TR2021015041T - Kaynak kisitli ortamlar i̇çi̇n dağitik hash tablosu tabanli blokzi̇nci̇r mi̇mari̇si̇ - Google Patents

Abstract

Buluş, blokzincir işlemleri, kripto para ve nesnelerin interneti için salt eklemeli bir dağıtık veri tabanı sistemi olup bloklar ve işlemler oluşturan en az bir eş içerir. Bu sistem ayrıca her bir katılımcı eş için eşit bir katılım olasılığı kullanılan onaylama kanıtı yöntemi bulunan adil bir mutabakat katmanı içerir; ve sistem ayrıca dağıtık hash tablosu tabanlı yapılandırılmış görevdeş topoloji içeren, bant genişliği bakımından verimli bir ağ katmanı içerir. Buluş ayrıca, blokzincir gibi dağıtık veri tabanı sistemleri ve mimarilerinde mutabakat oluşturmak için bir çatallanma çözümleme yöntemine ilişkindir. Yöntem çatallanma kazanma, blok çıkartma, ağ kaldırma ve çatallanma izleme adımlarını içerir.

Description

Tarifname KAYNAK KISITLI ORTAMLAR IÇIN DAGITIK HASH TABLOSU TABANLI BLOKZINCIR MIMARISI MEVCUT BULUSUN TEKNIK ALANl Burada sunulan bulus genel olarak blokzincir formunda salt eklemeli dagitik veri tabanina iliskindir, bu veri tabani özgün olarak kripto paralar ve Nesnelerin Interneti (loT) dâhil çok çesitli uygulamalarda kullanilir. Açiklanan bulus daha özgün olarak, adreslenebilir bloklar ve islemler saglamayi amaçlayan, bu sayede blok ve zincirlerin giderek artan verimlilikte erisilebilirligini ve ayrica katilimci eslerin tamamina mutabakata dâhil olmada esit sansa sahip olmaya dair adillik, çatallanma çözümleme stratejileri ve bulunabilirlik/bütünlük tehditlerine karsi güvenlik saglayan blokzincir mimarileri teknik alanina dâhildir. ÖNCEKI TEKNIK/ MEVCUT BULUSUN ARKA PLANl Blokzincir, bir güvensiz esler kümesi arasinda bloklarin kismi siralamasini saglayan salt eklemeli bir dagitik veri tabanina atifta bulunur, burada her bir blok bir dizi islemden meydana gelir. Bir blokzincirde, bloklar her bir bloktan bunun öncülüne degismez baglantilar araciligiyla birbirine baglanarak bu sayede bir zincir olustururlar. Esler bloklari blokzincirden okuyabilirler ve sadece zincir kuyruguna yeni bloklar ekleme yoluyla bloka yazabilirler.

