以太坊创始人V神介绍99%容错的共识机制

咱们已经听过很长一段时间了，在同步网络中能够达到50％容错的共识，其中任何诚实节点广播的消息都保证在某个已知时间段内被全部其余诚实节点接收（若是攻击者有更超过50％，就能够执行“51％的攻击”，而有这种用于这种类型的任何算法）的相似物。咱们也据说很长一段时间，若是你想放宽同步假设，而且有一个“异步安全”的算法，最大可实现的容错率降低到33％（PBFT，Casper FFG等都属于这个类别）。

可是你知道吗，若是你添加更多的假设（具体来讲，你须要观察者，即：若是用户没有积极参与共识但关心其输出，也要积极观察共识，而不只仅是过后下载其输出），您能够将容错率一直提升到99％？

事实上，这已经知道了很长时间; Leslie Lamport着名的1982年论文“The Byzantine Generals Problem”（连接在这里）包含了算法的描述。如下是我尝试以简化形式描述和从新构造算法。

假设存在N共识参与节点，而且每一个人都赞成这些节点是谁提早的（取决于上下文，它们多是由可信方选择的，或者若是须要更强的分散，则经过一些工做证实或股权证实）方案）。咱们标记这些节点0....N-1。还假设已知D网络延迟加上时钟差别（例如D= 8秒）。每一个节点都可以及时发布值T（恶意节点固然能够提早或稍后提出值T）。全部节点等待(N-1) * D几秒钟，运行如下过程。定义x : i为“ x由节点签名的值i”，x : i : j做为“由... x签名的值”i而且该值和签名一块儿由j“等签署。在第一阶段发布的提案将是v: i某些形式的，v而且i包含提出它的节点的签名。

若是验证器i收到一些消息v : i[1] : ... : i[k]，i[1] ... i[k]那么已经（顺序）对消息进行了签名的索引列表（v其自己将被计为k = 0，而且v:ik = 1），则验证器检查（i）时间小于T + k * D，和（ii）他们尚未看到包含的有效信息v; 若是两个检查经过，他们发布v : i[1] : ... : i[k] : i。

当时T + (N-1) * D，节点中止收听。此时，能够保证诚实节点所有“有效地看到”同一组值。

节点1（红色）是恶意的，节点0和2（灰色）是诚实的。比赛一开始，两位诚实的节点让他们的建议y和x，而攻击者提出了两个w和z后期。w准时到达节点0但不z到达节点2，而且没有按时到达节点。在时间T + D，节点0和2重播他们已经看到了，他们尚未广播的全部值，但增长了他们的签名上（x与w节点0，y节点2）。这两个节点诚实看到{x, y, w}。

若是问题须要选择一个值，他们可使用一些“选择”函数从他们看到的值中选择一个值（例如，他们采用具备最低哈希的值）。而后节点能够就此值达成一致。

如今，让咱们来探讨一下为何会这样。咱们须要证实的是，若是一个诚实的节点已经看到了一个特定的值（有效地），那么每一个其余诚实的节点也看到了这个值（若是咱们证实了这一点，那么咱们知道全部诚实的节点都看到了相同的一组值，因此若是全部诚实节点都运行相同的选择函数，它们将选择相同的值）。假设任何诚实节点接收v : i[1] : ... : i[k]到他们认为有效的消息（即，它在时间以前到达T + k * D）。假设x是单个其余诚实节点的索引。要么x是其中的一部分，{i[1] ... i[k]}要么不是。

在第一种状况下（好比说x = i[j]这个消息），咱们知道诚实节点x已经广播了该消息，而且他们这样作是为了响应j-1他们在时间以前收到的签名消息T + (j-1) * D，所以他们在那时广播他们的消息，而且所以，全部诚实节点必须在时间以前收到消息T + j * D。

在第二种状况下，因为诚实节点在时间以前看到消息T + k * D，而后他们将用他们的签名广播消息并保证每一个人（包括x在时间以前都会看到它）T + (k+1) * D。

请注意，该算法使用添加本身的签名做为消息超时的“碰撞”的行为，而且这种能力能够保证若是一个诚实的节点按时看到消息，他们能够确保其余人看到消息准时，由于“准时”的定义增长了超过每一个添加的签名的网络延迟。

在一个节点是诚实的状况下，咱们是否能够保证被动观察者（即关注知道结果的非共识参与节点）也能够看到结果，即便咱们要求他们一直在观察整个过程？随着该计划的编写，存在一个问题。假设一个指挥官和一些k（恶意）验证器子集产生一条消息v : i[1] : .... : i[k]，并在以前将其直接广播给一些“受害者” T + k * D。受害者认为该消息是“准时”的，可是当他们从新广播它时，它只会到达全部诚实的共识参与节点以后T + k * D，因此全部诚实的共识参与节点都拒绝它。

