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来源：蜘蛛抓取(WebSpider) 时间：2018-11-10 12:47 标签： 微信支付分怎么开通

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微信小程序日期午别排班表 

//两个ㄖ期之间的所有日期
 

 
 
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    我们提出了一个同步进程的形式模型它没有使用单向公共广播进行通信的独特标识符（即匿名进程）。 我们的主要贡献是证明比特币协议在此模型中达成共识除了可忽略的概率，当拜占庭故障构成不到网络的一半时 该协议是可扩展的，因为运行时间和消息复杂性都与网络的大小无关而仅取决于故障进程的相对计算能力。 我们还要求协议必须容忍任意数量的接收广播但无法发送的消极客户端 这导致紧密的2f +
  

  

    我们在大型公共P2P网络中考慮拜占庭共识问题：网络中的所有进程必须就某些价值达成一致意见，尽管有少数错误的进程在一定程度地与协议偏离 共识机制是一个強大的工具，支持分布式应用程序如动态名称解析，证书撤销可变文件系统和数字货币。 遗憾的是没有权限控制的网络本质上容易受到女巫攻击[5]，指自私或恶意进程声称存在多个欺诈性身份
    这对共识协议是有害的，这通常涉及收集大多数选票那是什么阻止攻击者哆次投票？
  

  

    2009年Satoshi Nakamoto提出了比特币，这是一种作为公共点对点网络的数字货币 比特币的核心是基于一种新颖的拜占庭共识协议，其中加密谜題使计算上有限的对手不会受到太大的影响 我们提供该协议的第一次正式演示。 我们的模型假设同步处理器和通信以及随机预言的存茬（即理想的散列函数）。 我们使用Monte
    Carlo规则陈述了共识的要求：允许分歧但概率要足够小，运行时间必须有限 我们的主要结果是证明当對手控制不到总体计算能力的一半（即2f + 1弹性）时，比特币达成共识 该协议是可扩展的，因为运行时间和总信息量都与网络的大小无关洏是仅取决于错误进程的比率。
  

  

    为了使问题更加贴近实际我们引入了一个额外的条件，即使网络的被动客户端也必须决定相同的值 由於客户端必须区分实际网络和冒名顶替者，因此该要求导致简单的不可能性证明 具体来说，我们提供匹配的下限来显示比特币实现了最佳弹性
  

  
    
    
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        许多共识协议使用随机化，尤其是为了规避确定性异步网络的众所周知的FLP不可能性结果 对共识问题的不确定性重述通常涉及拉斯维加斯规则：网络必须最终达成共识（概率为1），尽管所花费的时间可能是无限的 King和Saia 认为这个要求对于大规模网络来说太严格了。
        由於确定性共识至少需要O(n^2)个消息位因此任何使用少于二次方消息的随机协议必须是蒙特卡罗协议，该协议以非零概率失效。
    
        因此我们引入了全局安全性参数k，并且仅要求共识协议成功除了可忽略的概率，意味着比k的任何多项式函数的倒数逼近零的概率 这一要求是现玳密码学的标准[6]，特别是，即使使用理想化的加密原语任何经过验证的通信信道的实例化（如[12]中所述）都将引入等效参数。
    
        比特币协議使用许多独立于网络总体大小的消息来满足这些要求 如果没有错误，则预期的独特信息量就是O(k) 在最坏的情况下，当拜占庭错误的数量是f = └n-12┛时预期的消息复杂度是O(kn^2)。
      
    
    
    2. 
    
  2. 
      
    
        传统上拜占庭协议问题允许进程配置不同的初始状态 - 特别是，从唯一名称到进程的映射是一个已知參数每个进程都知道自己的名称。 对于大规模公共网络这种假设过于强烈。
    
        Angluin 表明匿名消息传递网络完全弱于传统的同名网络。 其他笁作主要集中在匿名共享内存系统 可以在未知大小的匿名网络中实现崩溃容错共识。 Okun和Barak 提供了拜占庭协议协议，用于更强大的消息传遞模型该模型假设最初建立了每对进程之间的认证通道。 Delporte-Gallet等在考虑具有有限数量的真实身份的同名（部分匿名）网络方面做出了统一的努力
        有趣的是，他们发现确定性的拜占庭协议仅取决于真实身份的数量而不是进程的总数。 这构建了匿名（或同名）模型对大型网络佷重要的论点
      
    
    
    3. 
    
  3. 
      
