Byteball白皮书

摘要

Byteball(字节雪球)是一个去中心化的系统，允许任意数据的防篡改存储，包括可转移价值的数据，例如货币，产权，债务，股份等。这些存储单元彼此链接，每个存储单元包括一个或多个早期存储单元的散列值，既用于证实早期的单元又用于确立它们的偏序关系。链接单元之间形成DAG（定向非循环图）。没有管理或协调新单元进入数据库的单一中心实体，允许每个人添加新的单元，只要他签署并支付的费用等于添加数据字节的大小。其他后来用户通过自己单元内的散列值来确认早期单元，并收取费用。随着新单元的添加，每个早期单元，包括其中的散列值，直接或间接的接收越来越多后来单元的确认。

被称为“bytes(字节币)”的内部货币，用于支付将数据添加到去中心化数据库中的费用。其他货币或资产也可以通过任何人自由发行，来代表产权，债务，股票等。用户彼此可以同时发送bytes和其他货币，以支付商品/服务或交换货币种类，转移价值的交易将作为存储单元添加到数据库。如果两笔交易尝试使用相同的输出（double –spend 双重支付）并且它们之间没有偏序关系，则两笔交易都被允许进入数据库，但只有在全序（Total order）中较早的一笔交易被认为是有效的。全序通过选择一条单链建立在DAG（主链）上，吸引由被称为见证人的已知用户签署的单元。在主链上较早包含散列值的单元被认为在全序上较早。用户通过在每个存储单元中命名用户信任的证人来挑选见证人。见证人是具有现实世界身份的信誉良好的用户，这样命名他们的用户期望他们永远不要尝试双重支付(double-spend)。只要大多数见证人表现得如预期的那样，所有的双重支付尝试会被及时检测到并且被标记。作为见证人 – 在用户的单元之后积累汇总被创作的单元，当用户单元的总次序被认为是最终不可更改时，存在确定性（非概率）的标准。

用户将其资金存储在可能需要多个签名的地址上（multisig 多重签名技术）。支出还可能需要满足其他条件，包括通过查找由其他用户（oracle）发布到数据库的特定数据来评估的条件。

用户可以发布新资产并定义以管理其可转移性规则。规则可以包括支出限制，例如每个转移的要求由资产的发行者联合签署，这是金融机构遵守现行条例的一种方式。用户还可以发行其未传输至数据库的资产，因此对第三方是不可见的。相反，有关传输的信息在用户之间私下交换，并且只有这笔交易的散列值和支出证明（以防止双重支付）被发布到数据库。

1.介绍

在乔治·奥威尔的《1984》(政治讽刺小说)中，主角温斯顿·史密斯在真理部记录司作为编辑，从事篡改历史的工作，使历史符合不断变化的英格兰社会主义(故事中主角所在国家的政党)的路线，并删除涉及到的非人——已经“蒸发”的人，即不仅被国家杀害，而且甚至在历史或记忆中也被否认存在[1]。我们在这里提出的是不可重写的数据存储。它是一个分布式去中心化的数据库，其中记录既不能修改也不能完全删除。

比特币[2]是第一个引入防篡改记录的系统，专门用于跟踪被称为比特币的电子货币单元的所有权。在比特币中，货币的所有转移都被表示为由当前币的所有者数字签名的交易，交易被捆绑成块，然后块被链接到由工作量证明机制（PoW）担保的链（区块链）上，确保大量计算资源投入链的建设当中。因此，任何企图重写链中任何内容的行为，将需要消耗比已消耗计算资源更大的计算资源。

比特币出现后不久，它逐渐让人们意识到这不仅仅是一个去信任化的P2P电子货币。它的技术成为解决其他问题所需要的新思路来源。同时，比特币的不足和局限性也同样变得清晰。 Byteball旨在推广比特币，以成为任何数据的防篡改存储，而不仅仅是单一电子货币的转移，并消除阻碍比特币更广泛采用和增长的一些最紧迫的缺陷。

