比特币：一种点对点电子货币系统 Satoshi Nakamoto satoshin@gmx.com www.bitcoin.org从bitcoin.org/bitcoin.pdf 由@shdxiang xiaoxiang.io 翻译成简体中文 摘要。一种完全的对电子货币的支付方式应该从数字一方直接发送到另一方而不允许通过金融机构支付。签名提供了，但如果仍然需要一个信任可以点来点阻止支付，那么那么在线支付问题我们提出了一种通过对点进行网络交易来解决网络交易的主要问题。记录形成一条能计算出重做工的事件的量，否则不能证明 CPU 的长度的变化。打这些节点算攻击网络的节点控制，节点本身会生成最大的链而攻击者。这种网络将永远是极简的架构。超过信息将随时被广播，可以和重新加入网络，只是本身需要接受持续时间的工作量证明链作为他们离开时发生事件的事件。

1. 简介 互联网贸易已经变得几乎完全依赖金融机构作为可信任第三方来处理电子支付。尽管对于 大部分交易这种系统运行得足够好，但仍需忍受基于信任模型这个固有缺点。由于金融机 构不可避免的需要仲裁纠纷，完全的不可撤销交易实际是做不到的。仲裁成本增加了交易 成本，限制了最小实际交易额度从而杜绝了日常小额交易的可能性，而且由于不支持不可 撤销支付，对不可撤销服务进行支付将需要更大的成本。由于存在交易被撤销的可能性， 对于信任的需求将更广泛。商家必须警惕他们的客户，麻烦他们提供更多他本不必要的信 息。一定比例的欺诈被认为是不可避免的。虽可通过当面使用实物货币来避免这些成本及 支付的不确定性，但不存在不引入一个可信任方而能在通信通道上进行支付的机制。 我们需要的是一个基于密码学原理而不是信任的电子支付系统，该系统允许任何有交 易意愿的双方能直接交易而不需要一个可信任第三方。交易在计算上的不可撤销将保护卖 家不被欺诈，用来保护买家的程序化合约机制也应该较容易实现。在这篇论文中，我们提 出一种使用点对点分布式时间戳服务器为基于时间的交易序列生成计算上的证据来解决双 重支付问题的方案。只要诚实节点集体控制的 CPU 算力大于每一个合作攻击节点群的 CPU 算力，这个系统就是安全的。 1

2. 交易 我们定义一枚电子货币就是一条数字签名链。每个拥有者都通过将上一次交易和下一个拥 有者的公钥的哈希值的数字签名添加到此货币末尾的方式将这枚货币转移给下一个拥有者。 收款人可以通过验证数字签名来证实其为该链的所有者。 这里的问题是收款人不能证实拥有者之一没有对此货币进行双重支付。通常的做法是 引入一个可信任的中央机构或铸币厂来检查每笔交易是否存在双重支付。每笔交易之后， 都需要将这枚货币退回铸币厂以换取发行一枚新的货币，只有由铸币厂直接发行的货币才 能被确认没有被双重支付。这个方案的问题在于整个货币系统的命运都依赖于运营铸币厂 的公司，每笔交易都需要经过它们，就像银行一样。 我们需要一种能让收款人知道上一个货币拥有者没有对任何更早的交易签名的方法。 对我们来说，最早的那次交易是唯一有效的，所以我们不需要关心本次交易后面的双重支 付尝试。唯一能确保一笔交易不存在的方法是知晓所有之前的交易。在铸币厂模型中，铸 币厂知晓所有交易并能确定哪笔交易最先到达。在不引入一个可信任方的前提下要达到这 个目的，所有交易就必须公开发布 [1]，而且需要一个能让所有参与者对交易收到顺序的 单一历史达成共识的系统。收款人在每笔交易时，都需要多数节点认同此交易是最先收到 的证据。

