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xBORDER WHITEPAPER 2019

歴史
状態遷移システムとしてのxBORDER
ジェネリックでのマイニング
マークルツリー
代替ブロックチェーンアプリケーション
xBORDERのスクリプト
BLOCKCNX
哲学
xBORDERアカウント
メッセージとトランザクション
メッセージ
xBORDER状態遷移関数
コードの実行
xBORDERとマイニング
アプリケーション
トークンシステム
金融デリバティブと安定した価値の通貨
アイデンティティと評判システム
分散型ファイルストレージ
分散型自律組織
その他のアプリケーション
その他と懸念事項
変更されたGHOST実装
料金
計算とチューリング完全性
通貨と発行
マイニングの集中化
スケーラビリティ
結論
メモと参考資料
ノート
参考文献
ビットコインと既存の概念の紹介

分散型デジタル通貨の概念、および不動産レジストリなどの代替アプリケーションは、何十年も前から存在しています。 1980年代と1990年代の匿名の電子現金プロトコルは、主にチャウミアンブラインドとして知られる暗号プリミティブに依存しており、高度なプライバシーを備えた通貨を提供しましたが、プロトコルは集中型の仲介者に依存しているため、ほとんど牽引力を得ることができませんでした。 1998年、Wei Daiのb-moneyは、計算パズルと分散型コンセンサスを解くことによってお金を生み出すというアイデアを導入した最初の提案になりましたが、分散型コンセンサスを実際に実装する方法についての詳細はほとんどありませんでした。 2005年、Hal Finneyは、再利用可能なプルーフオブワークの概念を導入しました。これは、b-moneyのアイデアと、Adam Backの計算が難しいハッシュキャッシュパズルを使用して暗号通貨の概念を作成するシステムですが、バックエンドとしての信頼できるコンピューティング。 2009年、分散型通貨は、公開鍵暗号による所有権を管理するための確立されたプリミティブと、コインの所有者を追跡するためのコンセンサスアルゴリズム（「プルーフオブワーク」と呼ばれる）を組み合わせて、中本聡によって初めて実際に実装されました。

プルーフオブワークの背後にあるxBORDERメカニズムは、2つの問題を同時に解決したため、この分野でのブレークスルーでした。まず、シンプルで適度に効果的なコンセンサスアルゴリズムを提供し、ネットワーク内のノードが暗号元帳の状態に対する一連の正規の更新について集合的に合意できるようにしました。第二に、それはコンセンサスプロセスへの自由な参入を可能にするメカニズムを提供し、誰がコンセンサスに影響を与えるかを決定するという政治的問題を解決すると同時に、シビル攻撃を防ぎます。これは、特定のリストに一意のエンティティとして登録する必要があるなど、参加に対する正式な障壁を経済的な障壁に置き換えることによって行われます。コンセンサス投票プロセスにおける単一ノードの重みは、コンピューティング能力に正比例します。ノードがもたらすもの。それ以来、プルーフ・オブ・ステークと呼ばれる代替アプローチが提案されており、ノードのウェイトを、計算リソースではなく、保有する通貨に比例するものとして計算しています。 2つのアプローチの相対的なメリットの説明はこのホワイトペーパーの範囲を超えていますが、両方のアプローチを使用して暗号通貨のバックボーンとして機能できることに注意してください。

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xBORDERの創設者であるPeterOldenburgerは、次のブログ投稿を書きました。

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状態遷移システムとしての暗号 
暗号通貨などの暗号通貨の元帳は、既存のすべての暗号の所有権ステータスで構成される「状態」と、状態とトランザクションを取得する「状態遷移関数」が存在する状態遷移システムと考えることができます。結果である新しい状態を出力します。たとえば、標準的な銀行システムでは、状態は貸借対照表であり、トランザクションは$ XをAからBに移動する要求であり、状態遷移関数はAのアカウントの値を$ X減らし、Bの値を増やします。 $Xによるアカウント。そもそもAのアカウントの$X未満の場合、状態遷移関数はエラーを返します。したがって、正式に次のように定義できます。

