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ライトクライアントはアカウントの状態を特定の時間において知ることを望んでいる （nonce, balance, code, 又はstorage のインデックス) ライトクライアントは単純に再帰的に状態のルートからツリーのノードをダウンロード出来る、任意の値に達する迄。 ライトクライアントは、トランザクションが承認されたかを確認したい。 ライトクライアントは単純にトランザクションのインデックスとブロックの番号についてネットワークに問い合わせることが出来る。 そして再帰的にトランザクションのツリーをダウンロードして利用可能かどうかを確かめることが出来る。 ライトクライアントは合計でデータの有効性を確かめたい。 それぞれのライトクライアントが、c[i]は1つのトランザクションのindex iをトランザクション T[i]（R[i]のお釣りに対応する。) そして下記のように作動する。 R[i-1].medstate、 R[i-1].gas_used(if i = 0 use the parent endstate and 0 gas_used)を生成 T[i]のトランザクションの実行 結果として生じるState Root が R[i].medstateであり、その gas_used がR[i].gas_usedであることを確認 ログと、出来上がったbloomの組みが R[i].logsとR[i].logbloomと合うことを確認 bloomがブロックヘッダーレベルのbloomのサブ集合(これはブロックヘッダーレベルのBloomが間違っている事を検出する）であることを確認。そして幾つかのランダムのブロックヘッダーレベルのインデックスを取得し、 ブルームが1つか他のトランザクションレベルのブルームを持ち、 もしレスポンスが与えられていなかった場合には、ブロックを拒絶する。 ライトクライアントは記録されるイベントを”watch”したいと思う。 その場合のプロトコルは下記に従う。 ライトクライアントは全てのブロックのヘッダーを取得し、ライトクライアントが求めるアドレスかトピックのリストの1つと適合するbloom filterを、ブロックヘッダーが含んでいるかを確認する。 潜在的に適合しているブロックヘッダーを見つけた場合、ライトクライアントは ブルームフィルターに適合する全てのトランザクションのレシートと、トランザクションに対する証明を取得する。 潜在的に適合しているトランザクションを見つけた場合、ライトクライアントは実際のLOGのRLPを確かめ、それが実際に適合するかどうかを確認する。 最初の3つのライトクライアントのプロトコルでは対数量のデータ・アクセスとコンピュテーションが必要となる。 最初の4つ目では~0(Nの平方根)ブルームフィルターから只2階層だけ、だがこのことは0(log(N))に対して改善が為される。 もしライトクライアントが様々なプロバイダーに依拠しようとするのであれば、”興味を持っている”トランザクションのインデックスを指し示し、もし間違ったトランザクションを所持していることが公開されれば、プロバイダーへの依存を解除うｓる。 その最初のプロトコルは単純に状態を確認するために有用であｒ，2爪のプロトコルは、消費者と承認のようなシナリオにおいて、トランザクションが認証されたどうかを確認するために有用である。 3つ目のプロトコルは、Ethereuのライトクライアントがブロックをとても少ない量のトラストによって承認出来るようにしている。 ビットコインでは、例えばマイナーはマイナーに対して多大な料のトランザクションの費用を払うブロックを生成することが出来る。 そして軽量ノードにとってこのことを知る術はない、また、正直な全てのノードが検知することが出来た場合にも その不当性を証明しなければならない Ethereumでは、もしブロックが不当な場合には、不当な状態の遷移をどこかのindexで含んでいなければならない、そして ライトクライアントは、何か間違っていることは無いかindex が見つけられるように認証することとなる。もしくは、データが使用不可能なためにその証明のステップが終わらないからだ、そしてクライアントは警告を上げることが出来る。 4つ目のプロトコルはDAPPが効率的に証明される必要のあるある種のイベントを追跡したい場合に有用である。 例えば分散形の交換所でトレードのログを取るか、もしくはウォレットがトランザクションのログを取る（ライトクライアントが高いレベルのコインベースとアンクルのチェックがマイナーのアカウントに対して十分に働いた場合) Bitcoinの言葉でいうと、ログは純粋な”Proof of publication”のopcode として考えられる。 