3. 时间戳服务器 我们提出的方案从时间戳服务器开始。时间戳服务器计算包含多个需要被打时间戳的数据 项的区块的哈希值并广泛地发布这个哈希值，就像在报纸或新闻组帖子里 [2-5]。时间戳 能证明要得到这个哈希值，显然这些数据当时一定是存在的。每个时间戳的哈希值都纳入 了上一个时间戳，形成一条链，后面的时间戳进一步增强前一个时间戳。 2 交易 所有者 1 的公钥 所有者 0 的签名 哈希 交易 所有者 2 的公钥 所有者 1 的签名 哈希 交易 所有者 3 的公钥 所有者 2 的签名 哈希 验证 所有者 2 的私钥 所有者 1 的私钥 签名 所有者 3 的私钥 验证 签名

4. 工作量证明 为了实现一个基于点对点的时间戳服务器，我们需要使用一个类似 Adam Back 提出的哈 希货币 [6] 的工作量证明系统，而不是报纸或新闻组帖子那样。工作量证明采取搜索一个 数，使得被哈希时，如使用 SHA-256，得到的哈希值以数个 0 比特开始。平均所需工作 量将随所需 0 比特呈指数级增长而验证却只需执行一次哈希。 对于我们的时间戳网络。我们通过在区块中加入一个随机数，直到使得区块的哈希值 满足所需 0 比特的数被找到的方式实现工作量证明。一旦消耗了 CPU 算力使区块满足了 工作量证明，那么除非重做这个工作否则就无法更改区块。由于后面的区块是链接在这个 区块后面的，改变这个区块将需要重做所有后面的区块。 工作量证明同时解决了在多数决定中确定投票方式的问题。如果多数是按 IP 地址投票 来决定，那么它将可能被能分配大量 IP 地址的人破坏。工作量证明本质上是按 CPU 投票。 最长的链代表了多数决定，因为有最大的计算工作量证明的精力投入到这条链上。如果多 数的 CPU 算力被诚实节点控制，诚实的链就会增长得最快并超过其他的竞争链。要修改 过去的某区块，攻击者必须重做这个区块以及其后的所有区块的工作量证明从而赶上并超 过诚实节点的工作。我们后面会证明随着后续的区块被添加一个更慢的攻击者赶上诚实节 点的概率将呈指数级递减。 为了抵消硬件运算速度的增加及平衡不同时期运行节点的利益，工作量证明的难度将 由移动平均数法来确定每小时生成区块的平均数。如果区块生成得过快，那么生成的难度 就会增加。

5. 网络 运行网络的步骤如下：

6. 新交易向所有节点广播。

7. 每个节点将新交易收集到一个区块。 3 区块 上一个哈希 随机数 交易 ... 区块 交易 上一个哈希 随机数 交易 交易 ... 区块 项目 ... 哈希 区块 项目 项目 ... 哈希 项目

8. 每个节点为它的区块寻找工作量证明。

9. 当一个节点找到了工作量证明，就向所有节点广播这个区块。

10. 节点只有在区块内所有交易都是有效的且之前没有被支付的情况下接收这个区块。

11. 节点通过使用这个区块的哈希值作为上一个哈希值在链中创建下一个区块的方式 表示对这个区块的接受。 节点总是认为最长的链为正确的并持续致力于延长它。如果两个节点同时广播了不同 的下一个区块，有些节点可能先收到其中一个而其他节点先收到另一个。这种情况，节点 基于他们收到的第一个区块工作，但是也保存另一个分支以防它变为更长的链。当下一个 工作量证明被找到后僵局就会被打破从而其中一个分支变得更长；在另一个分支上工作的 节点将切换到更长的链上来。 新交易的广播不必到达所有的节点。只要到达一些节点，不久就会进入到一个区块。 区块广播也是能容忍消息丢失的。如果一个节点没有收到某个区块，它将在收到下一个区 块时发现它丢失了一个区块然后去请求这个区块。