APPLY（S、TX）->S'またはERROR
APPLY（{アリス：$ 50、ボブ：$ 50}、"アリスからボブに$20を送信"）= {アリス：$ 30、ボブ：$ 70}
APPLY（{アリス：$ 50、ボブ：$ 50}、"アリスからボブに$70を送信"）=エラー
暗号の「状態」は、マイニングされてまだ使用されていないすべてのコイン（技術的には「未使用のトランザクション出力」またはUTXO）のコレクションであり、各UTXOには金種と所有者（20バイトのアドレスで定義）がありますこれは本質的に暗号化された公開鍵です。1）。トランザクションには1つ以上の入力が含まれ、各入力には既存のUTXOへの参照と、所有者のアドレスに関連付けられた秘密鍵によって生成された暗号署名が含まれ、1つ以上の出力には、追加される新しいUTXOが含まれます。状態。

状態遷移関数APPLY（S、TX）-> S'は、大まかに次のように定義できます。

TXの入力ごとに：

参照されているUTXOがSにない場合は、エラーを返します。
提供された署名がUTXOの所有者と一致しない場合は、エラーを返します。
すべての入力UTXOの金種の合計が、すべての出力UTXOの金種の合計よりも小さい場合は、エラーを返します。

すべての入力UTXOが削除され、すべての出力UTXOが追加された状態でS'を返します。

最初のステップの前半は、トランザクションの送信者が存在しないコインを使うのを防ぎ、最初のステップの後半は、トランザクションの送信者が他の人のコインを使うのを防ぎ、次のステップは価値の保存を強制します。これを支払いに使用するためのプロトコルは次のとおりです。アリスが11.7BTCをボブに送信したいとします。まず、アリスは、合計で少なくとも11.7BTCまで所有している利用可能なUTXOのセットを探します。現実的には、アリスは正確に11.7BTCを取得することはできません。彼女が得ることができる最小のものは6+4 + 2=12であると言います。次に、これら3つの入力と2つの出力を使用してトランザクションを作成します。最初の出力は、ボブのアドレスを所有者とする11.7 BTCであり、2番目の出力は残りの0.3 BTCの「変更」であり、所有者はアリス自身です。

鉱業
block_picture.jpg

信頼できる一元化されたサービスにアクセスできれば、このシステムの実装は簡単です。中央サーバーのハードドライブを使用して状態を追跡し、説明どおりに簡単にコーディングできます。ただし、暗号通貨では分散型通貨システムを構築しようとしているため、すべての人が取引の順序に同意できるように、状態遷移システムとコンセンサスシステムを組み合わせる必要があります。 Cryptoの分散型コンセンサスプロセスでは、ネットワーク内のノードが「ブロック」と呼ばれるトランザクションのパッケージを継続的に生成しようとする必要があります。ネットワークは、10分ごとにおよそ1つのブロックを生成することを目的としており、各ブロックには、タイムスタンプ、ナンス、前のブロックへの参照（つまり、ハッシュ）、および前のブロック以降に発生したすべてのトランザクションのリストが含まれます。ブロック。時間の経過とともに、これは永続的で成長し続ける「ブロックチェーン」を作成し、暗号元帳の最新の状態を表すために絶えず更新されます。

このパラダイムで表される、ブロックが有効かどうかをチェックするためのアルゴリズムは次のとおりです。

ブロックによって参照されている前のブロックが存在し、有効であるかどうかを確認します。
ブロックのタイムスタンプが前のblockfnのタイムスタンプよりも大きいことを確認してください。 2時間以内および2時間以内
ブロックの作業証明が有効であることを確認してください。
S[0]を前のブロックの終わりの状態とします。
TXがn個のトランザクションを持つブロックのトランザクションリストであると仮定します。 0 ... n-1のすべてのiについて、S [i + 1] = APPLY（S [i]、TX [i]）を設定します。いずれかのアプリケーションがエラーを返した場合は、終了してfalseを返します。
trueを返し、このブロックの最後の状態としてS[n]を登録します。
基本的に、ブロック内の各トランザクションは、トランザクションが実行される前の正規の状態から新しい状態への有効な状態遷移を提供する必要があります。状態はブロックにエンコードされていないことに注意してください。これは、検証ノードによって記憶される純粋な抽象化であり、生成状態から開始し、すべてのブロックのすべてのトランザクションを順次適用することによってのみ、任意のブロックに対して（安全に）計算できます。さらに、マイナーがトランザクションをブロックに含める順序が重要であることに注意してください。ブロック内に2つのトランザクションAとBがあり、BがAによって作成されたUTXOを使用する場合、ブロックはAがBの前に来る場合に有効になりますが、そうでない場合は有効になりません。