The 強欲で最も重い監視されているサブツリー”(GHOST)プロトコルは、最初にYonatan Sompolinsky とAvivZoharによって2013年12月に導入されたイノベーションだ。first introduced そしてもっと早いブロックの時間を防ぐための問題解決策としての最初の重大な試みでもある。 GHOSTが開発された動機は、承認時間の早いブロックチェーンが、古くなっていまう可能性が高いためにが 現在セキュリティリスクを抱えていることだ。 何故ならブロックはネットワークに伝播するまでに一定時間必要であり、 もしマイナーAがを採掘してマイナーBが他のブロックをマイナーAのブロックが伝播するまでにほった場合には、 マイナーBのブロックは結局無駄（”stale”）してしまい、その仕事はネットワークのセキュリティの改善に寄与しないためだ。 更に言えば、そこには中央集権の問題がある。:もしマイナ-Aがマイニングプール上で30%のハッシュパワーを持ち、Bは10%のハッシュパワーを持っているならば、Aは70%の時間無駄になるブロックを生み出すリスクをもっており、（Aが最後のブロックを生成した他の30%の時間から、そしてマイニングのデータをすぐに手に入れることになるだろう。)一方でBは90%の時間において無駄になるブロックを生成するリスクを取っている。 このようにして、ブロックのインターバルがブロックが無駄になる確立が十分に高くなるほどに短かったとしても Aはそのサイズのお陰で大変効率的でシンプルに採掘を行うことが出来る。 これらの2つ効果を組み合わせると、ブロックチェーンはブロックを早く生成し、 1 早くブロックを作り出していくブロックチェーンが存在することで、 1つのマイニングプールが、マイニングのプロセスに対してネットワーク全体のハッシュパワーの十分に大きな割合を持つことで デファクトのコントロールを持つことに繋がって行きやすくなるだろう。 Sompolinsky とZoharによって述べられたように、GHOSTはネットワークのセキュリティロスの最初の問題を、 どのブロックが”最長”のブロックかを計算する中で、無駄となってしまったブロックを含める事によって改善した。 即ち、ブロックの親と先祖を含めるだけでなく、無駄になった先祖のブロック（Ethereumの隠語で、”uncles”）も含めることで、 どのブロックが合計で最も長いproof of workのための計算に加えられることだ。 2つ目の中央集権による偏りの問題を解決するために我々は異なる戦略を採用する: 我々は無駄になったブロックに対しての報酬を無駄となったブロックに付与すること: 無駄となったブロックが7/8(87.5 %)のベースのリワードを受け取る事が出来、 そして無駄となったブロックを含む甥が、ベースのリワードの1/32(3.125 %)をブロックを含めた報酬として受け取る事が出来る。 しかしながら、トランザクションの費用は甥にもおじにも与えられることはない。 Ethereumでは、無駄となったブロックはおじによってのみ含まれる事ができ、7代目迄のその直接の兄弟の子孫が含まれ、 そして一層の関係のブロックは含まれない。これはいくつかの理由によって為されている。 初めに、無限のGHOSTはどのおじが与えられたブロックが有効かという計算を行うに当たって大変複雑となるからだ。 2つ目には、無限のおじに対してのインセンティブがEthereuで使われることで、 チェーンへの公衆の攻撃者ではなく、 メインチェーンのマイナーにとって採掘するインセンティブを失わせることに繋がるからだ。 最後に、多くのネガティブな影響無しに、7段階目迄に制限していることが大半の望ましい影響を及ぼしていることについての計算を示す。 中央集権のリスクを測ったシミュレーターはこちらで利用可能だ。 https://github.com/ethereum/economic-modeling/blob/master/ghost.py 高度なレベルの議論はこちらで行われている。 https://blog.ethereum.org/2014/07/11/toward-a-12-second-block-time/ 12秒のブロック承認時間 : 出来るだけ早い時間として12秒が選ばれた。 だが同時に、ネットワークの遅れよりもかなり長い時間である。 2013年のDecker とWattenhoferによる論文では、Bitcoinのネットワークの遅れが計算されており、 それは12.6秒が新しいブロックが残りの95％のノードに伝播する迄に必要なためだ。 しかしながらその文書で指摘されていた伝播に掛かる全体の時間はブロックのサイズに比例するとも指摘されている。 