区块。在比特币中，交易被捆绑成块，然后块被链接到单链中。由于块是线性链接的，他们的时间间隔和大小使得节点之间的近同步性(near-synchrony)最优化，所以节点可以彼此共享一个新的块，比通常生成新块的速度快的多。这确保了节点最可能将相同的区块视为最后一个块，并且被孤立的可能性最小化。随着比特币的增长，块变得越来越笨拙。它们或者被限制大小，在这种情况下增长也同样被限制，或者它们传播到网络的所有节点花费时间过长，这样的话对于哪个块是最后一个，就存在更大的不确定性，并且更多的资源被浪费在扩展将被孤立的链上。在Byteball中，没有块，交易是他们自己的块，他们不需要连接到单链。相反，交易可以链接到多个先前的交易，并且整套交易不是链而是DAG（定向非循环图）。基于DAG的设计最近备受关注[3-5]。

成本。比特币交易是安全的，因为重做创建于交易之后的块中包含的所有PoW是非常昂贵的。但这也意味着，有必要对建立强大到足以抵御任何攻击者的合理PoW进行支付。这笔款项用于支付建造PoW所需的电力。此处需要注意的是，这些钱从比特币生态系统流出到能源公司 - 意味着比特币持有者作为一个整体的社区，其资本正在失血。在Byteball中，没有PoW，而是使用另一种基于“在比特币之前就已知的旧想法”的共识算法。

终结(finality)。比特币的交易终结是概率性的。对于你何时能说一个交易永远不会被逆转，没有严格和直观的标准。相反，你只能认为，随着更多的块被添加，交易被逆转的概率呈指数衰减。虽然这个概念对于那些精通数学的人来说是很清楚的，但是对于一个习惯在金钱所有权问题上期待黑白分明(a black-or-white picture)的普通人来说，这可能会是一次困难的销售。事情进一步复杂化，交易的终结也取决于其数量。如果金额很小，你可以合理地确信没有人会试图对你进行双重支付。然而，如果股权金额大于区块奖励（在写作时为12.5 BTC），您可能推测，付款人可以临时租用哈希算力(hashpower)来挖掘不包含支付给您的交易的另一区块链。因此，在确定高价值交易是最终交易之前，您必须等待更多确认。在Byteball中，一个交易何时被认为是最终的，有一个确定性的标准，无论它有多么的大。

汇率。比特币价格的非常不稳定是已知的。更大的问题是，这个价格不仅是波动的，它还不受任何约束。股票和商品价格也很不稳定，但它们背后是有着一定基础原则的。股价主要是公司盈利，收入，债务资本比率等的函数。商品价格除其他因素外，还取决于与不同供应商的生产成本。例如，如果石油价格长期低于一些供应商的生产成本，这些供应商最终将关闭，减少生产，并导致价格上涨。这存在着一个负反馈回路。在比特币中，没有基础原则，没有负反馈。一个比特币500美元的价格不比5万美元或5美元更合理。如果比特币价格从现在的位置发生变动，这一变动不会创造任何推动价格回升的经济力量。它只是处于狂热状态。在Byteball中，基本货币字节币(bytes)用于支付将数据添加到Byteball数据库中的费用。您添加1Kb的数据需要支付1,000字节币。它是衡量此数据库中存储效用的度量，并且实际用户将对什么是它的合理价格有他们的主张。如果字节币的价格高于你认为合理的价格，你会发现存储更少字节币的方法，因此你需要买更少的字节币，需求减少，价格下降。这是负反馈，常见的所有商品/服务的需求都是由需求驱动，而不是投机。除了用字节币支付外，人们也可以发行其他资产并将其用作支付手段。这些资产可能代表例如以法定货币或自然单位为表示的债务（例如千瓦时-电功计量单位或油桶-石油计量单位）。这些资产的价格自然与基本货币或商品有关。

隐私性。所有的Bitcoin交易和所有的地址余额在区块链上都可见。虽然有办法混淆一个人的交易和余额，但这不是人们从一种货币中所期望看到的。 Byteball中的字节币（基本货币）同样可见，但有第二种货币（blackbytes，黑字节币），是明显较难追溯的。

