომდინარე, თავდამსხმელის პოტენციური პროგრესი იქნება პოსონ გადანაწილება, მოსალოდნელი მნიშვნელობა კი:
იმისათვის,რომ ამის შემდეგ გავარკვიოთ თავდამსხმელის პატიოსან ჯაჭვზე დაწევის ალბათობა, ჩვენ უნდა გავამრავლოთ პუასონის განაწილების სიმჭიდროვე თითოეულ მის შესრულებულ პროგრესსზე, რაც მას იმ მომენტიდან შეეძლო, გაეკეთებინა.
გადავანაცვლოთ განტოლება:
ეს ყველაფერი C კოდში შემდეგნაირად გამოიყურება:
ქვემოთ მოცემული გამოთვლებიდან ჩანს, რომ ალბათობა იკლებს ექსპონენციურად z ცვლადისთვის.
12. დასკვნა
ჩვენ შემოგთავაზეთ ელექტრონული ტრანზაქციების სისტემა, რომელიც არ არის დამოკიდებული ნდობაზე მხარეთა შორის. ამისთვის, ჩვენ გამოვიყენეთ მონეტების სტრუქტურა ციფრული ხელმოწერებით. ეს უკანასკნელი არის მფლობელობის კონტროლის ძლიერი მექანიზმი . ეს სისტემა არის არასრული ორმაგი დახარჯვის პრობლემის მოგვარების გარეშე. ჩვენ ამისათვის შემოგთავაზეთ პირისპირა ქსელი სამოშაოს შესრულების მტკიცებულების გამოყენებით, რომელშიც არის საჯაროდ ჩაწერილი ყველა ტრანზაქცია. ამ სისტემაში თავდამსხმელისთვის არაპრაქტიკულია, განახორციელოს თავისი განზრახვები, თუ ქსელს აკონტროლებს პატიოსანი ნოდების CPU უმრავლესობა. ასეთი ქსელი არის ძლიერი და ამავდროულად მარტივი. ყველა ნოდი მუშაობს ერთდროულად მინიმუმი კოორდინაციით. მათი ინდენტიფიკაცია საჭიროებას არ წარმოადგენს, ისინი არ არიან მიბმული რაიმე კონკრეტულ ადგილს ან პირს. მათ შეუძლიათ ჩაერთონ ან გამოერთონ ქსელიდან, ჩართვისას კი მიიღებენ სამუშაოს შესრულების მტკიცებულების ჯაჭვს იმის შესახებ, თუ რა მოხდა მათ არყოფნაში, როგორც ვალიდურს. ისინი ხმას აძლევენ მათი პროცესურული სიმძლავრით და გამოხატავენ თავიანთ ბლოკების დასტურს ამავე ბლოკებზე მუშაობით, ხოლო პირიქით კი, არ მუშაობენ მცდარ ბლოკებზე. ნებისმიერი წესი და ინცენტივი შეიძლება გატარებულ იქნას ქსელში მხოლოდ კონსესუსის მექანიზმით.
წყარო: https://bitcoin.org/bitcoin.pdf
Bitcoin: A Peer-to-Peer Electronic Cash System
Satoshi Nakamoto
satoshin@gmx.com
www.bitcoin.org
Abstract. A purely peer-to-peer version of electronic cash would allow online
payments to be sent directly from one party to another without going through a
financial institution. Digital signatures provide part of the solution, but the main
benefits are lost if a trusted third party is still required to prevent double-spending.
We propose a solution to the double-spending problem using a peer-to-peer network.
The network timestamps transactions by hashing them into an ongoing chain of
hash-based proof-of-work, forming a record that cannot be changed without redoing
the proof-of-work. The longest chain not only serves as proof of the sequence of
events witnessed, but proof that it came from the largest pool of CPU power. As
long as a majority of CPU power is controlled by nodes that are not cooperating to
attack the network, they'll generate the longest chain and outpace attackers. The
network itself requires minimal structure. Messages are broadcast on a best effort
basis, and nodes can leave and rejoin the network at will, accepting the longest
proof-of-work chain as proof of what happened while they were gone.
1. Introduction
Commerce on the Internet has come to rely almost exclusively on financial institutions serving as
trusted third parties to process electronic payments. While the system works well enough for
most transactions, it still suffers from the inherent weaknesses of the trust based model.