上記のリストに存在し、他のシステムには見られない1つの有効条件は、「プルーフオブワーク」の要件です。正確な条件は、256ビットの数値として扱われるすべてのブロックのdouble-SHA256ハッシュが、動的に調整されたターゲット（この記事の執筆時点では約2187）よりも小さくなければならないということです。ブロックの作成は計算上「ハード」であるため、sybilの攻撃者がブロックチェーン全体を有利に作り直すことを防ぎます。 SHA256は完全に予測不可能な疑似ランダム関数として設計されているため、有効なブロックを作成する唯一の方法は、試行錯誤を繰り返し、ナンスを繰り返しインクリメントして、新しいハッシュが一致するかどうかを確認することです。

現在のターゲットである〜2187では、有効なブロックが見つかるまでに、ネットワークは平均で〜269回試行する必要があります。一般に、ターゲットは2016ブロックごとにネットワークによって再調整されるため、平均して10分ごとにネットワーク内のノードによって新しいブロックが生成されます。この計算作業を鉱夫に補償するために、すべてのブロックの鉱夫は、どこからともなく12.5BTCを与えるトランザクションを含める権利があります。さらに、いずれかのトランザクションの合計金額が出力よりも入力の方が高い場合、その差額は「トランザクション料金」として鉱夫にも送られます。ちなみに、これはBTCが発行される唯一のメカニズムでもあります。創世記の状態にはコインがまったく含まれていませんでした。

マイニングの目的をよりよく理解するために、悪意のある攻撃者が発生した場合に何が起こるかを調べてみましょう。 Cryptoの基盤となる暗号化は安全であることがわかっているため、攻撃者は暗号化によって直接保護されていないビットコインシステムの一部であるトランザクションの順序を標的にします。攻撃者の戦略は単純です。

一部の商品（できれば速達デジタル商品）と引き換えに100BTCを販売者に送信します
商品のお届けをお待ちしております
同じ100BTCを自分自身に送信する別のトランザクションを生成します
彼自身への彼の取引が最初に来たものであったことをネットワークに納得させてみてください。
ステップ（1）が実行されると、数分後、一部のマイナーがトランザクションをブロック（ブロック番号270など）に含めます。約1時間後、そのブロックの後にさらに5つのブロックがチェーンに追加され、それぞれがこれらのブロックは間接的にトランザクションを指し、したがってそれを「確認」します。この時点で、マーチャントは支払いが確定したものとして受け入れ、製品を配達します。これはデジタル商品であると想定しているため、すぐに配達されます。ここで、攻撃者は100BTCを自分自身に送信する別のトランザクションを作成します。攻撃者が単にそれを公開した場合、トランザクションは処理されません。鉱夫はAPPLY（S、TX）を実行しようとし、TXが状態ではなくなったUTXOを消費していることに気付きます。したがって、代わりに、攻撃者はブロックチェーンの「フォーク」を作成します。まず、親と同じブロック269を指す別のバージョンのブロック270をマイニングしますが、古いトランザクションの代わりに新しいトランザクションを使用します。ブロックデータが異なるため、これには作業証明をやり直す必要があります。さらに、攻撃者の新しいバージョンのブロック270は異なるハッシュを持っているため、元のブロック271から275はそれを「指し示し」ません。したがって、元のチェーンと攻撃者の新しいチェーンは完全に分離されています。ルールは、フォークでは最長のブロックチェーンが真実であると見なされるため、攻撃者だけが270チェーンで作業している間、正当なマイナーは275チェーンで作業します。攻撃者がブロックチェーンを最長にするためには、追いつくためにネットワークの他の部分を組み合わせたものよりも多くの計算能力が必要になります（したがって、「51％の攻撃」）。