12. 激励 我们约定，区块中的第一笔交易是区块创建者开启一枚属于他的新货币的特殊的交易。这 就增加了对支持网络的节点的激励，并提供了一种分发货币到流通领域的方法，因为这里 没有中央机构来发行货币。新货币按固定量稳定地增加就像金矿矿工消耗资源并增加黄金 到流通领域一样。对我们而言，消耗的是 CPU 时间和电力 激励也可以由交易费充当。如果交易的输出值小于其输入值，差价就作为交易费被加 到包含此交易的区块的激励中。一旦预定量的货币进入了流通领域，激励将变为只含有交 易费，这样可以完全避免通货膨胀。 激励会有助于鼓励节点保持诚实。如果一个贪心的攻击者有能力聚集比所有诚实节点 更多的 CPU 算力，他将面临是以骗回已付款的方式欺诈别人还是使用这些算力生成新货 币的抉择。他将发现遵守规则比破坏系统和他自己财产的有效性更有利，因为这些规则准 许他获得比所有其他人都多的新货币。

13. 回收磁盘空间 一旦某个货币的最新交易已经被足够多的区块覆盖，这之前的支付交易就可以被丢弃以节 省磁盘空间。为便于此而又不破坏区块的哈希值，交易将被哈希进默克尔树 [7][2][5]，只 有根节点被纳入到区块的哈希值。老的区块可通过剪除树枝的方式被压缩。树枝内部的哈 希不需要被保存。 4 每个不包含交易的区块头大约是 80 bytes。如果每 10 分钟生成一个区块，每年生成 80 bytes * 6 * 24 * 365 = 4.2 MB，2008 年在售的典型计算机有 2 GB 内存，并且摩尔定 律预测目前每年内存增加 1.2 GB，所以就算区块头一定要存在内存里，存储也不是问题。

14. 简化的支付验证 不运行一个完整的网络节点也是可以进行支付验证的。用户只需拥有一个最长工作量证明 链的区块头副本，他可以通过向其他网络节点查询以确认他拥有了最长的链，并获取链接 交易到给交易打时间戳区块的默克尔分支。虽然他自己不能核实这个交易，但如果交易已 经链接到到链中的某个位置，就说明一个网络节点已经接受了此交易，而其后追加的区块 进一步确认网络已经接受了它。 同样地，只要诚实节点控制着网络这种简化验证就是可靠的，如果网络被攻击者控制 简化验证会变得比较脆弱。虽然网络节点可以验证他们自己的交易，但只要攻击者持续控 制网络那么这种简化的方法就可能被攻击者的伪造交易欺骗。一种对策是接受其他网络节 点发现一个无效区块时发出的警告，提醒用户软件下载整个区块和被警告的交易来检查一 5 区块 区块头（区块哈希） 上一个哈希 随机数 哈希 01 哈希Hash1230 Hash23 根哈希 从区块中剪除交易 0-2 交易Tx1230 交易被哈希进默克尔树 区块 区块头（区块哈希） 上一个哈希值 随机数 哈希 01 哈希 0 Hash1 Hash2 Hash3 Hash23 根哈希值 交易 0 Tx1 Tx2 Tx3 区块 区块头（区块哈希） 上一个哈希 随机数 哈希 01 哈希 0 哈希 1 哈希 2 哈希 3 哈希 23 根哈希 交易 0 交易 1 交易 2 交易 3 Block Hash01 Hash2 Tx3 Hash23 Block Header (Block Hash) Root Hash Prev Hash Nonce Hash3 Block Hash01 Hash2 Tx3 Hash23 Block Header (Block Hash) Root Hash Prev Hash Nonce Hash3 区块 哈希 01 哈希 2 交易 3 哈希 23 区块头（区块哈希） 根哈希 上一个哈希 随机数 哈希 3 哈希 01 哈希 2 哈希 3 哈希 23 区块头 默克尔根 上一个哈希 随机数 区块头 默克尔根 上一个哈希 随机数 区块头 默克尔根 上一个哈希 随机数 交易 3 的默克尔分支 交易 3 最长的工作量证明链 致性。为了更加独立的安全性以及更快的支付确认，收款频繁的公司可能仍需运行他们自 己的节点。