Completely non-reversible transactions are not really possible, since financial institutions cannot
avoid mediating disputes. The cost of mediation increases transaction costs, limiting the
minimum practical transaction size and cutting off the possibility for small casual transactions,
and there is a broader cost in the loss of ability to make non-reversible payments for nonreversible
services. With the possibility of reversal, the need for trust spreads. Merchants must
be wary of their customers, hassling them for more information than they would otherwise need.
A certain percentage of fraud is accepted as unavoidable. These costs and payment uncertainties
can be avoided in person by using physical currency, but no mechanism exists to make payments
over a communications channel without a trusted party.
What is needed is an electronic payment system based on cryptographic proof instead of trust,
allowing any two willing parties to transact directly with each other without the need for a trusted
third party. Transactions that are computationally impractical to reverse would protect sellers
from fraud, and routine escrow mechanisms could easily be implemented to protect buyers. In
this paper, we propose a solution to the double-spending problem using a peer-to-peer distributed
timestamp server to generate computational proof of the chronological order of transactions. The
system is secure as long as honest nodes collectively control more CPU power than any
cooperating group of attacker nodes.
1
2. Transactions
We define an electronic coin as a chain of digital signatures. Each owner transfers the coin to the
next by digitally signing a hash of the previous transaction and the public key of the next owner
and adding these to the end of the coin. A payee can verify the signatures to verify the chain of
ownership.
The problem of course is the payee can't verify that one of the owners did not double-spend
the coin. A common solution is to introduce a trusted central authority, or mint, that checks every
transaction for double spending. After each transaction, the coin must be returned to the mint to
issue a new coin, and only coins issued directly from the mint are trusted not to be double-spent.
The problem with this solution is that the fate of the entire money system depends on the
company running the mint, with every transaction having to go through them, just like a bank.
We need a way for the payee to know that the previous owners did not sign any earlier
transactions. For our purposes, the earliest transaction is the one that counts, so we don't care
about later attempts to double-spend. The only way to confirm the absence of a transaction is to
be aware of all transactions. In the mint based model, the mint was aware of all transactions and
decided which arrived first. To accomplish this without a trusted party, transactions must be
publicly announced [1], and we need a system for participants to agree on a single history of the
order in which they were received. The payee needs proof that at the time of each transaction, the
majority of nodes agreed it was the first received.
3. Timestamp Server
The solution we propose begins with a timestamp server. A timestamp server works by taking a
hash of a block of items to be timestamped and widely publishing the hash, such as in a
newspaper or Usenet post [2-5]. The timestamp proves that the data must have existed at the
time, obviously, in order to get into the hash. Each timestamp includes the previous timestamp in
its hash, forming a chain, with each additional timestamp reinforcing the ones before it.
2
Block
Item Item ...
Hash
Block
Item Item ...
Hash
Transaction
Owner 1's
Public Key
Owner 0's
Signature
Hash
Transaction
Owner 2's
Public Key
Owner 1's
Signature
Hash
Verify
Transaction
Owner 3's
Public Key
Owner 2's
Signature
Hash
Verify
Owner 2's
Private Key
Owner 1's
Private Key
Sign
Sign
Owner 3's
Private Key
4. Proof-of-Work
To implement a distributed timestamp server on a peer-to-peer basis, we will need to use a proofof-work
system similar to Adam Back's Hashcash [6], rather than newspaper or Usenet posts.
The proof-of-work involves scanning for a value that when hashed, such as with SHA-256, the
hash begins with a number of zero bits. The average work required is exponential in the number
of zero bits required and can be verified by executing a single hash.
For our timestamp network, we implement the proof-of-work by incrementing a nonce in the
block until a value is found that gives the block's hash the required zero bits. Once the CPU
effort has been expended to make it satisfy the proof-of-work, the block cannot be changed
without redoing the work. As later blocks are chained after it, the work to change the block
would include redoing all the blocks after it.
The proof-of-work also solves the problem of determining representation in majority decision
making. If the majority were based on one-IP-address-one-vote, it could be subverted by anyone
able to allocate many IPs. Proof-of-work is essentially one-CPU-one-vote. The majority
decision is represented by the longest chain, which has the greatest proof-of-work effort invested
in it. If a majority of CPU power is controlled by honest nodes, the honest chain will grow the
fastest and outpace any competing chains. To modify a past block, an attacker would have to
redo the proof-of-work of the block and all blocks after it and then catch up with and surpass the
work of the honest nodes. We will show later that the probability of a slower attacker catching up
diminishes exponentially as subsequent blocks are added.