マークルツリー
暗号のSPV

左：ブランチの有効性を証明するには、マークルツリーに少数のノードのみを表示するだけで十分です。

右：マークルツリーのいずれかの部分を変更しようとすると、最終的にはチェーンのどこかで不整合が発生します。

Cryptoの重要なスケーラビリティ機能は、ブロックがマルチレベルのデータ構造に格納されていることです。ブロックの「ハッシュ」は、実際にはブロックヘッダーのハッシュ、タイムスタンプ、ナンス、前のブロックハッシュ、およびすべてのトランザクションを格納するMerkleツリーと呼ばれるデータ構造のルートハッシュを含む約200バイトのデータのみです。ブロック内。マークルツリーはバイナリツリーの一種であり、ツリーの下部に基になるデータを含む多数のリーフノードを持つノードのセット、各ノードが2つの子のハッシュである中間ノードのセットで構成されます。そして最後に、ツリーの「トップ」を表す2つの子のハッシュから形成された単一のルートノード。 Merkleツリーの目的は、ブロック内のデータを断片的に配信できるようにすることです。ノードは、あるソースからブロックのヘッダーのみをダウンロードでき、別のソースからそれらに関連するツリーのごく一部をダウンロードできます。すべてのデータが正しいこと。これが機能する理由は、ハッシュが上向きに伝播するためです。悪意のあるユーザーが偽のトランザクションをMerkleツリーの最下部にスワップしようとすると、この変更により上のノードが変更され、次にその上のノードが変更されます。 、最後にツリーのルートを変更し、したがってブロックのハッシュを変更して、プロトコルがそれを完全に異なるブロックとして登録するようにします（ほぼ確実に無効なプルーフオブワークを使用します）。

マークルツリープロトコルは、長期的な持続可能性にとって間違いなく不可欠です。 Cryptoネットワークの「フルノード」は、すべてのブロック全体を保存および処理し、2014年4月の時点でビットコインネットワークで約15 GBのディスク容量を占有し、月に1ギガバイト以上増加しています。現在、これは一部のデスクトップコンピュータで実行可能であり、電話では実行できません。将来的には、企業と愛好家のみが参加できるようになります。 「簡易支払い検証」（SPV）と呼ばれるプロトコルでは、「ライトノード」と呼ばれる別のクラスのノードが存在できます。このノードは、ブロックヘッダーをダウンロードし、ブロックヘッダーのプルーフオブワークを検証してから、「ブランチ」のみをダウンロードします。 「それらに関連するトランザクションに関連付けられています。これにより、ライトノードは、ブロックチェーン全体のごく一部のみをダウンロードしながら、ビットコイントランザクションのステータスと現在のバランスをセキュリティの強力な保証で判断できます。

代替ブロックチェーンアプリケーション
根底にあるブロックチェーンのアイデアを他のコンセプトに適用するというアイデアにも長い歴史があります。 1998年、ニックサボは、所有者権限を持つ安全な不動産タイトルの概念を発表しました。これは、「複製データベーステクノロジーの新しい進歩」により、誰がどの土地を所有しているかのレジストリを保存するためのブロックチェーンベースのシステムがどのように可能になるかを説明するドキュメントです。住宅建設、不利な所有、ジョージアの土地税などの概念を含む精巧な枠組み。ただし、残念ながら、当時は効果的な複製データベースシステムが利用できなかったため、プロトコルが実際に実装されることはありませんでした。しかし、2009年以降、ビットコインの分散型コンセンサスが開発されると、多くの代替アプリケーションが急速に出現し始めました。