合规性。比特币被设计成一种人们对金钱有绝对控制权的匿名货币。这个目标已经实现; 然而，这使得比特币不符合现有的法规，因此不适合在金融业使用。而在Byteball中，可以如比特币一般用任何规则发行资产来控制其可转移性，从没有任何限制，对每笔交易都需要由发行人签署（例如银行）或限制为有限的白名单用户。

2.数据库结构

当用户想要向数据库添加数据时，他创建一个新的存储单元并将其广播给他的对等节点。存储单元（除了别的以外）还包括：

•要存储的数据。一个单元可以包括多个数据包，称之为信息。有许多不同类型的信息，且各有自己的结构。其中一种信息类型是支付，用于向对等节点发送bytes(字节币)或其他资产。

•创建单元的一个或多个用户的签名。用户由其地址标识。个人用户可以（并且鼓励）拥有多个地址，就像比特币。最简单的情况，地址源于公钥，再次类似于比特币。

•引用由其哈希值标识的一个或多个先前的单元（父母单元）。

引用父母单元是建立单元的次序（目前为止只有部分次序）和推广区块链结构。由于我们不局限于连续块之间的单亲 - 单子关系，所以我们不必争取近同步(性)，并且可以安全地承受大的延迟和高吞吐量：每个单元只会有更多的父母单元和更多的子单元。如果我们沿着父子链在历史上前进，当同一单元被多个后来的单元引用时，我们将观察到许多分叉，并且当同一单元引用多个较早单元时，许多单元逐渐融合（开发者已经习惯看到这个动态）。这种结构在图论中称为有向无环图（DAG）。单元是顶点，父子链是图的边缘。

图1，连接成一个DAG存储单元。箭头是从子单元到父母单元，G是创始单元

在新的单元极少到来这种特殊情况下，DAG将看起来几乎就像一个链，偶尔分叉而又快速融合。

类似于让每个新块确认先前所有块（以及其中的交易）的区块链中，DAG中的每个新子单元确认其父母单元，父母单元的所有父母单元，父母单元的父母单元的父母单元等。如果有人尝试编辑一个单元，他也必须改变它的哈希值。不可避免地，这将破坏所有引用此单元哈希值的子单元，因为子节点的签名和哈希值取决于父哈希值。因此，不能在窃取其私钥或是不与其所有子单元达成合作的情况下修改单元。子单元们不能在没有与子单元合作的情况下修改他们的单元（原单元的孙子单元），等等这些。一旦一个单元被广播到网络中，并且其他用户开始在它上面构建它们的单元（将其称为父单元），编辑这个单元所需的二次修改就如雪球一样增长。这就是为什么我们称之为Byteball（我们的雪花是数据中的字节）。

与“发布一个块是一个罕见的事件，且只有特权阶层的用户在实践中从事这项活动”的区块链不同，在Byteball中，单元发布之后，立即开始累积确认，并且确认可以来自另一个新单元被任何人发布的任何时候。这里没有普通用户和矿工这样的两层系统。相反，用户互相帮助：通过添加一个新单元，发布者也确认了所有以前的单元。

如果尝试修改过去的交易，与需要大量计算工作的比特币不同，尝试修改Byteball中过去的记录需要与大量且越来越多的其他用户协调，其中大多数是匿名的陌生人。因此，过去记录的不变性是基于与如此大量的陌生人协调的复杂性，这些人难以达成一致，对合作没有兴趣，并且每一个人都可以否决修订。

通过引用其父单元，一个单元将包括其父单元。它不包括父母单元的全部内容;相反，它的内容取决于父母单元哈希值的信息。同样，单位间接依赖于并因此包括父母的父母，其父母等，并且每个单元最终包括创世单元。

有一个协议规则，一个单元不能引用多余的父母单元 – 换言之，这些父母单元是一个父母单元包括另一个。例如，如果单元B引用单元A，则单元C不能同时引用单元A和B. A已经以某种方式包含在B中。此规则去除了，不能向DAG中添加任何新的有效连通性的不必要链接。