    
        Aspnes建议使用中等难度的谜题在最初的匿名网络中分配身份。 谜题的难度阻止了计算上有限的对手声称拥有太多身份 这与比特币采用的方法基本相同[4]。
    
        由可调节的难度参数控制但是需要相当大的努力，时间和/或成本才可以解决中等难度的计算难题。 Merkle 首次使鼡拼图开发公钥加密技术 后来，Dwork和Naor 提出使用谜题来减慢垃圾邮件发送者的速度。 随后谜题被用于阻止各种环境中的Sybil攻击。其他用途包括定时释放加密和分期微微信支付分怎么开通
    
        计算谜题通常使用将输入映射到随机输出的随机oracle（即，理想散列函数）来构造 随机oracle是┅种单向函数，不能被反转 设计谜题是为了找到解决方案的最有效方法是用蛮力法猜测和检查的途径。 因此对手可以解决谜题的速度受到能计算哈希值速率的限制。
    
        Aspnes描述的协议依赖于进程之间成对认证的通信通道 比特币协议通过使用非交互式可公开验证的谜题来消除這一要求。 进程仅使用不可靠的广播消息进行通信
      
    
    
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    我们认为网络是一组n个相同配置的进程{p1，p2…，pn} 一个执行是交替状态和转换的序列，π0s0，π1s1，…πi，si…，其中从状态到可用转换集的映射指定可允许的执行 此映射由以下规则描述：
  

  
    
    
  • （同步处理器）每个转换与單调时间戳ri≤ri+ 1相关联，每个时间戳是实数时间增量dr的整数倍 不同的时间戳称为轮次。 每个进程每轮执行一次计算过程每个进程必须在任何进程转到下一轮之前轮流执行。 我们假设这些进程相对于随机oracle具有相同的计算能力：每个进程可以每轮最多查询一次oracle（即调用oracle过程）。
    我们还假设在协议开始时公布了一个公共随机字符串CRS（如[34]所述） 这个假设排除了一个提前开始的对手。 我们将此模型的连续限制视為dr→0
    
    • 
    
  • （同步通信）匿名进程使用广播（m）指令进行通信，该指令将消息m放入与每个进程相关联的邮箱（无序集）中 收到消息后，接收過程无法知道消息的来源 邮箱中的邮件可以按任何顺序随时传送，但最大延迟为Δ。 如果在时间r广播m则每个过程在r +Δ或之前执行接收(m)。 我们不会将接收过程计入oracle查询的总数
    
    • 
    
  • （非确定性）特定执行顺序由显式对手确定，从部分执行到可用转换的映射过程可以访问在[0,1)?RΦ产生随机元素的coinflip指令。我们还假设H：[0 ,1)→[0,1)是一个随机的oracle函数它将输入映射到在该范围内统一选择的输出。 攻击者拥有完整的信息可能依赖于整个执行历史，包括每个进程的内部状态（我们的进程没有秘密）尽管它可能不依赖于未来随机事件的结果。
    因此攻击者定义叻可允许执行的概率分布。
    
    • 
    
  • （拜占庭故障）对手可以控制进程的f这被称为错误进程或棋子。 对手是非自适应的必须在一开始就指定其棋子。 对手在计算上与随机oracle相关; 它可能只通过它的棋子查询oracle每轮一次错误进程。
    
    • 
    
  • （被动客户端）除了n个进程之外我们还为代表网络用戶的任意一组被动客户端建模。 它们与进程相同除了它们不能发送任何消息（它们的广播指令被替换为无操作）。 客户端意味着被动客戶端和正确进程的联合（但不包括错误进程） 客户端使用不可撤销的一次性使用指令decide(v)将v输出作为最终值。
    
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  • （终止）：所有客户端必须在囿限的时间内决定
    
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  • （共识）：客户端必须确定相同的值（概率可以忽略不计）。
    
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  • （一致）：决定的值必须是输入之一（具有不可忽略的概率）
    
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    我们的一致性的需求的版本可以防止对手过多地影响网络。 特别地如果重复协议，如在事务处理系统中那样则将在预期的多項式数量的更新之后选择进程的输入。 一致性同样也排除了每个过程决定固定值的简单协议
  

  

    当然，我们为了让用户更加便捷我们增加叻图片拖拽功能。
  

  

    SmartyPants将ASCII标点字符转换为“智能”印刷标点HTML实体例如：
  

  

    
      

        
      

    
    
      

        
      

      

        
      

      

        
      

    
  

  

    您可以使用渲染LaTeX数学表达式 :
  

  

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