V神发布ETH2.0信标链首个硬分叉提案HF1，引入更公平的节点惩罚机制

2021-02-18 14175

“以太坊创始人V神在推特上介绍了以太坊信标链第一个硬分叉（暂定名为“HF1”）升级提案。V神称，HF1添加了轻客户端支持，简化了规范，提高了效率，并引入了惩罚性较小的不活跃惩罚机制。根据文件，硬分叉将使开发人员可以对最近发布的信标链进行一些关键的升级，也将成为将来进行更深层更改的有用测试。其中轻客户端支持对资源的要求最低，并且可以在移动设备上运行的节点。这将允许“最小化信任的钱包”能够自己验证区块链，而不是依赖于外部服务提供者。”

HF1是以太坊信标链的第一个硬分叉升级的暂定代码名称（有关该硬分叉的长期命名思路，请参见此处）。 HF1的主要目标是：

添加轻客户端支持
修复信标链中的一些脆弱点。这些脆弱点被发现时已经太晚而没能在信标链创世启动时修复。
在较小的更改升级环境下对信标链的硬分叉升级机制进行测试，以便以后进行更大的更改。

HF1中提出的共识更改内容包括：

同步委员会

我们向信标链添加一个随机抽取的“同步委员会”。这样做的目的是允许轻客户端使用很少的overhead（每天最少仅需大约20千字节，验证单个区块仅需大约500字节）来确定链head。这将使轻客户端实际上可在移动设备、内置浏览器之类的使用案例中使用信标链，从而为实现更加信任最小化的钱包生态系统铺平道路。

在每个时间段（约27小时）内，随机选择1024位验证者作为同步委员会的成员。同步委员会中的验证者节点将发布签名以向当前的head进行证明。这些签名将作为LightClientUpdate对象的一部分进行广播，该对象可以帮助轻客户端找到这个head，并将被包含在信标链中以得到奖励。

记账改革（第一级）

我们替换了证明者奖励的计算方式。不同于存储PendingAttestation对象并且最后处理它们，我们选择添加了一个位域，用于存储每个验证者的状态，从而可以实时累积有关谁参与的数据。位域按“改组顺序”排序，以确保同一委员会中验证者的记录一起显示。这种更改的目的是简化客户端实现，并使更新Merkle树更加便宜。

具体参考：https://github.com/ethereum/eth2.0-specs/pull/2176‌

记账改革（第二级）

我们对验证者集进行更改，并且惩罚记账仅每64个时期（epoch）发生一次，而不是每个单一时期。这样做的目的是大大降低处理“空白时期过渡”的复杂性——例如，有一条链的参与度非常低，其中两个连续的区块相隔一千个slot，它们之间只有一个空白时期。为了处理这样的链，目前客户端需要每个时期重新计算每个验证者的余额一次，以此对验证者进行不活跃惩罚；而在新的提案中，他们只需要每64个时期执行一次。

此外，我们对不活跃惩罚的工作方式进行了两项更改：

不活跃惩罚将变为每个验证者的二次方。也就是说，如果存在不活跃惩罚，在此期间完全离线的验证者会损失约10％的余额，那么在此期间90％的时间在线的验证者现在只会损失约0.1％的余额（相对于〜 1％）。这试图将处罚重点放在真正行为不当的节点上，减少对由于网络连接问题而离线的诚实节点。

更多的讨论可以参考此处：https://github.com/ethereum/eth2.0-specs/issues/2098‌

验证者不活跃惩罚在确定后逐渐减慢而不是停止。这样可确保一旦达到最终状态，离线节点将继续失去余额一段时间，从而确保验证者在线时间百分比显着高于2/3，而不是仅稍高于该阈值。

具体参考：https://github.com/ethereum/eth2.0-specs/pull/2192‌

https://github.com/ethereum/eth2.0-specs/pull/2194‌

值得庆祝的一点是，通过削弱验证者罚款，我们可能稍微（尽管尚未完全）走出困境。我们将对常数进行更改：

INACTIVITY_PENALTY_QUOTIENT: reduced from 2**26 (= 67,108,864) to 3 * 2**24 (= 50,331,648)
PROPORTIONAL_SLASHING_MULTIPLIER: increased from 1 to 2
MIN_SLASHING_PENALTY_QUOTIENT: reduced from 2**7 (= 128) to 2**6 (= 64)

与HF1（接近）同时部署的分叉选择更改

（区块，slot）对（pair）的分叉选择

当前，如果在最近的slot中没有发布任何块，则出于该slot期间的LMD GHOST证明的目的，视为证明者正在支持的链中的最新区块。例如，在下面的这张图中，BLANK上的证明算作A上的证明：

但是，这为34％攻击打开了大门。假设为每个slot分配了m个验证者，其中恶意攻击者控制了0.34 * m。攻击者也有权为slot n + 1发布区块B。攻击进行如下：攻击者不发布B，也不发布其任何证明。所有诚实的证明人都会投票支持声称他们在第n个slot中看到区块A而在第n + 1个slot中什么都没有看到的说法，当前该计数被视为对A的投票。在第n + 2个slot中，一个诚实的提议者会在A上面构建一个区块C，此时，恶意提议者会向slot n + 1和n + 2公布B及其对B的证明。上面的分叉有0.68 * m个验证者支持它，但顶部分叉只有0.66 * m的支持，因此下面的分叉获胜。

这种攻击在该论文的 3.1章节中进行了更加详细的描述：https://econcs.pku.edu.cn/wine2020/wine2020/Workshop/GTiB20_paper_8.pdf‌

拟议的解决方案是更改分叉选择的工作方式，从而使其对（区块，slot）对的树进行操作，而不是对区块树进行操作。因此，在上图中，slot n + 1中的诚实投票将计为对（BLANK，n + 1）的投票，因此它们将正确地计为支持上面的分叉，因此上面的分叉获得的支持为1.32 * m，从而击败攻击。

修复分叉选择余额攻击

在分叉选择中存在一种“余额攻击”，拥有2％验证者的攻击者会在一个slot结束之前的正确时间发布少量证明，说服网络中超过49％的人认为某个区块A获胜，而超过49％的网络则认为B区块获胜。如果他们正确地安排了广播的时间，则每一组验证者都会按时看到针对他们的消息，但是没有时间在这个slot结束之前将消息重新广播到另一组验证者。如果网络环境对于攻击者而言是最佳的，则它们可以无限期地重复。

提议的解决方案是通过授权下一个slot的提议者对分叉选择产生暂时但重大的影响，从而将所有验证者的支持方向决定性地转移到一侧或另一侧，从而“打破了对称性”。

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