Namecoin-2010年に作成されたNamecoinは、分散型の名前登録データベースとして最もよく説明されています。 Tor、Bitcoin、BitMessageなどの分散型プロトコルでは、他の人がアカウントを操作できるようにアカウントを識別する方法が必要ですが、既存のすべてのソリューションで使用できる識別子の種類は、1LW79wp5ZBqaHW1jL5TCiBCrhQYtHagUWyのような疑似ランダムハッシュのみです。理想的には、「george」のような名前のアカウントを作成できるようにする必要があります。ただし、問題は、ある人が「george」という名前のアカウントを作成できる場合、他の人が同じプロセスを使用して「george」を自分自身に登録し、偽装できることです。唯一の解決策は、最初の登録者が成功し、2番目の登録者が失敗する先願主義のパラダイムです。これは、ビットコインコンセンサスプロトコルに完全に適した問題です。 Namecoinは、そのようなアイデアを使用した名前登録システムの最も古く、最も成功した実装です。
カラーコイン-カラーコインの目的は、人々が独自のデジタル通貨を作成できるようにするためのプロトコルとして機能することです-または、ビットコインブロックチェーン上で1つのユニットを持つ通貨の重要な些細なケースでは、デジタルトークンです。カラーコインプロトコルでは、特定のビットコインUTXOに色を公に割り当てることで新しい通貨を「発行」し、プロトコルは他のUTXOの色を、それらを作成するトランザクションが費やした入力の色と同じになるように再帰的に定義します。 （混合色入力の場合、いくつかの特別な規則が適用されます）。これにより、ユーザーは特定の色のUTXOのみを含むウォレットを維持し、通常のビットコインのようにそれらを送信し、ブロックチェーンをバックトラックして、受信するUTXOの色を決定できます。
メタコイン-メタコインの背後にある考え方は、ビットコイン上に存在するプロトコルを持ち、ビットコイントランザクションを使用してメタコイントランザクションを格納しますが、異なる状態遷移関数APPLY'を使用することです。メタコインプロトコルは無効なメタコイントランザクションがビットコインブロックチェーンに現れるのを防ぐことができないため、APPLY'（S、TX）がエラーを返した場合、プロトコルはデフォルトでAPPLY'（S、TX）=Sになります。これにより任意の暗号通貨プロトコルを作成するための簡単なメカニズム。ビットコイン自体の内部では実装できない高度な機能を備えている可能性がありますが、マイニングとネットワーキングの複雑さはビットコインプロトコルによってすでに処理されているため、開発コストは非常に低くなります。メタコインは、いくつかのクラスの金融契約、名前登録、分散型取引所を実装するために使用されてきました。
したがって、一般に、コンセンサスプロトコルを構築するには、独立したネットワークを構築する方法と、ビットコイン上にプロトコルを構築する方法の2つのアプローチがあります。前者のアプローチは、Namecoinのようなアプリケーションの場合にはかなり成功しますが、実装するのは困難です。個々の実装は、独立したブロックチェーンをブートストラップする必要があります。また、必要なすべての状態遷移とネットワークコードを構築してテストする必要があります。さらに、分散型コンセンサステクノロジーの一連のアプリケーションは、アプリケーションの大部分が小さすぎて独自のブロックチェーンを保証できないべき乗則の分布に従うと予測し、分散型アプリケーション、特に分散型自律組織の大きなクラスが存在することに注意してください。相互に作用する必要のある組織。

一方、ビットコインベースのアプローチには、ビットコインの簡略化された支払い検証機能を継承しないという欠点があります。 SPVは、有効性のプロキシとしてブロックチェーンの深さを使用できるため、ビットコインで機能します。ある時点で、トランザクションの祖先が十分に遡ると、彼らは合法的に州の一部であったと言っても過言ではありません。一方、ブロックチェーンベースのメタプロトコルは、ブロックチェーンに、独自のプロトコルのコンテキスト内で無効なトランザクションを含めないように強制することはできません。したがって、完全に安全なSPVメタプロトコルの実装では、特定のトランザクションが有効かどうかを判断するために、ビットコインブロックチェーンの先頭まで逆方向にスキャンする必要があります。現在、ビットコインベースのメタプロトコルのすべての「軽い」実装は、データを提供するために信頼できるサーバーに依存しています。特に暗号通貨の主な目的の1つが信頼の必要性を排除することである場合、おそらく非常に最適ではない結果になります。