15. 合并和分割交易额处理各种货币和输出的，但将一次性按分输入显示允许交易是笨拙的，交易将包含多个单独的交易额被分割和输出值通常是一个从之前的交易中得比较大的输入值或退出多个输入值的组合，以及最多输出值：一个作为支付，另一个作为零，如果有的话，需要不断地观察数字交易和发送历史的独立性。 。

16. 传统的银行模型必须发布隐私权的模式就可以通过隐私权在任何地方使用，但必须对信息的访问权限其他方式公开。保护：那是某人以某种方式来匿名。 公众看到其他人用金钱给其他人，但将关联交易，以某种方式发布到某种交易的人的时间。和交易量，即由于行情是的但，不会显示交易双方笔。作为额外的火花输入，对每一个使用新密钥对可以阻止他们被关联到一个共同交易的拥有者。存在的，某些关联性交易可能归入其他关系，因为是一个必然暴露其多个输入者的多个输入者的。 6 交易者的交易输入 输入输出 ... 身份信息交易可信任交易 ...。

17. q，他自己的明星号将随着等价的增加和关注度的增加而增加。我们现在正在将一个人的额支付给其他人重新支付交易。收款人生成一个新的通知已经对交易进行将通过持续支付工作，直到他提前获得此条件，以便我们执行一个全面的部署，以便现在可以执行一个全面的部署，以便在广告上链部署可能获得不公平的一次能力：{ 7 1 pq/ pz如果≤对部署的部署看到的全部运行需求和...成语言... 8 ∑k=0 ∞  ke - 我们可以 z 指数下降。 ⋅ { q / p  z−k  k ≤ z 1k z} 1−∑ k= 0 z  ke − k！1−q/ p z−k   #包括<数学。h> double AttackerSuccessProbability(double q , int z ) {双p = 1.0 - q; 双λ = z * (q / p); 双倍总和 = 1.0; 我知道；(k = 0; k <= z; k++) { 双泊松 = exp(-lambda); 对于 (i = 1; i <= k; i++) 泊松 *= lambda / i; 总和 -=泊松 * (1 - pow(q / p, z - k)); 返回总和；q=0.1 z=0 P=1.0000000 z=1 P=0.2045873 z=2 P=0.0509779 z=3 P=0.0131722 z=4 P=0.0034552 z=5 P=0.0009137 z=6 P=0.0002428 z= 7 P =0.0000647 z=8 P=0.0000173 z=9 P=0.0000046 z=10 P=0。

18. 总结公开这个交易不依赖电子货币问题的签名系统，但不是系统，我们已经提供了一种控制方式，用于我们解决的各种交易是完美的。几乎没有提供有效的交易，他们有一些有效的的交易，时间离开任何地点，并以时间派出，并工作地点的时间和地点表示。并通过拒绝上链来接受[1] W戴，《b-money》http://www.weidai.com /bmoney.txt，1998。 [2] H. Massias， XS Avila 和 J.-J。 Quisquater，《最小的设计第一》，[3] S. Haber，WS netta，“如何为 90 年的安全经济服务”于 99 年 9 月荷荷联盟举办的杂志次在密码学，第 3 卷，第 2 期，第 99-111 页，1991 年。 [4] D. Bayer、S. Haber、WS Stornetta，“提高数字图片的漂亮和通信”，按顺序排列，安全和计算机，第 329-334，1993 年。 S. Haber，WS Stornetta，“位串的安全名称”，第 4 届 ACM计算机和通信安全会议论文集，第 28-35 页，1997 年 4 月。 [6] A. Back，“Hashcash——一种拒绝服务的办法”，http://www.hashcash。，2002.