To compensate for increasing hardware speed and varying interest in running nodes over time,
the proof-of-work difficulty is determined by a moving average targeting an average number of
blocks per hour. If they're generated too fast, the difficulty increases.
5. Network
The steps to run the network are as follows:
1) New transactions are broadcast to all nodes.
2) Each node collects new transactions into a block.
3) Each node works on finding a difficult proof-of-work for its block.
4) When a node finds a proof-of-work, it broadcasts the block to all nodes.
5) Nodes accept the block only if all transactions in it are valid and not already spent.
6) Nodes express their acceptance of the block by working on creating the next block in the
chain, using the hash of the accepted block as the previous hash.
Nodes always consider the longest chain to be the correct one and will keep working on
extending it. If two nodes broadcast different versions of the next block simultaneously, some
nodes may receive one or the other first. In that case, they work on the first one they received,
but save the other branch in case it becomes longer. The tie will be broken when the next proofof-work
is found and one branch becomes longer; the nodes that were working on the other
branch will then switch to the longer one.
3
Block
Prev Hash Nonce
Tx Tx ...
Block
Prev Hash Nonce
Tx Tx ...
New transaction broadcasts do not necessarily need to reach all nodes. As long as they reach
many nodes, they will get into a block before long. Block broadcasts are also tolerant of dropped
messages. If a node does not receive a block, it will request it when it receives the next block and
realizes it missed one.
6. Incentive
By convention, the first transaction in a block is a special transaction that starts a new coin owned
by the creator of the block. This adds an incentive for nodes to support the network, and provides
a way to initially distribute coins into circulation, since there is no central authority to issue them.
The steady addition of a constant of amount of new coins is analogous to gold miners expending
resources to add gold to circulation. In our case, it is CPU time and electricity that is expended.
The incentive can also be funded with transaction fees. If the output value of a transaction is
less than its input value, the difference is a transaction fee that is added to the incentive value of
the block containing the transaction. Once a predetermined number of coins have entered
circulation, the incentive can transition entirely to transaction fees and be completely inflation
free.
The incentive may help encourage nodes to stay honest. If a greedy attacker is able to
assemble more CPU power than all the honest nodes, he would have to choose between using it
to defraud people by stealing back his payments, or using it to generate new coins. He ought to
find it more profitable to play by the rules, such rules that favour him with more new coins than
everyone else combined, than to undermine the system and the validity of his own wealth.
7. Reclaiming Disk Space
Once the latest transaction in a coin is buried under enough blocks, the spent transactions before
it can be discarded to save disk space. To facilitate this without breaking the block's hash,
transactions are hashed in a Merkle Tree [7][2][5], with only the root included in the block's hash.
Old blocks can then be compacted by stubbing off branches of the tree. The interior hashes do
not need to be stored.
A block header with no transactions would be about 80 bytes. If we suppose blocks are
generated every 10 minutes, 80 bytes * 6 * 24 * 365 = 4.2MB per year. With computer systems
typically selling with 2GB of RAM as of 2008, and Moore's Law predicting current growth of
1.2GB per year, storage should not be a problem even if the block headers must be kept in
memory.
4
Block Block
Block Header (Block Hash)
Prev Hash Nonce
Hash01
Hash0 Hash1 Hash2 Hash3
Hash23
Root Hash
Hash01
Hash2
Tx3
Hash23
Block Header (Block Hash)
Root Hash
Transactions Hashed in a Merkle Tree After Pruning Tx0-2 from the Block
Prev Hash Nonce
Hash3
Tx0 Tx1 Tx2 Tx3
8. Simplified Payment Verification
It is possible to verify payments without running a full network node. A user only needs to keep
a copy of the block headers of the longest proof-of-work chain, which he can get by querying
network nodes until he's convinced he has the longest chain, and obtain the Merkle branch
linking the transaction to the block it's timestamped in. He can't check the transaction for
himself, but by linking it to a place in the chain, he can see that a network node has accepted it,
and blocks added after it further confirm the network has accepted it.
As such, the verification is reliable as long as honest nodes control the network, but is more
vulnerable if the network is overpowered by an attacker. While network nodes can verify
transactions for themselves, the simplified method can be fooled by an attacker's fabricated
transactions for as long as the attacker can continue to overpower the network. One strategy to
protect against this would be to accept alerts from network nodes when they detect an invalid
block, prompting the user's software to download the full block and alerted transactions to
confirm the inconsistency. Businesses that receive frequent payments will probably still want to
run their own nodes for more independent security and quicker verification.