そのようにして、速い通貨において、伝播のための時間は、劇的に減少することが期待される。 伝播に掛かる待機時間は凡そ2秒だが、安全のために我々の分析では12秒が伝播のために掛かると考えている。 7ブロックの子孫の制限 : これは幾つかのブロックの後、ブロックの履歴をすぐに”忘れやすい”ものへとするための仕様だ、 そして7ブロックが最も良い影響を与えることが証明された。 1ブロックの子孫のリミット （例: c(c(p(p(p(head))))), where c = chile and p = parent, is invalid): このパートではシンプルさを仕様目標とし、上記のシミュレーターでは大きな中央集権型のリスクを持たないことを示す。 Uncleブロックの正当性の要求 : Uncle（おじ）は認証されたブロックではなく、認証されたブロックヘッダーでなければならない。 これはシンプルさを達成するためであり、ブロックチェーンのモデルを維持するために線形のデータ構造を取る（block-DAGではなく、SompolinskyとZoharの新しいモデル）。おじが正当なブロックであることを求めるのは同様に正当なアプローチである。 報酬の分散 : 7/8のベースマイニングの報酬はおじにいき、残りの1/32は甥にいき、0%のトランザクション費用が双方に渡る。 もし費用が独占されているならば、中央集権的な考え方からみるとおじに対してのインセンティブが有効でなくなるだろう。 しかしながらこれはEthereumで、出来るだけProof of Work を使い、どうしてEtherを発行し続けようとしているのかという一つの理由である。 Ethereumにおいての困難さの更新は下記のルールに従って行われる: diff(genesis) = 2^32 diff(block) – diff.block.parent + floor(diff.block.parent/1024)* The difficulty in Ethereum is currently updated according to the following rule: diff(genesis) = 2^32 1 if block.timestamp – block.parent.timestamp = 9. diff(block) = diffblock.parent + floor(diff.block.parent / 1024) * 1 if block.timestamp – block.parent.timestamp = 9 The design goals behind the difficulty update rule are:, pirates map スロットオンライン. 速いアップデート : ブロック同士の間での読込が早ければ速いほど与えられたハッシュパワーの増大と現象にフィットする物となる。 低いボラティリティ : Difficulty はハッシュパワーがもし定数であるならば大きく変動するべきではない。 シンプルさ : アルゴリズムは比較的シンプルに実装できるべきである。 メモリーを食わない : アルゴリズムは幾つかのブロックの履歴に依拠するべきでなない、 それは幾つかのメモリーの変数を出来る限り含むべきである。 最後の10ブロックを考えると、最後の10ブロックのブロックのヘッダーに全てのメモリーの変数が置かれる。 それはアルゴリズムが作用するために利用可能な全てのデータである。 セキュリティーホールをなくす: アルゴリズムはマイナーに対して 彼らのレベニューを最大化させようという意図で、 タイムスタンプや、マイニングプールでのハッシュパワーの増減の繰り返しをさせることを過度に奨励すべきではない。 我々の現在のアルゴリズムは、高い副次的適合性を低いボラティリティと、セキュリティホールの防止策に対して準最適な方法として 既に決定している。そしてタイムスタンプを親や、祖父母のブロックとタイムスタンプを比べるように変更し もしマイナーが2つの列になったブロックのマイニングを行っているならば、 マイナーがタイムスタンプの書き換えに対してのみインセンティブを持つようにしようとは全く考えていない。 もう一つのシミュレーションを伴う強力な定式はこちらにある。 https://github.com/ethereum/economic-modeling/blob/master/diffadjust/blkdiff.py (シミュレーターはビットコインのマイニングパワーを用いているが、日ごとの平均を全体に対して使っている。1つのポイントでのシミュレーションは95%1日の内にクラッシュする。）
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