比特币：一种点对点电子货币系统 Satoshi Nakamoto satoshin@gmx.com www.bitcoin.org从bitcoin.org/bitcoin.pdf 由@shdxiang xiaoxiang.io 翻译成简体中文 摘要。一种完全的对电子货币的支付方式应该从数字一方直接发送到另一方而不允许通过金融机构支付。签名提供了，但如果仍然需要一个信任可以点来点阻止支付，那么那么在线支付问题我们提出了一种通过对点进行网络交易来解决网络交易的主要问题。记录形成一条能计算出重做工的事件的量，否则不能证明 CPU 的长度的变化。打这些节点算攻击网络的节点控制，节点本身会生成最大的链而攻击者。这种网络将永远是极简的架构。超过信息将随时被广播，可以和重新加入网络，只是本身需要接受持续时间的工作量证明链作为他们离开时发生事件的事件。

1. 简介 互联网贸易已经变得几乎完全依赖金融机构作为可信任第三方来处理电子支付。尽管对于 大部分交易这种系统运行得足够好，但仍需忍受基于信任模型这个固有缺点。由于金融机 构不可避免的需要仲裁纠纷，完全的不可撤销交易实际是做不到的。仲裁成本增加了交易 成本，限制了最小实际交易额度从而杜绝了日常小额交易的可能性，而且由于不支持不可 撤销支付，对不可撤销服务进行支付将需要更大的成本。由于存在交易被撤销的可能性， 对于信任的需求将更广泛。商家必须警惕他们的客户，麻烦他们提供更多他本不必要的信 息。一定比例的欺诈被认为是不可避免的。虽可通过当面使用实物货币来避免这些成本及 支付的不确定性，但不存在不引入一个可信任方而能在通信通道上进行支付的机制。 我们需要的是一个基于密码学原理而不是信任的电子支付系统，该系统允许任何有交 易意愿的双方能直接交易而不需要一个可信任第三方。交易在计算上的不可撤销将保护卖 家不被欺诈，用来保护买家的程序化合约机制也应该较容易实现。在这篇论文中，我们提 出一种使用点对点分布式时间戳服务器为基于时间的交易序列生成计算上的证据来解决双 重支付问题的方案。只要诚实节点集体控制的 CPU 算力大于每一个合作攻击节点群的 CPU 算力，这个系统就是安全的。 1

2. 交易 我们定义一枚电子货币就是一条数字签名链。每个拥有者都通过将上一次交易和下一个拥 有者的公钥的哈希值的数字签名添加到此货币末尾的方式将这枚货币转移给下一个拥有者。 收款人可以通过验证数字签名来证实其为该链的所有者。 这里的问题是收款人不能证实拥有者之一没有对此货币进行双重支付。通常的做法是 引入一个可信任的中央机构或铸币厂来检查每笔交易是否存在双重支付。每笔交易之后， 都需要将这枚货币退回铸币厂以换取发行一枚新的货币，只有由铸币厂直接发行的货币才 能被确认没有被双重支付。这个方案的问题在于整个货币系统的命运都依赖于运营铸币厂 的公司，每笔交易都需要经过它们，就像银行一样。 我们需要一种能让收款人知道上一个货币拥有者没有对任何更早的交易签名的方法。 对我们来说，最早的那次交易是唯一有效的，所以我们不需要关心本次交易后面的双重支 付尝试。唯一能确保一笔交易不存在的方法是知晓所有之前的交易。在铸币厂模型中，铸 币厂知晓所有交易并能确定哪笔交易最先到达。在不引入一个可信任方的前提下要达到这 个目的，所有交易就必须公开发布 [1]，而且需要一个能让所有参与者对交易收到顺序的 单一历史达成共识的系统。收款人在每笔交易时，都需要多数节点认同此交易是最先收到 的证据。