但咱们能够填补这个漏洞。咱们要求D受到两倍的网络延迟和时钟差别的限制。而后咱们对观察者施加不一样的超时：观察者v : i[1] : .... : i[k]在时间以前接受T + (k - 0.5) * D。如今，假设观察者看到一条消息接受它。他们将可以在一段时间以前将它广播到一个诚实的节点T + k * D，而且诚实的节点将发出带有其签名的消息，该消息将在时间以前到达全部其余观察者T + (k + 0.5) * D，具备k+1签名的消息的超时。

改造其余共识算法

理论上，上述内容能够用做独立的一致性算法，甚至能够用于运行股权证实区块链。共识的第N + 1轮验证器自己能够在共识的第N轮中决定（例如，每轮共识也能够接受“存款”和“撤销”交易，若是接受并正确签署将会增长或删除验证器进入下一轮）。**须要添加的主要附加成分是用于决定容许谁提出阻止的机制（例如，每轮能够有一个指定的提议者）。**它还能够被修改成可用做工做证实区块链，容许参与共识的节点经过在签名的同时在其公钥之上发布工做证实解决方案来实时“声明本身”。用它的消息。

可是，同步假设很是强，所以咱们但愿可以在没有超过33％或50％容错的状况下在没有它的状况下工做。有一种方法能够实现这一目标。假设咱们有一些其余的一致性算法（例如，PBFT，Casper FFG，基于链的PoS），其输出能够偶尔在线观察者看到（咱们称之为阈值相关的一致性算法，与上面的算法相反） ，咱们称之为延迟依赖共识算法）。假设依赖于阈值的一致性算法连续运行，其模式是不断地将新块“最终化”到链上（即，每一个最终值指向一些先前的最终值做为“父”;若是存在一系列指针A -> ... -> B，咱们称A 为B 的后代。

咱们能够将依赖于延迟的算法改造到这个结构上，让老是在线的观察者可以在检查点上得到一种“强大的终结性”，容错率达到95％（你能够经过增长更多的验证器和任意方式将其任意接近100％）要求这个过程须要更长的时间）。

每次时间达到4096秒的倍数时，咱们运行与延迟相关的算法，选择512个随机节点参与算法。有效提议是由阈值相关算法最终肯定的任何有效值链。若是一个节点在T + k * D带有k签名的时间（D = 8秒）以前看到一些最终值，它会将连接受到其已知链的集合中并从新广播它并添加本身的签名; 观察者使用T + (k - 0.5) * D如前的阈值。

最后使用的“选择”功能很简单：

• 最终的值不是已经赞成在上一轮中的最终值的后代，将被忽略

• 无效的最终值将被忽略

• 要在两个有效的最终值之间进行选择，请选择具备较低哈希值的值

若是5％的验证器是诚实的，那么512个随机选择的节点中没有一个是诚实的，只有大约1：1万亿的机会，所以只要网络延迟加上时钟差别小于D/2上述算法就行，即便因为阈值相关算法的容错被破坏而呈现多个冲突的最终值，也能正确地协调某些单个最终值上的节点。

若是知足阈值相关一致性算法的容错（一般为50％或67％诚实），那么依赖于阈值的一致性算法将不会最终肯定任何新检查点，或者它将最终肯定彼此兼容的新检查点（例如，一系列检查点，其中每一个都指向前一个做为父级），所以即便网络延迟超过D/2（或甚至D），所以参与延迟相关算法的节点不一样意他们接受的值，值他们接受仍然保证成为同一链条的一部分，因此没有实际的分歧。一旦延迟在将来一轮恢复正常，延迟相关的共识将恢复“同步”。

**若是阈值相关和延迟相关的共识算法的假设同时（或在连续轮次中）被破坏，则算法能够分解。**例如，假设在一个循环中，阈值依赖共识定型Z -> Y -> X和从属等待时间不一样意共识之间Y和X，并在接下来的轮阈值依赖性共识定型后代W的X是不的后代Y; 在延迟相关的共识中，赞成的节点Y不会接受W，可是赞成的节点将会接受X。可是，这是不可避免的; 具备超过1/3容错性的安全欠不一样步共识的不可能性是a众所周知拜占庭容错理论的结果，即便容许同步假设，但假设离线观察者不可能超过1/2容错。

内容来源：区块链兄弟

做者：V神

原文连接：http://t.cn/RD93GS2