9. Combining and Splitting Value
Although it would be possible to handle coins individually, it would be unwieldy to make a
separate transaction for every cent in a transfer. To allow value to be split and combined,
transactions contain multiple inputs and outputs. Normally there will be either a single input
from a larger previous transaction or multiple inputs combining smaller amounts, and at most two
outputs: one for the payment, and one returning the change, if any, back to the sender.
It should be noted that fan-out, where a transaction depends on several transactions, and those
transactions depend on many more, is not a problem here. There is never the need to extract a
complete standalone copy of a transaction's history.
5
Transaction
In
...
In Out
...
Hash01
Hash2 Hash3
Hash23
Block Header
Merkle Root
Prev Hash Nonce
Block Header
Merkle Root
Prev Hash Nonce
Block Header
Merkle Root
Prev Hash Nonce
Merkle Branch for Tx3
Longest Proof-of-Work Chain
Tx3
10. Privacy
The traditional banking model achieves a level of privacy by limiting access to information to the
parties involved and the trusted third party. The necessity to announce all transactions publicly
precludes this method, but privacy can still be maintained by breaking the flow of information in
another place: by keeping public keys anonymous. The public can see that someone is sending
an amount to someone else, but without information linking the transaction to anyone. This is
similar to the level of information released by stock exchanges, where the time and size of
individual trades, the "tape", is made public, but without telling who the parties were.
As an additional firewall, a new key pair should be used for each transaction to keep them
from being linked to a common owner. Some linking is still unavoidable with multi-input
transactions, which necessarily reveal that their inputs were owned by the same owner. The risk
is that if the owner of a key is revealed, linking could reveal other transactions that belonged to
the same owner.
11. Calculations
We consider the scenario of an attacker trying to generate an alternate chain faster than the honest
chain. Even if this is accomplished, it does not throw the system open to arbitrary changes, such
as creating value out of thin air or taking money that never belonged to the attacker. Nodes are
not going to accept an invalid transaction as payment, and honest nodes will never accept a block
containing them. An attacker can only try to change one of his own transactions to take back
money he recently spent.
The race between the honest chain and an attacker chain can be characterized as a Binomial
Random Walk. The success event is the honest chain being extended by one block, increasing its
lead by +1, and the failure event is the attacker's chain being extended by one block, reducing the
gap by -1.
The probability of an attacker catching up from a given deficit is analogous to a Gambler's
Ruin problem. Suppose a gambler with unlimited credit starts at a deficit and plays potentially an
infinite number of trials to try to reach breakeven. We can calculate the probability he ever
reaches breakeven, or that an attacker ever catches up with the honest chain, as follows [8]:
p = probability an honest node finds the next block
q = probability the attacker finds the next block
qz = probability the attacker will ever catch up from z blocks behind
qz={
1 if p≤q
q/ p
z
if pq}
6
Identities Transactions Trusted
Third Party Counterparty Public
Identities Transactions Public
New Privacy Model
Traditional Privacy Model
Given our assumption that p > q, the probability drops exponentially as the number of blocks the
attacker has to catch up with increases. With the odds against him, if he doesn't make a lucky
lunge forward early on, his chances become vanishingly small as he falls further behind.
We now consider how long the recipient of a new transaction needs to wait before being
sufficiently certain the sender can't change the transaction. We assume the sender is an attacker
who wants to make the recipient believe he paid him for a while, then switch it to pay back to
himself after some time has passed. The receiver will be alerted when that happens, but the
sender hopes it will be too late.
The receiver generates a new key pair and gives the public key to the sender shortly before
signing. This prevents the sender from preparing a chain of blocks ahead of time by working on
it continuously until he is lucky enough to get far enough ahead, then executing the transaction at
that moment. Once the transaction is sent, the dishonest sender starts working in secret on a
parallel chain containing an alternate version of his transaction.
The recipient waits until the transaction has been added to a block and z blocks have been
linked after it. He doesn't know the exact amount of progress the attacker has made, but
assuming the honest blocks took the average expected time per block, the attacker's potential
progress will be a Poisson distribution with expected value:
=z
q
p
To get the probability the attacker could still catch up now, we multiply the Poisson density for
each amount of progress he could have made by the probability he could catch up from that point:
∑
k=0
∞
k
e
−
k!
⋅{
q/ p
z−k
if k≤z
1 if kz}
Rearranging to avoid summing the infinite tail of the distribution...
1−∑
k=0
z
k
e
−
k!
1−q/ p
z−k
Converting to C code...
#include
