ICP幣之DFINITY科普：互聯網計算機共識協議ICC_ICC

互聯網計算機共識作為DFINITY的底層協議，能夠支持互聯網計算機拜占庭容錯機制。

ICC協議是一種基于假設部分同步且和區塊鏈完全集成的領導者協議，領導者在每一輪都有可能會被更換，此協議十分簡單有效，在任何一輪中如果出現領導者出錯的情況，協議將會更換領導者，在此輪中及時解決該問題，而不會拖到下一輪。

ICC系列協議目前有三個特定的協議：ICC0、ICC1和ICC2。ICC0協議是互聯網計算機中實際使用協議的一個略為簡化的版本，但更容易分析和被呈現出來，這是本文介紹的主要重點。ICC1協議對互聯網計算機中使用的協議版本進行了更加嚴謹的建模，比ICC0復雜一點。ICC2則是ICC1升級版，它使用了互聯網計算機目前還沒有使用的技術。

ICC協議是：完全指定的，它們不依賴于未指定的、非標準的組件；非常簡單的，即使是相當詳細的內容也很容易放在一個頁面上；十分穩定的，在面對拜占庭式攻擊時性能會逐漸地下降，不會發生驟降的情況下。

ICC協議與其他的協議相比具有以下優點：

1、ICC協議沒有復雜的子協議或未指定的子協議；

2、ICC協議將可靠地向各方傳播塊的任務作為協議不可分割的部分，而不是留給其他未指定的子協議；

DFINITY遭到集體訴訟，指控該公司將ICP代幣作為未注冊證券出售:DFINITY在加利福尼亞州遭到集體訴訟，指控該公司將ICP代幣作為未注冊證券出售。 加州居民Daniel Ocampo代表2021年5月10日當天或之后購買ICP代幣的所有投資者提出了這項法律訴訟。該訴訟將Olaf Carlson-Wee的加密貨幣對沖基金Polychain Capital、風險投資公司Andreessen Horowitz和DFINITY創始人Dominic Williams列為“控制被告”。

該訴訟稱，在ICP創世啟動期間提供的469,213,710個ICP代幣是“憑空創造”并違反1933年《證券法》出售的。 該訴訟還指出，目前ICP代幣供應量的24%被提供給了“控制被告”，Polychain和Andreessen Horowitz占據了他們之間的大部分份額。 （Decrypt）[2021/7/22 1:10:00]

3、ICC協議具有樂觀響應性，這意味著當領導者誠實時，協議將按照實際網絡延遲的速度進行，而不是按照網絡延遲的某個上限進行。

ICC0協議介紹

ICC0協議包括兩個同時運行的子協議：樹形構建子協議和最終化子協議。下圖為ICC0中partyPα的樹形構建子協議：

英國數字銀行Revolut將ICP添加到加密產品中:據官方消息，英國數字銀行Revolut宣布在其應用程序上添加ICP，向其1550萬客戶介紹InternetComputer。[2021/7/14 0:50:08]

樹形生成子協議使用雙延遲功能：

對協議的介紹和分析將從延遲函數的角度進行。對于活躍度，唯一的要求是2δ+prop(0)≤ntry(1)，其中δ是該輪期間網絡延遲的一個上限。但是，為了更好地控制協議的通信復雜性，這些功能的實現如下:

對于網絡時延以δ≤bnd為界的輪，滿足上述活躍度要求。參數∈是一個“調控器”，它可以設置為零，但將其設置為非零值將防止協議運行“太快”。

需要注意的是：協議執行的唯一通信類型是廣播，其中一方向所有方發送相同的消息。此外，這種廣播并不被認為是安全的：一方從腐敗方那里接收到信息，不能保證其他參與方也會收到同樣的信息。在這個協議描述中，一方等待它的消息池包含滿足某些條件的消息。該池保存從任何一方接收到的所有消息集(包括自己廣播的消息)，并且不會從池中刪除任何消息(雖然適當優化的協議版本會這樣做)。