3. 时间戳服务器 我们提出的方案从时间戳服务器开始。时间戳服务器计算包含多个需要被打时间戳的数据 项的区块的哈希值并广泛地发布这个哈希值，就像在报纸或新闻组帖子里 [2-5]。时间戳 能证明要得到这个哈希值，显然这些数据当时一定是存在的。每个时间戳的哈希值都纳入 了上一个时间戳，形成一条链，后面的时间戳进一步增强前一个时间戳。 2 交易 所有者 1 的公钥 所有者 0 的签名 哈希 交易 所有者 2 的公钥 所有者 1 的签名 哈希 交易 所有者 3 的公钥 所有者 2 的签名 哈希 验证 所有者 2 的私钥 所有者 1 的私钥 签名 所有者 3 的私钥 验证 签名

4. 工作量证明 为了实现一个基于点对点的时间戳服务器，我们需要使用一个类似 Adam Back 提出的哈 希货币 [6] 的工作量证明系统，而不是报纸或新闻组帖子那样。工作量证明采取搜索一个 数，使得被哈希时，如使用 SHA-256，得到的哈希值以数个 0 比特开始。平均所需工作 量将随所需 0 比特呈指数级增长而验证却只需执行一次哈希。 对于我们的时间戳网络。我们通过在区块中加入一个随机数，直到使得区块的哈希值 满足所需 0 比特的数被找到的方式实现工作量证明。一旦消耗了 CPU 算力使区块满足了 工作量证明，那么除非重做这个工作否则就无法更改区块。由于后面的区块是链接在这个 区块后面的，改变这个区块将需要重做所有后面的区块。 工作量证明同时解决了在多数决定中确定投票方式的问题。如果多数是按 IP 地址投票 来决定，那么它将可能被能分配大量 IP 地址的人破坏。工作量证明本质上是按 CPU 投票。 最长的链代表了多数决定，因为有最大的计算工作量证明的精力投入到这条链上。如果多 数的 CPU 算力被诚实节点控制，诚实的链就会增长得最快并超过其他的竞争链。要修改 过去的某区块，攻击者必须重做这个区块以及其后的所有区块的工作量证明从而赶上并超 过诚实节点的工作。我们后面会证明随着后续的区块被添加一个更慢的攻击者赶上诚实节 点的概率将呈指数级递减。 为了抵消硬件运算速度的增加及平衡不同时期运行节点的利益，工作量证明的难度将 由移动平均数法来确定每小时生成区块的平均数。如果区块生成得过快，那么生成的难度 就会增加。

5. 网络 运行网络的步骤如下：

6. 新交易向所有节点广播。

7. 每个节点将新交易收集到一个区块。 3 区块 上一个哈希 随机数 交易 ... 区块 交易 上一个哈希 随机数 交易 交易 ... 区块 项目 ... 哈希 区块 项目 项目 ... 哈希 项目

8. 每个节点为它的区块寻找工作量证明。

9. 当一个节点找到了工作量证明，就向所有节点广播这个区块。

10. 节点只有在区块内所有交易都是有效的且之前没有被支付的情况下接收这个区块。

11. 节点通过使用这个区块的哈希值作为上一个哈希值在链中创建下一个区块的方式 表示对这个区块的接受。 节点总是认为最长的链为正确的并持续致力于延长它。如果两个节点同时广播了不同 的下一个区块，有些节点可能先收到其中一个而其他节点先收到另一个。这种情况，节点 基于他们收到的第一个区块工作，但是也保存另一个分支以防它变为更长的链。当下一个 工作量证明被找到后僵局就会被打破从而其中一个分支变得更长；在另一个分支上工作的 节点将切换到更长的链上来。 新交易的广播不必到达所有的节点。只要到达一些节点，不久就会进入到一个区块。 区块广播也是能容忍消息丢失的。如果一个节点没有收到某个区块，它将在收到下一个区 块时发现它丢失了一个区块然后去请求这个区块。

