以太坊创始人V神介绍99%容错的共识机制(v神多大年纪创立以太坊)

想必现在有很多小伙伴对于以太坊创始人V神介绍99%容错的共识机制方面的信息都比较想要了解，那么今天小好小编就为大家收集了一些分享给大家，希望大家会喜欢哦。

我们已经听过很长一段时间了，在同步网络中可以达到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所有其他诚实节点接收（如果攻击者有更超过50％，就可以执行“51％的攻击”，而有这种用于这种类型的任何算法）的类似物。

我们也听说很长一段时间，如果你想放宽同步假设，并且有一个“异步安全”的算法，最大可实现的容错率下降到33％（PBFT，Casper FFG等都属于这个类别）。

但是你知道吗，如果你添加更多的假设（具体来说，你需要观察者，即：如果用户没有积极参与共识但关心其输出，也要积极观察共识，而不仅仅是事后下载其输出），您可以将容错率一直提高到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”（链接在这里）包含了算法的描述。

以下是我尝试以简化形式描述和重新构造算法。

假设存在N共识参与节点，并且每个人都同意这些节点是谁提前的（取决于上下文，它们可能是由可信方选择的，或者如果需要更强的分散，则通过一些工作证明或股权证明）方案）。

我们标记这些节点0....N-1。

还假设已知D网络延迟加上时钟差异（例如D= 8秒）。

每个节点都能够及时发布值T（恶意节点当然可以提前或稍后提出值T）。

所有节点等待(N-1) * D几秒钟，运行以下过程。

定义x : i为“x由节点签名的值i”，x : i : j作为“由...x签名的值”i并且该值和签名一起由j“等签署。

在第一阶段发布的提案将是v: i某些形式的，v并且i包含提出它的节点的签名。

如果验证器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其本身将被计为k = 0，并且v:ik = 1），则验证器检查（i）时间小于T + k * D，和（ii）他们还没有看到包含的有效信息v;如果两个检查通过，他们发布v : i[1] : ... : i[k] : i。

当时T + (N-1) * D，节点停止收听。

此时，可以保证诚实节点全部“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，并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，他们还没有广播的所有值，但增加了他们的签名上（x与w节点0，y节点2）。

这两个节点诚实看到{x, y, w}。

如果问题需要选择一个值，他们可以使用一些“选择”函数从他们看到的值中选择一个值（例如，他们采用具有最低哈希的值）。

然后节点可以就此值达成一致。

现在，让我们来探讨一下为什么会这样。

我们需要证明的是，如果一个诚实的节点已经看到了一个特定的值（有效地），那么每个其他诚实的节点也看到了这个值（如果我们证明了这一点，那么我们知道所有诚实的节点都看到了相同的一组值，所以如果所有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，它在时间之前到达T + k * D）。

假设x是单个其他诚实节点的索引。

要么x是其中的一部分，{i[1] ... i[k]}要么不是。

在第一种情况下（比如说x = i[j]这个消息），我们知道诚实节点x已经广播了该消息，并且他们这样做是为了响应j-1他们在时间之前收到的签名消息T + (j-1) * D，因此他们在那时广播他们的消息，并且因此，所有诚实节点必须在时间之前收到消息T + j * D。

在第二种情况下，由于诚实节点在时间之前看到消息T + k * D，然后他们将用他们的签名广播消息并保证每个人（包括x在时间之前都会看到它）T + (k+1) * D。

请注意，该算法使用添加自己的签名作为消息超时的“碰撞”的行为，并且这种能力可以保证如果一个诚实的节点按时看到消息，他们可以确保其他人看到消息准时，因为“准时”的定义增加了超过每个添加的签名的网络延迟。

在一个节点是诚实的情况下，我们是否可以保证被动观察者（即关注知道结果的非共识参与节点）也可以看到结果，即使我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]，并在之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，但是当他们重新广播它时，它只会到达所有诚实的共识参与节点之后T + k * D，所以所有诚实的共识参与节点都拒绝它。

但我们可以填补这个漏洞。

我们要求D受到两倍的网络延迟和时钟差异的限制。

然后我们对观察者施加不同的超时：观察者v : i[1] : .... : i[k]在时间之前接受T + (k - 0.5) * D。

现在，假设观察者看到一条消息接受它。

他们将能够在一段时间之前将它广播到一个诚实的节点T + k * D，并且诚实的节点将发出带有其签名的消息，该消息将在时间之前到达所有其他观察者T + (k + 0.5) * D，具有k+1签名的消息的超时。

改造其他共识算法理论上，上述内容可以用作独立的一致性算法，甚至可以用于运行股权证明区块链。

共识的第N + 1轮验证器本身可以在共识的第N轮中决定（例如，每轮共识也可以接受“存款”和“撤销”交易，如果接受并正确签署将会增加或删除验证器进入下一轮）。

需要添加的主要附加成分是用于决定允许谁提出阻止的机制（例如，每轮可以有一个指定的提议者）。

它还可以被修改为可用作工作证明区块链，允许参与共识的节点通过在签名的同时在其公钥之上发布工作证明解决方案来实时“声明自己”。

用它的消息。

但是，同步假设非常强，因此我们希望能够在没有超过33％或50％容错的情况下在没有它的情况下工作。

有一种方法可以实现这一目标。