Bitcoin Creation Papers (Satoshi Nakamoto).pdf 13页

比特币：一种点对点的电子现金系统比特币：一种点对点的电子现金系统原作者：中本聪执行翻译：8巴比特| Focus on Virtual Economy 独家赞助：B 论文 作者邮箱：Satoshin @[摘要]：本文提出了一种完全通过点对点技术实现的电子现金系统，使得在线支付可以由一方直接发起并支付中间没有任何金融机构的另一方。 虽然数字签名（Digital signatures）部分解决了这个问题，但是如果仍然需要第三方的支持来防止双花（double-spending），那么这样的系统就失去了它的价值。 我们（我们）在这里提出一个解决方案，使现金系统在点对点环境中工作，并防止双重支出问题。 网络通过随机哈希（timestamps）为所有交易打上时间戳，将它们合并成一个不断延伸的基于哈希的工作量证明链作为交易记录，除非再次完成所有工作量证明，否则形成的交易记录将不会被公开。变了。 最长的链不仅可以作为观察到的事件序列的证明，而且可以被视为来自最大的 CPU 计算能力池。

只要大部分 CPU 算力不打算合作攻击全网，那么诚实节点就会产生超过攻击者的最长链。 系统本身需要很少的基础设施。 信息以最大努力的方式在网络中传播，节点可以随时离开和重新加入网络，以最长的工作量证明链作为节点离线时发生的交易的证明。 1. 简介 互联网上的交易几乎总是需要金融机构作为可信的第三方来处理电子支付信息。 尽管此类系统在绝大多数情况下运行良好，但它们仍然固有地受到“基于信任的模型”的弱点的影响。 不可能实现完全不可逆的交易，因为金融机构总会不可避免地出面调解纠纷。 金融中介机构的存在也会增加交易成本，限制实际的最小交易规模，限制日常小额支付交易。 而潜在的损失是许多商品和服务无法退货。 如果没有不可逆的支付手段，互联网交易将受到很大限制。 由于存在退款的可能性，比特币：一种点对点电子现金系统8 执行翻译 B 独家赞助需要交易双方之间的信任。 此外，由于商家还必须谨慎对待客户，因此他们会要求客户提供完全不必要的个人信息。

在实际经营中，一定比例的欺诈客户也被认为是不可避免的，相关损失作为销售费用处理。 在使用实物现金的情况下，由于此时没有第三方信用中介，可以避免这些销售成本和支付问题的不确定性。 因此，我们非常需要这样一种电子支付系统，它基于密码学原理而不是信用原理，使得任何达成协议的双方都可以直接进行支付，而无需第三方中介的参与。 消除撤销支付交易的可能性可以保护特定卖家免受欺诈； 对于那些想要保护买家的人来说，在这种环境下建立通常的第三方担保机制也是轻松愉快的。 在本文中，我们（我们）将提出一种点对点的分布式时间戳服务器，根据时间生成并记录电子交易证明，从而解决双重支付问题。 只要诚实节点控制的算力总和大于合作攻击者的算力总和，系统就是安全的。 2. 交易 我们定义一个电子币是一系列的数字签名：每个拥有者在之前的交易和下一个拥有者的公钥上签名，在电子货币的末尾附加一个随机散列的数字签名，电子货币是送给下一个主人。

收款人可以通过验证签名来验证链的所有者。 2 比特币：一个点对点的电子现金系统 8 执行翻译 B 独家赞助 这个过程的问题是，收款人将很难验证之前的所有者， 进行了双重支付。 通常的解决方案是引入可信任的第三方机构，或者类似铸币厂的机构，对每笔交易进行验证，防止重复支付。 每笔交易完成后，电子货币将被铸币厂回收，铸币厂将发行新的电子货币； 只有铸币厂直接发行的电子货币才会被认为是有效的，这样可以防止双重支出。 但这种解决方案的问题在于，整个货币体系的命运完全取决于运营铸币厂的公司，因为每一笔交易都必须经过铸币厂的确认，铸币厂就像一家银行。 我们需要某种方式让收款人确保之前的所有者没有在较早的交易上签字。 从逻辑上看，为了达到我们的目的，其实我们需要关注的只是这笔交易之前发生的交易，而不需要关注之后是否会有重复支付的尝试此交易发生。 为了保证一个交易不存在，唯一的办法就是知道之前发生过的所有交易。 在造币厂模型中，造币厂知道所有交易并确定交易完成的顺序。

