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注：原文作家是以太坊斡旋独创东谈主Vitalik Buterin6868三公，在这篇著述中，他提议了一种称为实时性检测器（TD）的构造，以试图措置区块链51%袭击的问题。

 （图：Vitalik Buterin）

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以下为译文：

  节录  

我提议了一种基于Lamport 99% 容错共鸣的构造，并称之为实时性检测器（timeliness detectors）。实时性检测器（TD）允许在线客户端（即连络到其它延伸≤δ客户端的客户端，又称用户）在保证正确性和一致性的情况下，检测区块是否是“准时”发布的。

在发生51%袭击的情况下，这允许至少一部分在线客户端就（i）是否发生了“饱和倒霉”的51%袭击达成一致，以及详情（ii）什么是“正确”的链，以至有可能（iii）详情哪些考证者要对袭击看重。这缩短了51%袭击形成紊乱的才气，加速了从袭击中还原的时刻，同期也潜在地加多特出胜袭击的资本。

  实时性检测器（TD）  

实时性检测器最基本的结构如下。关于客户端收到的每个数据块，客户端齐会注重一个“是否是实时”的依据，它会确认客户端是否定为区块是“准时”收到的。其主义是在51%袭击中尝试永诀袭击链和“正确”链：

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咱们的模子很陋劣：每个区块B齐有一个自我声明的时刻戳 t （在执行的合同中，时刻戳频繁是隐性的，举例以slot数深化）。然后有一个共同约定的同步敛迹δ。最陋劣的时刻检测器是：如若你在时刻t+δ之前继承到区块B，那么你以为该区块即是实时的，如若你在时刻t+δ之后收到它，那你就不会以为它是实时的。但这并弗成达成一致：

咱们通过底下的形势措置这个问题。关于每个区块，咱们赶紧聘请N个“讲明者”样本（v1...vn）。每个讲明者齐撤职以下章程：如若他们看到一个带偶然刻戳t的区块B在时刻t+（2k+1)δ之前有来自k个讲明者的签名，他们就用我方的签名进行重新播送。而客户端撤职的章程则是：如若它们在时刻t+2kδ之前看到一个带偶然刻戳t的区块B，以及来自k个讲明者的签名，那么它们会实时接纳它。如若它们看到区块B，但它永远不傲气这个要求，则客户端就以为区块B是不足时的。

让咱们望望，当唯唯一个客户端以为某个区块B是实时的，但其它客户端领先可能因为延伸各异，而不以为它是及络续，会发生什么。咱们发轫假定有一个老诚的讲明者。

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这张图展示了所发闯祸情背后的基本旨趣。如若客户端在禁止时刻T之前看到一个区块，那么该区块将在讲明者禁止时刻T+δ之前落入讲明者的手中，何况讲明者将添加他们的签名，何况他们将在时刻T+δ之前重新播送它，保证其他节点在T+2δ前看到有签名的区块。要道的机制是一个附加签名以延伸禁止时刻的才气。

当今，让咱们有筹商n−1个非老诚讲明者以及1个老诚讲明者的情况。如若客户端看到一个带有k个签名的实时区块，则有两种可能： 这k个签名当中，有一个是老诚的； 这k个签名当中，莫得一个是老诚的； 在情况（1）中，咱们知谈该讲明者是老诚的，因此讲明者在时刻T+(2j−1)δ之前播送了带有 j ≤k 个签名的区块B，这意味着（通过同步假定）每个客户端在时刻T+2jδ之前齐看到了该bundle，是以每个客户端齐接纳区块B当作现时区块。

而在情况（2）中，咱们知谈老诚的讲明者将在时刻T+（2k+1）δ之前看到该bundle，因此它们将用我方的签名重新播送该它，何况统共其它客户端将在k+1签名禁止时刻T+（2k+2）δ之前看到该膨大bundle。

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因此，当今咱们有了一个“实时性检测器”，客户端不错使用它来追踪哪些区块是“准时”的，哪些区块是“不准时”的，以及在什么时候，统共延伸小于δ的客户端齐会情愿哪些区块是准时的。

  最陋劣的区块链架构  

为了决定谁不错提议提议，谁不错在职何slot讲明区块的盘算。咱们不错这么界说一个“99%容错区块链”：要详情现时情景，只需按照它们我方声明的时刻戳规则处理统共实时的区块。

这执行上是可行的（何况提供了对最终性逆转和审查51%袭击的抗击），何况在它我方的假定下给出了一个相配陋劣的区块链架构！唯一的问题是：一切齐成就在假定统共客户端齐将在线，何况收罗永远不会被中断的基础上。因此，要使其安全地责任，可能需要一周或更长的区块时刻，而这执行上是一个“扶植链”的合理架构，它不错追踪考证者的入款、支款以及罚没情况，举例，（通过审查新加入的考证者等）来提神耐久的51%袭击。但咱们不但愿把这种架构利用到主链。