12. 激励 我们约定，区块中的第一笔交易是区块创建者开启一枚属于他的新货币的特殊的交易。这 就增加了对支持网络的节点的激励，并提供了一种分发货币到流通领域的方法，因为这里 没有中央机构来发行货币。新货币按固定量稳定地增加就像金矿矿工消耗资源并增加黄金 到流通领域一样。对我们而言，消耗的是 CPU 时间和电力 激励也可以由交易费充当。如果交易的输出值小于其输入值，差价就作为交易费被加 到包含此交易的区块的激励中。一旦预定量的货币进入了流通领域，激励将变为只含有交 易费，这样可以完全避免通货膨胀。 激励会有助于鼓励节点保持诚实。如果一个贪心的攻击者有能力聚集比所有诚实节点 更多的 CPU 算力，他将面临是以骗回已付款的方式欺诈别人还是使用这些算力生成新货 币的抉择。他将发现遵守规则比破坏系统和他自己财产的有效性更有利，因为这些规则准 许他获得比所有其他人都多的新货币。

13. 回收磁盘空间 一旦某个货币的最新交易已经被足够多的区块覆盖，这之前的支付交易就可以被丢弃以节 省磁盘空间。为便于此而又不破坏区块的哈希值，交易将被哈希进默克尔树 [7][2][5]，只 有根节点被纳入到区块的哈希值。老的区块可通过剪除树枝的方式被压缩。树枝内部的哈 希不需要被保存。 4 每个不包含交易的区块头大约是 80 bytes。如果每 10 分钟生成一个区块，每年生成 80 bytes * 6 * 24 * 365 = 4.2 MB，2008 年在售的典型计算机有 2 GB 内存，并且摩尔定 律预测目前每年内存增加 1.2 GB，所以就算区块头一定要存在内存里，存储也不是问题。

14. 简化的支付验证 不运行一个完整的网络节点也是可以进行支付验证的。用户只需拥有一个最长工作量证明 链的区块头副本，他可以通过向其他网络节点查询以确认他拥有了最长的链，并获取链接 交易到给交易打时间戳区块的默克尔分支。虽然他自己不能核实这个交易，但如果交易已 经链接到到链中的某个位置，就说明一个网络节点已经接受了此交易，而其后追加的区块 进一步确认网络已经接受了它。 同样地，只要诚实节点控制着网络这种简化验证就是可靠的，如果网络被攻击者控制 简化验证会变得比较脆弱。虽然网络节点可以验证他们自己的交易，但只要攻击者持续控 制网络那么这种简化的方法就可能被攻击者的伪造交易欺骗。一种对策是接受其他网络节 点发现一个无效区块时发出的警告，提醒用户软件下载整个区块和被警告的交易来检查一 5 区块 区块头（区块哈希） 上一个哈希 随机数 哈希 01 哈希Hash1230 Hash23 根哈希 从区块中剪除交易 0-2 交易Tx1230 交易被哈希进默克尔树 区块 区块头（区块哈希） 上一个哈希值 随机数 哈希 01 哈希 0 Hash1 Hash2 Hash3 Hash23 根哈希值 交易 0 Tx1 Tx2 Tx3 区块 区块头（区块哈希） 上一个哈希 随机数 哈希 01 哈希 0 哈希 1 哈希 2 哈希 3 哈希 23 根哈希 交易 0 交易 1 交易 2 交易 3 Block Hash01 Hash2 Tx3 Hash23 Block Header (Block Hash) Root Hash Prev Hash Nonce Hash3 Block Hash01 Hash2 Tx3 Hash23 Block Header (Block Hash) Root Hash Prev Hash Nonce Hash3 区块 哈希 01 哈希 2 交易 3 哈希 23 区块头（区块哈希） 根哈希 上一个哈希 随机数 哈希 3 哈希 01 哈希 2 哈希 3 哈希 23 区块头 默克尔根 上一个哈希 随机数 区块头 默克尔根 上一个哈希 随机数 区块头 默克尔根 上一个哈希 随机数 交易 3 的默克尔分支 交易 3 最长的工作量证明链 致性。为了更加独立的安全性以及更快的支付确认，收款频繁的公司可能仍需运行他们自 己的节点。