3.天然货币：Bytes

接下来，为了防止无用信息刷屏数据库，我们需要引入一些摩擦力。入口的屏障应大致反映用户的存储效用和网络的存储成本。对于这两者而言最简单的测量方法是测量存储单元的大小。因此，要将数据存储在去中心化的全球数据库中，您必须以内部货币（称为字节币）来做为支付费用，您支付的金额与你打算存储的数据大小相对等（包括所有标头，签名等）。就如同首次推出时等于一磅银的英镑，货币的名称反映了它的价值。

为了使激励措施与网络的利益保持一致，在大大小小的计算规则中存在一个例外。为了计算单元大小，假定单元就恰好具有两个父单元，不论真实数字。因此，两个父单元的哈希值的大小总是包含在单元大小中。此例外确保用户不会为了尽量降低成本，而尝试只包含一个父单元，因为无论包含多少父母单元，这成本都是相同的。

为了使DAG尽可能地精确，我们鼓励用户尽可能多地包含父母单元（如前所述，这不会对应付的大小产生负面影响），并且尽可能地通过那些最初作为父单元将其包含的单元费用的支付部分成为最近的父母单元。我们稍后将定义什么是“最初”。

字节币不仅可用于支付存储费用（也称为佣金），还可以发送给其他用户支付商品或服务或换取其他资产。为了发送付款，用户需创建包括诸如以下（从现在开始，我们使用JSON来描述数据结构）的支付信息的新单元：

该信息包含：

• 输出数组：一个或多个接受字节币和金额的地址；

• 输入数组：一个或多个先前输出用于转移基金的引用，这些是过去被发送到作者地址且还未被使用的输出。

输入总和应等于输出加佣金的总和（输入金额从先前的输出读取，在支出时没有明确说明）。该单元用作者的私钥签名。

循环中的字节总数为1015，这个数是常量。所有字节币都在创始单元发出，然后从用户转移到用户。费用由帮助维护网络健康的用户收取（更多细节过后补充），所以他们保持流通。之所以选择1015是因为在JavaScript中它代表最大的整数，数量只能是整数。货币的较大单位通过标准的前缀得出：1千字节（Kb）是1000字节，1兆字节（Mb）是1百万字节等等。

4.双花(双重支付)

如果用户尝试使用两次相同的输出，有两种可能的情况：

1、在尝试使用相同输出的两个单元有序，即一个单元（直接或间接）中包括另一个单元，并且在它之后。在这种情况下，我们显然可以安全地拒绝后面的单元。

2、他们之间无序关系，在这种情况下，我们都接受。我们建立单位之间的总序后，当他们隐藏在足够深的新单位里（见下文我们如何怎么做）。在总序较早出现的一方视为有效，另一方视为无效。

有一个简化定义总序的协议规则。我们要求，如果相同的地址发布超过一个单元，则它应当（直接或间接地）在每个后续单元中包含其所有先前单元，即来自相同地址的连续单元之间应当有序。换句话说，从同一作者的所有单元应连续。

如果有人违反这一规定并发布两个单元，使得它们无序（非序列单元），则这两个单元被视为双重支付，即使它们没有尝试使用相同的输出。这种非系列单元如上面情况2所述处理。

图2 双花(双重支付) 它们之间无序

如果用户遵循这个规则，但仍尝试两次花费相同的输出，则双重支付变得明确有序，并且我们可以安全地拒绝后一种情况，如上面情况1所示。因此，同时不是非序列的双支出容易被过滤掉。

这个规则其实很自然。当用户组成一个新的单元时，他选择最近的其他单元作为其单元的母单元。通过把他们列在他的母名单上，他向外宣布他的图片，这意味着他已经看到了这些单元。因此，他看到了母单元里的所有母单元，母单元的母单元等等，直到创世块。这个巨大的集合应该显然包括他自己已经产生的一切，并且他自己可见。