如果要在电子系统中排除第三方中介，那么交易信息就应该公开（publicly announced），我们需要整个系统的所有参与者都有一个唯一认可的历史交易顺序。 收款人需要确保交易过程中的大多数节点都同意交易是最先发生的。 3. 时间戳服务器（Timestamp server） 本方案首先提出“时间戳服务器”。 时间戳服务器通过实现随机散列并广播散列来以块的形式对一组数据进行时间戳，就像在新闻或世界新闻 2345 组网络（Usenet）中发布的一样。 显然，时间戳可以证明特定数据在某一时刻一定存在，因为对应的随机哈希值只有在该时刻存在时才能得到。 每个时间戳都应该将之前的时间戳合并到它的随机散列值中，之后的每个时间戳都应该加强之前的时间戳，从而形成一条链。 1 W Dai (Dai Wei)，一组无法追踪的数字假名在没有外部帮助的情况下用金钱互相支付并在它们之间执行合同的计划 Electronic Cash Mechanism Without Outside Assistance), “B-money”, /bmoney.txt , 19982 H. Massias, XS Avila, and J.-J. Quisquater，“Design of a secure timestamping service with minimal trust requirements”（在最小化信任的基础上设计时间戳服务器）在比荷卢经济联盟第 20 届信息论研讨会上，1999 年 3 月 S. Haber，WS Stornetta，“How to time -stamp a digital document”，（如何给数字文档打上时间戳，”Adding Timestamps）在密码学杂志，第 3 卷，第 2 期，第 99-111 页，1991.4 D. Bayer, S. Haber, WS Stornetta, “提高数字时间戳的效率和可靠性，”（提高电子时间戳的效率和可靠性）序列 II：通信、安全和计算机科学方法，第 329-334 页，1993.5 S. Haber，WS Stornetta，“ Secure names for bit-strings，”（位串的安全名称）第 4 届 ACM 计算机和通信安全会议论文集，第 28-35 页，1997 年 4 月。关于计算机和通信安全，第 28-35 页，4 月1997.3 比特币：一种点对点的电子现金系统 8 Executive Translati on B Exclusive Sponsorship 4. Proof-of-Work 在互联网上建立一套去中心化的时间戳服务器是不够的，仅仅像报纸或全球新闻网络一样工作，我们还需要一个类似于哈希现金（Hashcash）的Adam Back 6 提出的建议。

在进行随机散列时，工作量证明机制引入了针对特定值的扫描工作，例如 SHA-256，其中随机散列值以一个或多个零开头。 那么随着0个数的增加，求解所需的工作量会呈指数级增长，但只需要一次随机哈希运算就可以检验结果。 我们在区块中附加一个随机数（Nonce），这个随机数使得给定区块的随机散列值根据需要出现尽可能多的零。 我们通过反复试验找到这个随机数，直到找到为止。 这样，我们就构建了一个工作量证明机制。 只要 CPU 消耗的工作量能够满足工作量证明机制，那么除非再次完成相当大的工作量，否则区块的信息是无法更改的。 由于此块之后链接了后续块，如果要更改此块中的信息，则需要重做所有后续块的所有工作量。 同时，工作量证明机制也解决了集体投票时谁占多数的问题。 如果决策多为 6 A. Back，《Hashcash - a denial of service counter-measure》（Hashcash - a denial of service attack retraction method）/papers/hashcash.pdf，2002.4 比特币：一种点对点（ Peer-to-Peer)电子现金系统 8 翻译B独家赞助号码的方法是基于IP地址，一个IP地址一票，所以如果有人有权分配大量IP地址，该机制就会被破坏.

工作量证明机制的本质是一个CPU，一票。 “多数”决定表示为最长的链，因为最长的链包含最大的工作量。 如果大部分 CPU 由诚实节点控制，那么诚实链将以最快的速度扩展并超越其他竞争链。 如果要修改一个已经出现的区块，攻击者必须重新完成这个区块的工作量加上这个区块之后所有区块的工作量，最终赶上并超过诚实节点的工作量。 稍后我们将证明，如果较慢的攻击者试图追赶后续区块，成功的概率会呈指数下降。 另一个问题是硬件的计算速度正在快速提高，节点在网络中的参与程度会出现波动。 为了解决这个问题，工作量证明难度（the proof-of-work difficulty）将使用移动平均目标的方法来确定，即难度指向以预定平均值每小时产生块的速度数字。 如果块生成得太快，难度会增加。 5. 网络 运行网络的步骤如下： 1) 新的交易被广播到整个网络； 2）每个节点将接收到的交易信息合并到一个区块中； 3）每个节点尝试 4）当一个节点找到工作量证明时，它向全网广播； 5) 当且仅当区块中包含的所有交易都是有效的 6) 其他节点表示接受该区块，表示接受的方式是在区块的末尾创建一个新的区块来扩展链，同时接受块的随机散列被认为领先于新块的随机散列。