Küresel bir saate ihtiyaç duyulmadan bloklarin kismi siralamasinin tanimlanmasi, onaysiz degistirmeye izin vermeyen bir mimari saglanmasi ve merkezsizlesme ile bagimsiz eslerin güvensiz bir sistemi üzerinden güven kurulmasi sayesinde, blokzincir sistemleri kripto paralar, Nesnelerin Interneti, dijital haklarin yönetimi, büyük veri, arama motorlari, adil veri alis verisi, tedarik zinciri yönetimi ve ad alani idaresi dâhil birçok merkeziyetsiz uygulamada kullanilir. Ancak, blokzincir teknolojisinin teknikteki durumu iletisim ve depolamaya dair ölçeklenemezlikten mustariptir. araciligiyla uygulanabilen bir mutabakat dogrulama yöntemi açiklanir: Bir istemciden bir islem talebi alinir ve islem talebi üzerinde birinci bir güvenlik dogrulamasi gerçeklestirilir; islem talebinin birinci güvenlik dogrulamasindan geçtiginin belirlenmesine yanit olarak, islem talebi depolanir ve islem talebi mutabakat agindaki ikinci blokzincir dügümlerinin her birine yayinlanir, böylece ikinci blokzincir dügümünün islem talebinin ikinci bir güvenlik dogrulamasini geçtigini belirlemesine yanit olarak ikinci blokzincir dügümlerinin her birinin islem talebini depolamasi saglanir; ön islenmis bir blok elde etmek ve depolamak üzere önceden belirlenmis bir kosulun karsilandiginin belirlenmesine yanit olarak en az bir depolanmis islem talebi üzerinde ön isleme gerçeklestirilir; ve elde edilen ön islenmis blok ikinci blokzincir dügümlerine yayinlanir, böylece ikinci blokzincir dügümlerinin elde edilen ön islenmis blok üzerinde mutabakat dogrulamasi gerçeklestirmeleri saglanir. iliskindir ve blokzincir araciligiyla yürütülen güvenli, verimli alis verislerin kontrolü ve gerçeklestirilmesi içindir. Bu belge meta verileri bir blokzincir islemine eklemek için tokenizasyon teknikleri ve yöntemleri içerir. Belge bir transfer gerçeklestirmek için bilgisayarla uygulanan bir yöntem saglar, bu yöntem birinci bir ag üzerinde dagitilmis bir dagitik hash tablosundaki (DHT) girdilerin taranmasini içerir, DHT birçok girdi içerir, her bir girdi bir alisveris gerçeklestirmek üzere bir davetiye ve ikinci bir ag üzerinde dagitilmis bir görevdes (P2P) dagitik defter üzerindeki bir isleme baglanti içerir, her bir davetiye, alisveris yapilacak varliklarin bir göstergesini ve alisveris için bir veya daha fazla kosulu içeren meta verileri içerir; birinci bir kullanicidan birinci bir girdinin birinci bir davetiyesindeki birinci meta veriler kümesi ile ikinci bir kullanicidan ikinci bir girdinin ikinci bir davetiyesindeki ikinci meta veriler kümesi arasindaki eslesme belirlenir.

Iyilesme için ele alinmasi gereken blokzincire dair kaygilar iletisim ve depolama itibariyle ölçeklenebilirlik, adillik ve tutarliliktir. Ölçeklenebilirlik sorunlarinin blokzincir protokol yigininin tüm katmanlarinda sürdügü önemle vurgulanmalidir. Ag katmaninda, mevcut tüm blokzincirler yapilandirilmamis aglar üzerinde çalisirlar. Bu gibi aglarda eslerin adreslerine, bloklarin içeriklerine ve yeni islemlere erismek üzere deterministik, iyi tanimlanmis ve verimli bir arama mekanizmasi yoktur. Bunun yerine, bir esin bilgisi (yani, diger esler, bloklar ve islemler), yeni bir blok veya islemi yaymak üzere O(n) düzeyinde iletisim karmasikligi bulunan, diger eslerden bulasici mesaj yayma (örnegin, Bitcoin durumunda yayinlama) yoluyla elde edilir, burada n katilimci eslerin sayisidir.