STICPAY報告：持有加密貨幣的用戶增加了185％，持有法幣的用戶減少了12%:英國支付應用STICPAY今年第一季度加密貨幣存款增長了48％，而法定存款則保持不變。報告顯示，與去年同期相比，將法定貨幣轉換為加密貨幣的STICPAY用戶數量增加了185％，而將加密貨幣換回法定貨幣的用戶數量減少了12％。該公司客戶總監James Bay表示，比特幣仍處于加密貨幣最前沿，導致付款習慣和前景改變的是比特幣，對法定貨幣構成了挑戰的也是比特幣。加密貨幣正以驚人的速度發展，但是這種趨勢是否繼續存在仍未可知。Bay認為趨勢的延續可能取決于公眾人物，例如馬斯克的行為等。（Cointelegraph）[2021/5/18 22:15:06]

在樹形構建子協議的每一輪中，作為初始步驟，partypeα將首先等待fort+1的閾值簽名用于計算該輪的隨機信標。之后，它會計算round的隨機信標，并立即廣播round+1的隨機信標份額。這是一種用于最小化延遲的“流水線”邏輯——因此，對手可能在任何誠實方完成rounddk之前就已經知道round1的隨機信標，但這不是一個問題(至少，假設靜態破壞)。正如我們已經討論過的，圓的隨機信標確定了一個party的排列，它賦值一個uniquerank0，…，n1。0級的一方被稱為round的領導人。

對于區塊B，我們定義秩π(B)為提出一方的秩。在這一輪中，partypα將維持一組已經廣播公證股的區塊，以及一組不合格的等級。如果排名是不合格的，這意味著該排名的一方提出了兩種不同的回合。partypeα一旦找到一個公證的round-kblockbinits池，或者找到一些有效但未公證的round-kblockbin的完整的一套公證書，這一輪將結束。在后一種情況下，甲方將公證股合并為b方的公證股，無論哪種情況，都將對b方的公證股進行廣播。

聚幣Jubi將于5月11日凌晨0時上線ICP:據官方消息，聚幣Jubi將于5月11日凌晨0時后（UTC+8）上線ICP，等流動性條件成熟后會第一時間開放ICP/USDT交易。請關注聚幣官網后續公告。在聚幣存入ICP可限時獲得聚幣“存幣即挖礦”雙倍算力獎勵。

DFINITY（ICP） 是無限擴容的智能分布式云計算系統和第三代區塊鏈 ，并且高度兼容以太坊現有應用。它帶來了一系列前沿的密碼學和分布式系統創新 , 包括THRESHOLD RELAY 閾值接力 ，probablistic slot protocol 概率卡槽協議 、 USCID 等 ， 實現具有里程碑意義的公鏈 3-7 秒最終確認，比目前基于 PoW 工作量證明機制的網絡提升 50-200 倍速度。[2021/5/10 21:43:48]

此外，如果partypeα本身沒有在b之外的任何區塊上廣播公證股，它將在b上廣播定案股。當prop(rme)時間單位從一輪開始時(更準確地說，因為它執行圖1中的stept0←clock的時間)，partypeα將提出自己的區塊。這個延遲對于安全或活性不是必要的，但目的是為了防止所有誠實的政黨用他們自己的建議淹沒網絡。特別是，當領導者是誠實的，延遲函數的選擇是適當的，并且網絡是同步的，除了leader之外沒有任何一方會廣播自己的block。在提出自己的區塊時，pα必須首先在其區塊池中選擇一個經過公證的輪(k1)區塊進行擴展。總是會有這樣一個塊，因為只有當有這樣一個塊時，上一輪才會結束(ork=1,bp=root)。可能有不止一個這樣的公證塊，在這種情況下，選擇哪一個并不重要。

Coinbase Pro將上線ICP:金色財經報道，據官網公告，Coinbase Pro將上線The Internet Computer (ICP)，用戶可在交易前將ICP轉入Coinbase Pro賬戶。除紐約州外，Coinbase的所有受支持司法管轄區都將提供對ICP的支持。滿足流動性條件后即可開始交易。此外，Coinbase Custody現已支持ICP。[2021/5/5 21:24:44]

接下來，pα必須計算有效載荷。在第一張圖中，這是通過調用函數getpayload(Bp)來完成的，其中的細節依賴于應用程序，但請注意，它可能依賴于Bp和Bp的整個區塊發送鏈(例如，為了避免重復命令)。最后，構造了blockbproposed,partypeαbroadcastsb,B的認證器。最后,partyPαwillechoa有效round-kblockBofrankrin池(i)提供其尚未廣播公證份額forB；(2)它沒有資格rankr；(3)至少ntry(t)時間單位通過了一輪的開始以來,及(iv)沒有“更好”塊池。在這里，一個“更好”的塊將是一個有效的區塊，它的排名低于r0，但還沒有被取消資格。如果這些條件成立，則partypeα執行以下操作：