用户通过不包含一个单元（甚至是间接地通过父母单元）来否认他看到的这个单元。如果用户通过不包含他自己以前的单元来否认已经看到的这个单元，我们会说这很奇怪，这事有蹊跷。我们不鼓励这种行为。

5. 主链

我们的DAG是一个特殊的DAG。在正常使用中，人们通常将他们的新单元链接到略小的最近单元上，这意味着DAG仅在一个方向上增长。人们可以把它画成一条里面带有许多交错线的粗线。该属性表明我们可以在DAG中沿着“子-父链”选择单个链，然后将所有单元关联到此链。所有的单元要么将直接位于这条我们称之为主链的链上，要么沿着DAG的边缘从相对少量的跃点到达。它就像一条连接着侧面道路的高速公路。

构建主链的方法之一是开发一种算法，在既定单元的所有父母单元中，选择一个作为“最佳父母单元”。选择算法应该仅基于所讨论的单元可用的知识，即选择算法应仅基于所讨论的单元可用的知识，即单元本身和其所有祖先中包含的数据。从DAG的任意顶端（无子单元）开始，然后沿着最佳父单元链接沿着历史向后进行。以这种方式移动，我们构建主链并最终到达创世单元。注意，从一个特定单元建立的主链不会因为新单元的增加而改变。这是因为，我们移动的每一步都是从子单元到父单元，而现存的单元永远不会获得新的父母单元。

如果我们从另一个顶端开始，我们将构建另一条主链。这里值得注意的是，如果这两条主链在历史返程中曾相互交叉，那么它们将在相交点之后沿着相同的路径行进。

在最坏的情况下，主链将仅在创始区相交。然而，考虑到单元生产的过程在用户之间不协调，人们期望可以找到一类主链，其聚集的位置离顶端不太远。

图3，由不同的无子单元建立的主链相交，然后沿着相同的路径行进。在两个双重支付中，具有较低主链指数（5）的一条赢得胜利，而另一条（具有MCI = 6）被认为无效。

一旦我们有一条主链，就可以在两个矛盾的、无序的单元之间建立总序。首先让我们索引直接位于主链上的单元。创世单元的索引值为0，下一个 MC单元是创世元的子单元，其索引值为1，因此，沿着MC向前行进，我们为位于MC上的单元分配索引。对于不在MC上的单元，我们可以找到其中首先包括（直接或间接）该单元的MC索引。以这样的方式，我们可以给每一个单元指定一个MC指数（MCI）。

然后，在两个非序列中，具有较低MCI的那一个被认为是较早并且有效的序列，另一个则无效。如果两个非序列恰巧具有相同的MCI，根据tiebreaker规则，具有较低散列值的单元（如基本64编码中所表示的）是有效的。请注意，我们保留所有版本的双重支付，包括最终损失的那些。DagCoin [3]是第一个发表的作品，建议存储所有冲突的交易并且决定哪一个被视为有效。

由一个特定的单元建立的MC指数告诉我们这个单元的作者对过去事件顺序的看法，即他对历史的观点。该顺序意味着要考虑哪个非序列单元有效，如上所述。注意，我们通过选择给定单元的所有父母中的最佳父母单元，并在他们的MC之间进行选择：所讨论的单元的MC指数将是最佳父单元通过一个链接向前延伸的MC。

识别许多（甚至所有）可能由攻击者创建的父母单元，并记住最佳父母单元的选择本质上是历史版本的选择，我们应该要求从我们的最佳父母单元选择算法，该算法喜欢从子单元的角度来看“真实”的历史。因此，我们需要设计一个“现实测试”，我们的算法将对所有候选MCs运行，以选择得分最佳的一个。