Performans ve ölçeklenebilirlik sorunlarinin üzerinden gelmek için teknikteki en basarili yaklasim parçalamadir (sharding), burada blokzincir sistemi eslerden olusan birçok alt guruba bölünür ve her grup defterin bagimsiz bir sürümünde paralel olarak çalisir. Islemleri paralel islemekle sistemin hizinin artmasi gibi belirgin avantaja ragmen, mevcut parçalama tabanli blokzincirler tek bir islemi islemek için O(n) düzeyinde iletisim karmasikligi ve ayrica sistemin depolama ve görüntü katmanlarinda en iyi durumda O(b/Iogn) düzeyinde hafiza süresi karmasikligi sergilerler. Kokoris-Kogias ve digerlerine ait, "Omniledger: A secure, scale-out, decentralized Iedger via sharding" baslikli çalismada Omniledger'larinin çiktisi etkin onaylayicilarin sayisiyla lineer olarak ölçeklendigi için blokzincir sistemlerinin ölçeklenebilirligini artiran bir ögreti ortaya koyulur, böylece tipik islemler iki saniyenin altinda onaylanirken Visa seviyesi ve ötesinde is yükleri desteklenir. Bu çalisma, islemleri isleyen büyük, istatistiksel olarak temsil edici parçalar seçmek için yanliIiga dirençli bir umumi rastgelelik protokolü kullanma ve birçok parçayi etkileyen islemleri birim esasli idare eden bir parçalar arasi uygulama protokolü sunma yoluyla güvenlik ve dogruluk saglar. Zamani ve digerlerine ait "RapidChain: Scaling Blockchain via Full Sharding" baslikli diger bir çalisma t parçalama tabanli bir umumi blokzincir protokolü önerir, bu protokol katilimcilarinin üçte birlik oranindan itibaren Bizans hatalarina dayaniklidir ve herhangi bir güvenli kurulum varsaymadan islemleri islemeye iliskin iletisim, hesaplama ve depolama yüklerinde tam parçalama elde eder. RapidChain blok küme komut isleme yoluyla çok yüksek çiktilar elde edebilen bir komite içi mutabakat algoritmasi, büyük bloklar için yeni bir dedikodu protokolü ve saglamlik temin etmek üzere kanitlanabilir sekilde güvenli bir yeniden yapilandirma mekanizmasi kullanir. Bizim protokolümüz, verimli bir parçalar arasi islem dogrulama teknigi kullanarak agin tamamina dedikodu islemlerini önler.

MEVCUT BULUSUN HEDEFLERI Açiklanan bulusun birincil hedefi salt eklemeli bir dagitik veri tabani sistemi sunmaktir.

Açiklanan bulusun diger bir hedefi kripto paralar ve Nesnelerin Internetinde (loT) kullanima uygun bir blokzincir sistemi sunmaktir.

Açiklanan bulusun baska bir hedefi dagitik hash tablolari (DHT'ler) üzerinde çalisan bir mimari içeren bir blokzincir sistemi sunmaktir.

Açiklanan bulusun diger bir hedefi, her bir blok ve islemin eslere ait dagitik hash tablosu dâhilinde kopyalanmasini ve bunlara istege bagli bir biçimde erisilmesini saglayan, Skip Graph tarzi dagitik hash tablosu tabanli bir blokzincir mimarisi sunmaktir.

Açiklanan bulusun daha baska bir hedefi, eslerin blokzincirin tamamini alip tutmalari ihtiyacinin önüne geçme yoluyla iletisim ve depolama verimliligi temin eden, Skip Graph tarzi dagitik hash tablosu tabanli bir blokzincir mimarisi sunmaktir.

MEVCUT BULusUN ÖZETI Birincil odagi salt eklemeli blokzincir veri tabani olan önerilen bulusta, katilimci esler arasinda verimli iletisim temin edilir, burada bulus, dagitik hash tablosu (DHT) tabanli bir ag olan bir Skip Graph üzerinde çalisir. Açiklanan bulustaki her katilimci es, islem ve blok bir Skip Graph dügümüyle temsil edilir. Böyle bir mimarinin temel alinmasi sayesinde, her es, islem ve bloka O(log n) seviyesinde iletisim karmasikligi ile tamamen merkeziyetsiz bir biçimde verimli sekilde erisilebilir.

Açiklanan blokzincir mimarisi bulusunun ana hedefi olarak verimli bir depolama ilkesi kurmak üzere, bulus, eslerin blokzincirin tamamini yerel olarak depolamalarini gerektirmek yerine Skip Graph mimarisine özgü verimli erisilebilirligi kullanarak eslerin islemlere ve bloklara istege bagli olarak erismelerini saglar. Her bir es esit sekilde seçilmis islemler ve bloklarin alt kümesini tutmaktan ve diger eslerin bu islemler ve bloklar üzerindeki arama sorgulamalarina yanit vermekten sorumludur. Açiklanan bulus, iyilestirilmis bulunabilirlik adina bloklarin ve islemlerin sistemin esleri üzerinde kopyalanmasini saglar.