15. 合并和分割交易额处理各种货币和输出的，但将一次性按分输入显示允许交易是笨拙的，交易将包含多个单独的交易额被分割和输出值通常是一个从之前的交易中得比较大的输入值或退出多个输入值的组合，以及最多输出值：一个作为支付，另一个作为零，如果有的话，需要不断地观察数字交易和发送历史的独立性。 。

16. 传统的银行模型必须发布隐私权的模式就可以通过隐私权在任何地方使用，但必须对信息的访问权限其他方式公开。保护：那是某人以某种方式来匿名。 公众看到其他人用金钱给其他人，但将关联交易，以某种方式发布到某种交易的人的时间。和交易量，即由于行情是的但，不会显示交易双方笔。作为额外的火花输入，对每一个使用新密钥对可以阻止他们被关联到一个共同交易的拥有者。存在的，某些关联性交易可能归入其他关系，因为是一个必然暴露其多个输入者的多个输入者的。 6 交易者的交易输入 输入输出 ... 身份信息交易可信任交易 ...。

17. q，他自己的明星号将随着等价的增加和关注度的增加而增加。我们现在正在将一个人的额支付给其他人重新支付交易。收款人生成一个新的通知已经对交易进行将通过持续支付工作，直到他提前获得此条件，以便我们执行一个全面的部署，以便现在可以执行一个全面的部署，以便在广告上链部署可能获得不公平的一次能力：{ 7 1 pq/ pz如果≤对部署的部署看到的全部运行需求和...成语言... 8 ∑k=0 ∞  ke - 我们可以 z 指数下降。 ⋅ { q / p  z−k  k ≤ z 1k z} 1−∑ k= 0 z  ke − k！1−q/ p z−k   #包括<数学。h> double AttackerSuccessProbability(double q , int z ) {双p = 1.0 - q; 双λ = z * (q / p); 双倍总和 = 1.0; 我知道；(k = 0; k <= z; k++) { 双泊松 = exp(-lambda); 对于 (i = 1; i <= k; i++) 泊松 *= lambda / i; 总和 -=泊松 * (1 - pow(q / p, z - k)); 返回总和；q=0.1 z=0 P=1.0000000 z=1 P=0.2045873 z=2 P=0.0509779 z=3 P=0.0131722 z=4 P=0.0034552 z=5 P=0.0009137 z=6 P=0.0002428 z= 7 P =0.0000647 z=8 P=0.0000173 z=9 P=0.0000046 z=10 P=0。

18. 总结公开这个交易不依赖电子货币问题的签名系统，但不是系统，我们已经提供了一种控制方式，用于我们解决的各种交易是完美的。几乎没有提供有效的交易，他们有一些有效的的交易，时间离开任何地点，并以时间派出，并工作地点的时间和地点表示。并通过拒绝上链来接受[1] W戴，《b-money》http://www.weidai.com /bmoney.txt，1998。 [2] H. Massias， XS Avila 和 J.-J。 Quisquater，《最小的设计第一》，[3] S. Haber，WS netta，“如何为 90 年的安全经济服务”于 99 年 9 月荷荷联盟举办的杂志次在密码学，第 3 卷，第 2 期，第 99-111 页，1991 年。 [4] D. Bayer、S. Haber、WS Stornetta，“提高数字图片的漂亮和通信”，按顺序排列，安全和计算机，第 329-334，1993 年。 S. Haber，WS Stornetta，“位串的安全名称”，第 4 届 ACM计算机和通信安全会议论文集，第 28-35 页，1997 年 4 月。 [6] A. Back，“Hashcash——一种拒绝服务的办法”，http://www.hashcash。，2002.