6.见证人

为寻求一个“客观公正的测试”，通过观察我们网络的一些参与者，他们可能是非匿名长期参与社区并拥有良好信誉的人，或是主动维护网络健康发展的组织。我们称之为证人。虽然期望他们诚实行事是合理的，但完全信任任何一个证人也是不合理的。如果我们知道几个见证人的Byteball地址，并且期望他们频繁地发布，然后，为了测量候选MC的真实性，可以沿着MC及时返回，并统计出见证授权单元的个数（如果同一证人多次被遇到，那么他也不会被重复计数）。我们一遇到大量见证人，就会停止行进，然后，我们会从测量图上的创造起点开始量出最长路径的长度。我们将这个长度称为我们停止的单元级别，以及我们正在测试的见证父母级别的MC。产生较大见证级别的候选MC被认为是更“真实”的，并且具有该MC的父母单元被选择为最佳父母单元。如果存在一些具有较大见证级别的竞争者，我们将选择其中最低级别的父母单元。如果连接持续，我们将选择具有最小单元散列值（在base64编码里）的父母单元。

这种算法允许吸引由见证人授权的单元的MC的选择，并且见证人被认为是现实的代表。

例如，如果攻击者从网络的真实数据分叉，并秘密地建立一个属于自己的单元（影子链）长链，其中一个包含双花（双重支付），之后将他的分叉合并回诚实的DAG中，最佳父母单元选择算法在合并点处将选择把MC驱动到诚实DAG中的父母单元，因为这是证人活跃的地方。证人不能简单地投射到影子链中，因为在合并之前，他们无法看到它。这个MC的选择反映的是由证人和指定他们的用户所看到的事件的顺序。攻击结束后，整条影子链将着落在MC上的一点，并且影子链中包含的双花费（双重支付）将被视为无效，因为它的有效对手在点合并之前更早出现。

这个例子说明为什么大多数证人必须被信任才能连续发布。大多数见证者不应与攻击者勾结串通，并发布在他的影子链上。注意，我们相信见证人只是根据客观的事实，并且不在任何影子链上发布非序列单元。我们并没有给予他们任何超过网络或相关部分的管理权。即使对于这小小的职责，指定见证人的用户可以随时改变他们的决定。

将一些已知的实体看作是现实标志的想法不是新的。很早就知道，一些公司从事这样的活动，为了证明一些数据在特定日期之前存在，可以在一些难以修改和广泛见证的媒体上分散并公布数据，如在印刷报纸[6]中发布哈希。 Byteball的见证人与报纸有着同样的功能。像报纸一样，他们是众所周知并且可信的。至于可信的报纸内容被限制在相信他们公布那些得到的数据之上，byteball的证人只有被信任才连续发布，而不是更多，就像报纸一样，证人不知道他们此刻见证的哈希值的背后是什么，而且几乎没有什么理由去关心。报纸很难被修改（但是具有修改的可能性，并且在《1984》中他们确实有这样做），然而证人产生的一切都受到数字签名的保护，这使得没有任何修改的可能性。考虑到可靠性，我们有一些证人，而不是只有一个，考虑到速度和便利，这些都是在线的。

决定了一系列的证人名单后，接着，我们可以选择最好的父母单元，以及如同“这些证人生活在哪里” 最符合现实定义的相应的历史。同时，父母单元本身也有不同的证人名单以及最终对现实的不同定义。我们渴望现实的定义，并希望历史继承从他们开始，覆盖到周围所有相同的事物。为了实现这一点，我们介绍以下附加协议规则。

“近乎一致的规则”：最好的父母单元必须从那些证人名单与孩子证人名单存在至多一人变动的父母单元中选择。该规则确保MC上相邻单元的证人名单差不多，因此他们的历史大多是相互一致的。见证列表相差0或1个突变的父母单元将被要求兼容（直接包括它们的单元），而其他的不兼容。不兼容的父母单元仍然被承认，但他们没有机会成为最好的父母单元。如果无子单元中不存在兼容的潜在的父母单元（攻击者可以用携带完全不同的证人名单单元来泛滥网络），则应选择较老单元级别的父母单元。