节点总是将最长的链视为正确的链，并继续工作并扩展它。 如果两个节点同时广播不同版本的新区块，其他节点收到区块的时间就会有差异。 在这种情况下，他们将在最先收到的区块的基础上工作，但也会保留另一条链，以防后者成为最长的链。 僵局（tie）的打破会等到找到下一个工作量证明，并且其中一条链被确认为较长的那条，那么工作在另一条支链上的节点就会切换阵营，开始在较长的那条链上工作链。 在链上工作。 所谓“新交易广播”，其实并不需要到达所有节点。 只要交易信息能够到达足够多的节点，它们很快就会被整合成一个区块。 区块广播对丢弃的信息具有容错性 5 比特币：一种点对点电子现金系统 8 执行翻译 B 独家赞助。 如果一个节点没有收到一个特定的块，该节点将意识到它丢失了一个块并且可以请求自己下载该块。 6. 激励 我们同意每个区块的第一笔交易是专门化的，这个交易产生一种新的电子货币，为区块的创建者所有。 这增加了节点支持网络的激励，并提供了一种无需中央机构发行货币即可将电子货币分配到流通中的方法。

这种不断向货币体系中添加一定数量的新货币的方式，与消耗资源挖掘金矿，将黄金注入流通领域非常相似。 此时CPU的时间和功耗就是消耗的资源。 另一个激励来源是交易费用。 如果一笔交易的输出值小于输入值，那么差额就是交易手续费一个比特币包含几个聪，这笔交易手续费会加到区块的激励中。 只要一定数量的电子货币进入流通，激励机制就可以逐步转为完全依赖交易手续费，货币体系就可以免于通货膨胀。 激励系统还有助于鼓励节点保持诚实。 如果一个贪婪的攻击者能够调动比所有诚实节点加起来更多的 CPU 计算能力，那么他将面临一个选择：要么将其用于诚实工作以生成新的电子货币，要么将其用于二元支付攻击。 然后他会发现遵守规则和诚实工作更有利可图。 因为这些规则让他拥有更多的电子货币，而不是破坏系统，损害他自己财富的有效性。 7. 回收硬盘空间 如果最新的交易已经包含在足够多的块中，则可以丢弃该交易之前的数据以回收硬盘空间。 为了保证区块的随机哈希值同时不被破坏，在对交易信息进行随机哈希时，构造成7棵默克尔树（Merkle tree）的形式，使得只有根（root ) 包含在块值的随机散列中。

通过对树的分支进行存根，可以压缩旧块。 不必保存内部随机散列值。 7 RC Merkle，“公钥密码系统协议”，In Proc。 1980 年安全和隐私研讨会，IEEE 计算机协会，第 122-133 页，1980 年 4 月。 Haber，WS Stornetta，“位串的安全名称”，第 4 届 ACM 计算机和通信安全会议论文集，第 28-35 页，1997 年 4 月。关于计算机和通信安全，第 28-35 页，1997 年 4 月。H . Massias、XS Avila 和 J.-J。 Quisquater，“具有最低信任要求的安全时间戳服务的设计”，比荷卢经济联盟第 20 届信息论研讨会，1999 年 5 月。6 比特币：点对点电子现金系统 8 执行翻译 B 独家赞助 区块头（区块头) 没有交易信息只有 80 字节大小。

如果我们将块生成速率设置为每 10 分钟一个，那么每年将生成 4.2MB 的数据。 （80 字节 * 6 * 24 * 365 = 4.2MB）。 2008年，PC系统的常用内存容量为2GB。 根据摩尔定律的预测，将所有的区块头存储在内存中是没有问题的。 8. 简化支付验证（Simplified Payment Verification）也可以在不运行全网络节点的情况下验证支付。 用户需要保留最长工作量证明链的区块头副本，它可以不断询问网络，直到确定它拥有最长的链，并可以通过 merkle 分支找到它。 包含在区块中的交易。 一个节点不可能自己验证交易的有效性，但是通过回溯到链中的某个位置，可以看到一个节点已经接受了它，之后添加的区块进一步证明了整个网络已经接受了它。 7 比特币：一个点对点的电子现金系统 8 执行翻译 B 独家赞助 在这种情况下，只要诚实节点控制网络，验证机制就是可靠的。 但是，当整个网络受到具有超强算力的攻击者的攻击时，就会变得更加脆弱。 由于网络节点可以自行确认交易的有效性，只要攻击者能够继续保持算力优势，简化机制就会被攻击者焊接（捏造）的交易所欺骗。