請注意，即使Pα已經廣播了相同等級的另一個塊的公證份額，它也會回顯B。這是為了確保所有其他誠實方也有機會喪失等級資格。但是，請注意，Pα最多會回響任何給定等級的2個塊。

partyPα的最終子協議如下圖所示：

PartyPα跟蹤其已看到最終塊的最后一輪kmax。每當它在其池中看到一個finalizedround-kblockBin，或某個池中某個有效但未最終確定的round-kblockBin的完整份額集，其中k>kmax時，將按以下步驟進行。在情況中，它將終結處理份額合并到終結處理B中，在情況或中，它將廣播終結處理B。此外，它將按順序輸出以B結尾的區塊鏈中lastk-kmaxblocks的有效載荷。我們的正式執行模型是，當執行“waitfor”語句時，執行將暫停，直到消息到達或發生計時條件，使“等待”中的條件之一得到滿足。發生這種情況時，將執行相應的程序。

協議的修改

1、前后不一致的當事人將被永久性的取消資格

如果一方發現另一方在一輪中提出了兩個不同的區塊，那么一方可能會取消另一方的資格。然而，這種取消資格并不會延續到隨后的幾輪中。我們可以修改協議，以便一方在某一輪中取消另一方的資格，而不是廣播導致取消資格的第二個塊，它廣播一個稱為“不一致證明”的特殊消息，證明一方在同一輪中驗證兩個不同的塊。

在這種變化中，任何一方都可能被取消資格，因此，就長期體系的執行而言，各方的行為一致是很重要的。

可能采取的實現方式：臨時性取消資格，即不希望永久取消認證方的資格，使用不一致證明和這種替代語法的身份驗證可以更實際一些，因為它不需要播放整個第二個街區來說服其他參與方。實際上，我們最初的暫時取消資格的協議可以通過簡單地改變rankrabove的不一致行為證據的定義來更有效地實現。

2、ICC1協議：收緊提案條件

在提出稱之為ICC1議定書的這種變動時，我們假設我們已經納入了前文中引入的“永久取消資格”規則。然而，它也可以使用“臨時取消資格”來實現，只需要做一些非常小的改變。回想一下，當prop(rme)時間單位從這輪開始(實際上，從它獲得當前輪的隨機信標的時間開始)經過時，partypeα將提出它自己的塊。

在這種變化中，我們將收緊條件，在此條件下，α將提出自己的塊，這樣，如果在它的池中有明顯的“更好”塊，它將“阻止”這樣做。這里所說的“更好”區塊，指的是比pa的區塊排名更低且沒有被取消資格的區塊。然而，請注意，如果一方因為在自己的池中看到了一個“更好”的區塊而“退縮”，則無法保證其他誠實的一方很快就能看到這個“更好”的區塊。因此，直到這一輪結束，它將響應最小rank的任何“更好”塊，但只有在prop(r)時間單位從這一輪經過開始。

下圖為ICC1中partyPα的樹形構建子協議：

3、ICC2協議:突破通信瓶頸

使用的底層廣播子協議本身并不能保證一致性，這就是為什么原子廣播協議本身需要額外的邏輯來取消不一致的參與方。此外，底層廣播子協議在通信復雜度方面不是最佳的——至少在傳統的通信復雜度度量下是這樣的，在傳統度量下，我們僅僅計算所有誠實方發送的比特數。如果塊有尺碼，那么忽略簽名和簽名共享帶來的通信復雜性(可以比大塊小幾個數量級)。

我們將用可靠的廣播協議替換底層廣播子協議，這將消除取消不一致方資格的需要。此外，我們所使用的特定可靠廣播協議具有justO(nS)的通信復雜度，假設為:S=Ω(nlognλ)，并且簽名和散列具有長度O(λ)。這種方法的一個缺點是，每輪最佳情況下的延遲會增加一些——但只會增加一個網絡延遲δ。這種方的另一個缺點是協議的計算復雜度稍微高一些。

下圖為ICC2中partyPα的樹形構建子協議：

以上即是ICC系列協議以及協議修改部分的重點整理

文:DfinityClub

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