上述意味着每个单元必须列出其证人名单，以便比较他们。我们要求证人的数量正好是12.选择12这个数字是因为：
1.它足够大，以防范一些证人偶然间出错（他们可能证明不诚实，或被黑客攻击，或长时间离线，或丢失私钥并永远离线）;
2.它足够小，人们可以追踪所有证人的踪迹，了解谁是谁，并在必要时更改名单;
3.与那些未被更改的11名证人相比，允许突变的那一个得足够小。

如果用户认为任一见证人失去了他的信誉，或者刚好有更好的候选人，那么在他的名单中，用户可以用新的见证人更换那个见证人。考虑到他的证人名单可能与其他单元的名单在多个位置上没有不同。这意味着任何变化只能逐渐发生，对于大于一个位置的变化，需要一个普遍的共识。

7.结算

当新单元形成时，每个用户持续追踪其当前已被构建的MC，好像他将要发布一个基于所有当前无子单元的新单元。当前的MC在不同节点处可能不同，因为它们可能看到不同的无子单元集合。我们需要构建当前的MC，而不考虑见证列表，即用户自己的见证列表不重要，甚至不兼容的父母单元可被选择作为最好的父母单元。这意味着如果两个用户具有相同的无子单元集合，但具有不同的见证列表，那么它们当前的MCs将仍然是相同的。当前MC将不断随着新单元的形成而改变。然而，当我们将要示出时，一部分足够旧的当前MC将保持不变。

我们期望证人（或其中大多数人）诚实地行事，因此必须包括它们被任命的下一单元中的先前单元同样的证人。这意味着，当证人构建一个新单元，只有最近的单元是被选择作为父母单元的候选人。因此，我们可能预期，所有未来的当前MCs将不会比特定的稳定点更远地收敛（在回溯时间上）。实际上，创世单元是天然初始的稳定点。假设我们创建一个基于当前无子单元集的当前MC，并且有一些点存在于预先相信其是稳定的MC上，即所有未来的当前MC被认为在该点处或之前收敛（再次，在回溯时间上），然后沿着相同的路线行进。如果我们可以找到向前推进此点（远离创世元）的方向，可以通过感应证明稳定点的存在。

注意，如果我们忘记除了最好的父母单元之外的所有父母单元，我们的DAG将被缩减为仅由最佳父链接组成的树。显然，所有MCs将沿着这棵树的分支行进。然后需要考虑两种情况 - 当树在当前稳定点中分支时和当它不分支时 - 并且决定我们是否可以将稳定点向前推进到下一个MCI。

。

首先，假设树不分支。那么我们需要考虑一种可能性，即一个新的分支将仍然被添加，并以某种方式由证人支持，使其超过了现有的分支。另一种可能性是，证人非常重视支持现有分支，要求包括某人先前的单元，让他们只能继续支持现有的分支，而没有其他的选择，让我们量化后面的可能性。记住最好的父母单元被选择作为具有最大的见证水平的父母单元。让我们沿着当前的MC从尖端回溯到时间上，直到我们遇到很多见证人（我们指的是由位于当前稳定点上的单元定义的证人）。如果它们中的至少一个位于比当前稳定点更早的位置，那么我们不会尝试提前稳定点，否则我们会继续前进。在这种情况下，所有这些证人已经“投资”到当前的MC。在这些当中证人，我们找到最小见证级别min_wl。当这些见证人中的任何一个发布一个新的单元，这个单元可能拥有父母单元MC领导当前MC和导致竞争分叉，并且具有最高见证级别的父母单元将会被选择作为最佳父母单元以及将会定义下一个当前MC的方向。由于证人不得不包括其以前的单元，领导当前MC的父母单元的见证级别将至少为min_wl。任何导致替代分支父母单元的见证级别将永远不会超过当前稳定点的水平，即使所有剩余（少数）证人涌向替代分支。因此，如果当前MC增长足够远使得min_wl大于当前稳定点的水平，大多数证人将不得不增加对现有MC的支持，然后替代分支失去了所有赢的机会，并且我们可以推动稳定点向下一个MCI前进。