那么一个可行的策略是，一旦发现无效区块，他们会立即发出警报，收到警报的用户会立即开始下载已被警告问题的区块或交易的完整信息，以便检查信息的不一致性。 决心。 对于日常支付量较大的商业机构而言，他们可能仍希望运行自己的全节点，以保持更大的独立性和验证速度。 9. 价值合并与拆分（Combining and Splitting Value） 虽然电子货币可以单独处理，但每种电子货币的单笔交易将花费8个比特币：一个点对点（Peer-to-Peer）的电子现金系统8进行翻译 B 独家赞助是一种笨拙的方式。 为了使价值易于组合和拆分一个比特币包含几个聪，交易被设计为合并多个输入和输出。 一般来说，它是由前一笔价值较大的交易组成的单一输入，或者是由前几笔价值较小的交易组成的并行输入，但最多有两个输出：一个用于支付，另一个用于找零（如果任何）。 需要指出的是，虽然一个交易依赖于之前的多笔交易，而这些交易又各自依赖于多笔交易，但这并没有问题。 因为这个工作机制不需要开始检查之前发生的所有交易历史。 10. 隐私 传统的铸币模型为交易参与者提供了一定程度的隐私保护，因为向受信任的第三方请求交易信息的尝试受到严格限制。

但是，如果将交易信息广播到全网，则说明该方法无效。 但是仍然可以保护隐私：保持公钥匿名。 公众唯一知道的信息是有人向另一个人发送了一定数量的货币，但很难将交易与具体的人联系起来，即公众无法确定这些人是谁。 这与证券交易所发布的信息类似。 每笔股票交易的时间和交易量均有记录并可供查询，但不公开交易双方的身份信息。 作为额外的预防措施，用户可以让每笔交易生成一个新地址，以确保这些交易无法追溯到一个共同的所有者。 然而，由于平行进口，一定程度的回溯是不可避免的，这意味着这些硬币都属于同一所有者。 此时的风险在于，如果确定某个人的某个公钥属于他，那么这个人的很多其他交易都可以被追溯。 11. 计算 设想以下场景：攻击者试图以比诚实节点生成链更快的速度创建替代区块链。 即使达到了这个目的，整个系统也不完全受制于攻击者的任意意志，比如凭空创造价值，或者掠夺不属于攻击者的货币。 这是因为节点永远不会接受无效交易，诚实节点永远不会接受包含无效信息的区块。 攻击者最多能做的就是更改自己的交易信息，并试图取回他刚刚付给别人的钱。

诚实链和攻击者链之间的竞争可以用二进制随机游走（Binomial Random Walk）来描述。 成功事件定义为诚实链被扩展一个区块，使其领先+1，而失败事件是攻击者的链9 比特币：一种点对点电子现金系统8 执行翻译 B 独家赞助被扩展一个块，使间隙 -1。 攻击者成功填补给定缺口的概率可以近似为赌徒破产问题。 假设一个赌徒有无限透支信用，然后开始可能无限次地赌博以试图弥补他的亏空。 那么我们可以计算出他补缺的概率，也就是攻击者追上诚实链的概率，8如下： = 诚实节点做下一个节点的概率 = 攻击者做下一个节点的概率 = Attacker finally 消除 z 个块 1 的后向间隙 if p ≤ q qz = (q)z if p >p 假设 p>q，那么攻击成功的概率会随着块数的增加呈指数下降。 由于概率是攻击者的敌人，如果他没有足够的运气迅速成功，他成功的机会会随着时间的推移而减少。 然后我们考虑收款人需要等待多长时间才能充分确信付款人难以更改交易。

我们假设付款人是支付攻击者，希望在一段时间内让收款人相信自己已经付款，然后立即将付款还给自己。 虽然收件人届时会发现，但为时已晚。 收款人生成一对新的密钥，然后只保留一小段时间将公钥发送给付款人。 这样可以防止出现以下情况：付款人事先准备好一条区块链，然后不断地计算这个区块，直到运气让他的区块链超过诚实链，然后立即执行支付。 在这种情况下，每当发出交易时，攻击者都会秘密准备一个包含交易替代版本的平行链。 然后收款人将等待交易出现在第一个区块中，然后等待直到 z 个区块链在它之后。 此时，他仍然无法确切知道攻击者前进了多少个区块，但假设诚实区块会花费平均预期时间生成一个区块，那么攻击者的潜在前进是泊松分布，预期值的分布是：q λ = zp8 W. Feller, "An introduction to probability theory and its applications," (Introduction to Probability Theory and Applications) 195710 Bitcoin: A Peer-to-Peer Electronic Cash System 8 Executive Translation B 在此在这种情况下，为了计算攻击者赶上的概率，我们将泊松分布的概率密度乘以攻击者已经前进的块数，乘以攻击者在给定该块数的情况下仍然能够赶上的概率。

∞ k −λq (z −k) λ e∙ (p) 如果 k ≤ zk！ k =01if k > 可以转化为如下形式，以避免对无穷级数求和： zk −λz −k 1 − λ e∙ (1 − q) k!pk =0 写成如下C语言代码： #include double AttackerSuccessProbability(double q, int z){double p = 1.0 - q;double lambda = z * (q / p);double sum = 1.0;int i, k; 对于（k = 0; k