  更合理的聘请  

研究词，在这篇著述中，咱们将要点关注傲气一组较弱安全性假定的系统架构。即如若以下两个假定中的任何一个是确切，那么它们即是好的：（i）收罗延伸很低，包括考证者和客户端之间的收罗延伸，以及（ii）大大量考证者是老诚的。发轫，让咱们回到一个模子，在这个模子中，咱们有带有一些分叉聘请章程的区块链，而不单是是冲破的区块。咱们将通过咱们最心爱的两个结尾性分叉聘请章程例子，（i）FFG和 (ii) LMD GHOST。

关于FFG，咱们将该分叉聘请章程膨大如下。从独创区块运转，新宝博彩每当你看到两个子链齐已完成的区块时，请聘请lower-epoch实时完成区块的链。然后从那运转连续按昔日的形势前进。一般来说，在两种情况下，只会有两个冲突的最终链：（i）33%的袭击，以及（ii）很多节点离线（或审查）导致耐久运行的inactivity leak。

5月21日，演员、越剧名家何赛飞的一段怒斥戏曲行业乱象的真性情言论，在各大社交平台引起了强烈反响，并迅速冲上热搜榜。然而，有一部分自媒体歪曲了何赛飞的本意，认为她在痛斥梅花奖，针对这部分传言，何赛飞通过正规媒体回应了。说她怎么可能痛斥戏曲界的最高奖梅花奖呢，相信看过完整视频的都知道她想表达的意思。

情况（i）：

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情况（ii），option 1 （少数离线）：

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情况（ii），option 2 （离线大量，稍后以最终详情的链重新出现）：

一场疑似被操纵的体育比赛在皇冠体育上引起了轩然大波，吸引了大量赌徒参与赌博，最终受害者不计其数。

因此，在统共情况下，至少过了某个时刻点（T+2kδ，在该时刻点之后，如若客户端莫得实时接纳一个区块，那么咱们知谈它永远不会实时接纳它）后，咱们齐不错提神51%袭击破裂最终性。还要防备，上头的图有点误导性。咱们柔柔的不是完成区块的时刻线，而是区块的实时性，其中包括讲明该区块已最终详情的字据。

关于偶然会离线的客户端而言，只消莫得51%袭击，这不会变调任何事情：如若链莫得受到袭击，那么法度链中的区块将是实时的，因此最终详情的区块将永远是实时的。

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而可能导致风险加多的主要情况是，客户端具有高延伸，却莫得坚决到它们具有高延伸。它们可能会把实时区块视为非实时区块，或者把非实时区块视为实时区块。该机制的盘算是，如若非实时性依赖分叉聘请和实时性依赖分叉聘请是不一致的，就应该见告用户，以便他们粗略考证正在发生的事情。不应指引他们盲目接纳依赖实时性分叉聘请当作法度。

在处理审查问题时，咱们还不错使用实时性检测器来自动检测和不容审查。这很陋劣：如若具有自声明时刻t的区块B是实时的，那么在时刻t+(2k+2)δ之前不包含该区块的任何链（不管是当作祖宗区块依然当作叔块）齐会自动被判定为作恶式链。这确保审查区块越过（2k+2）δ的链将被客户端自动拒却。

在这里使用实时性检测器（TD）的主要平正是，它不错在审查“过多”的情况下形成共鸣，幸免“边际袭击”的风险，这些“边际袭击”被有利联想成对某些用户（而非其他用户）而言是饱和倒霉的，从而导致社区浪掷时刻和元气心灵来争论是否分叉审查链（相悖，大大量用户在职何情况下齐会情愿正确的活动决策）。

防备，这需要一个叔块包含机制，而现时以太坊2.0是莫得的。此外，它还需要一种机制来实施叔块里面的交游，这么审查阻力就能膨大到交游，而不单是是区块的原始体。这需要和无情景客户端很好地合作。

另一个问题是，需要小心处理很多区块被发布并赢得实时性情景的可能性。这可能是由于发布延伸，或者是由于一个提议者坏心地在并吞slot中发布多个区块形成的。前者不错通过修改的章程处理，其中区块必须包括统共时刻早于（2k＋2）δ的实时区块或最大允许数（举例4）叔块。

此后者不错通过这么一个章程处理：如若包括来自特定slot的一个区块，则不错有用地忽略来自该slot的统共其他区块。

请防备，在Casper-CBC框架中，对包含非实时性或审查性区块的链进行审查谢却和取消优先级操作，足以提供与上述FFG框架疏导的结尾性保证。

  面对的挑战及任务   念念出最佳的形势，用非工夫的话语向用户解释，在实时性坚决和非实时性坚决分叉聘请章程不一致的情况下发生了什么，以及他们应该如何叮嘱这种情况； 分析系统在延伸偶然高于δ，或延伸老是潜在高于δ情况下，且咱们有假定（举例，某些固定部分的讲明者是老诚的，或其他羼杂假定）下的活动。寻查是否有才能修改章程以擢升这些场景中的性能； 分析完结这些属性，同期不需要包括新讲明的才能，相悖，只需要重用现存讲明（举例，考证者讲明FFG中的每个epoch的讲明）； 详情是否对基于“陋劣”最长链分叉聘请章程进行了一些小的修改6868三公，使它们粗略从实时性检测器中获益，从而赢得某种结尾性。