接下来，假设树做分支。我们需要找到一个替代分支将失去任何超过当前的MC机会的条件。让我们从前面的例子中定义min_wl开始。在替代分支的所有单元中，我们则选择那些增加见证水平的人，即他们自己的见证水平大于每个父母单元的见证水平。在这些中，我们找到最大水平，然后，即使所有剩余的（少数）证人聚集在替代分支上，替代分支上的见证等级将永远不会超过这个最大等级。因此，如果这个最大水平小于min_wl，对于替代分支来说则游戏结束，并且我们可以沿着当前MC提前稳定点。

因此，在当前MC上存在一点，在该点之前MC将永远不会改变（假设大多数证人不发布非序列单元）。因此，相对于该MC定义的总顺序也是最终的。如果我们有非序列单元，我们可以决定其中哪一个是有效的，以及最终的。如果新的非序列单元出现与已经稳定在MC上的任何内容发生冲突，则在旧对应单元之后，新的非序列单元将一定会被排序，并且新的非序列单元将被认为是无效的。因此，包括在稳定MC上的单元中进行的任何付款已经不可逆。与比特币不同，交易最终性只是概率性的，这是确定性交易的终极性。

每个用户基于他所看到的单元构建他自己的（主观的）当前MC。由于新单元的传播不是即时的，并且它们可以以不同的顺序到达不同的用户，所以在任何给定时间内，用户将具有不同的当前MCs以及关于MC最后稳定点的不同看法。由于当前MC仅由用户已知的单元集合来定义，所以如果用户B尚未将其稳定点提升到与用户A相同的MCI，那么，以后他将不可避免地那么做。（即一旦他接收与用户A相同的或者更多的单元。因此，不同用户关于任何给定单元的状态的意见最终是一致的。

8.非序列单元的储存

当我们决定一个单元是非序列单元时，我们仍然必须存储它。然而，其数据中的一部分被替换为数据哈希值。这个规则有两个目的。第一，为了减少因没有人支付单元的存储消耗（非序列单元的整个内容被认为无效，包括其佣金付款）。第二，为了减少用户发送非序列单元的效用，因为哈希值更替了对于作者来说想要（免费）存储的所有有用的数据。这可以防止攻击者滥用非序列单元作为免费存储大量数据的方式。

存储哈希值而不是所有内容对攻击者仍然有一些实用性，因为他可以自己存储原始数据，并使用哈希来证明数据存在。但请记住：
1.他仍然必须支付一个被认为有效的单元；
2.如果攻击者已在内部存储必要的元数据来翻译byteball数据，他可以通过将所有数据合并到Merkle树中并使用Byteball仅存储一个小单元成本的Merkle根来做同样好的工作。
在这样的设计下，因此，这里不存在试图发送非序列单元的自身利益。

应该提到的是，我们不能在第一次看到非序列单元时就拒绝它们。如果我们这样做，攻击者可以以不同的顺序将其非序列单元发送给不同的用户。那时，不同的用户就会坚持他们第一次接收的版本并且拒绝基于其他一切的版本，如此，攻击者将成功地划分网络。这就是为什么我们必须存储两个版本，然后决定他们顺序的原因。甚至，用户应该像任何其他单元一样将非序列单元转发给同辈们，因为同辈们越早了解非序列单元越好。

我们仍然尽可能避免包括非序列单元：只要它们是无子单元，父母单元选择算法就会排除非序列单元。出于这个原因，希望能帮助同辈们尽快了解非序列单元。

9.球

一个单元稳定后（即它包括在MC的稳定部分）我们基于该单元创建一个新的结构，我们称之为一个球：

每个球包括关于它的所有祖先球的信息（通过父母单元），因此它依赖的增长的信息量的数量就像滚雪球。在这个球上，有一个标志可以告诉我们它是否是无效的（非序列），我们有引用到较老级别的球，以后我们将用于为轻客户建立证明。

当相应的单元变得稳定并且我们确定它是否是有序单元时，我们只能建立一个球。由于不同用户对于当前MCs的看法最终是一致的，因此它们将基于相同的单元构建完全相同的球。

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