Tamamen merkeziyetsiz blok olusturma karari verme saglamak üzere, açiklanan bulusta her bir blokun onaylanmasi esit sekilde seçilmis bir esler alt kümesine atanir. Onaylayici esler hash degerine bagli olarak her bir blok için benzersiz sekilde seçilir ve yapilandirilmis Skip Graph agi kullanilarak bunlarla verimli sekilde temas kurulur. Bu sekilde çalisan açiklanan bulus, blok olusturma karari vermeye dair iyilestirilmis merkeziyetsizlik saglar ve teknikte mevcut çözümlerdeki tipik olarak anlasilan bir dezavantaj olan merkeziyet monarsisine engel olur. Açiklanan bulus ayrica, gizlice anlasan kötü niyetli eslerin varliginda blokzincirin bütünlügünü ve tutarliligini korur, çünkü hiçbir es ardisik iki blokun olusturulmasina dair karar vermeye katkida bulunamaz.

Blokzincirin tutarliligini iyilestirmek üzere, açiklanan bulus çatallanmalarin çözülmesine iliskin deterministik bir kurali hükmeder. Mevcut bulusun çatallanma çözümleyici yaklasimi deterministik sekilde her çatallanmanin bir dalini katilimci tüm eslerin izlemesi gereken ana zincirin uzantisi olarak tanimlar. Bu mekanizma, bir blok zincire eklendiginde bu blokun ana zincirin bloku olarak deterministik biçimde degerlendirilmesini ve sonuçlandirilmasini saglar, bu ise bir bloku ana zincirin bir blokunu olusturur olarak kabul etmek için daha birçok ardil blok eklenmesini gerektiren mevcut çözümlerin tersinedir.

MEVCUT BULUSTAKI SEKILLERIN KlSA AÇlKLAMASl Eslik eden sekiller sadece Skip Graph tarzi dagitik hash tablosu (DHT) tabanli bir blokzincir mimarisine örnek vermek amaciyla verilir, bunun önceki teknige göre avantajlari yukarida ana hatlariyla belirtilir ve asagida özetle açiklanir.

Sekillerin istemlerde tanimlanan koruma kapsamini sinirlamasi amaçlanmaz, ayrica istemlerde tanimlanan kapsami yorumlamak üzere mevcut bulusun açiklamasindaki teknik açiklamaya basvurmaksizin sadece bu çizimlere atifta bulunulmamalidir.

Sekil 1 açiklanan bulusa uygun blokzincir mimarisinin protokol yiginini ve her bir katmanina katkilari gösterir.

Sekil 2 açiklanan bulusa uygun blokzincir mimarisindeki ad kimligi ve rakamsal kimlik düzenlemelerini gösterir.

Sekil 3 açiklanan bulusa uygun blokzincir mimarisindeki potansiyel bir çatallanmaya iliskin örnek bir vakayi gösterir.

Sekil 4 açiklanan bulusa uygun olarak blokzincirin çatallanmasiz mekanizmasini veya çatallanma çözme stratejisini gösterir, burada es zamanli onaylama en düsük hash degerine göre çözümlenir.

MEVCUT BULUSUN AYRlNTlLl AÇlKLAMASl Mevcut bulus, Skip Graph tabanli yapilandirilmis bir görevdes (P2P) ag üzerinde çalisan esit blok olusturma karari verme ile öne çikan, yüksek ölçüde ölçeklenebilir, iletisim ve depolama bakimindan verimli, tutarli ve tamamen merkeziyetsiz bir blokzincir mimarisi açiklar.

Açiklanan bulus, sistemdeki katilimci eslerin her birinin kendi etkisinden, örnegin islem gücü, kullanilabilir bant genisligi, paylarinin degerinden bagimsiz olarak mutabakata katilmakta esit sansa sahip olmalari itibariyle teknigin bilinen durumuna kiyasla daha adiIdir. Sistemde n sayida es ve b sayida blok bulundugu durumda, sirasiyla O(n) ve O(b) düzeyinde depolama ve iletisim karmasikligi gerektiren teknikte mevcut çözümlerle kiyaslanirsa, açiklanan bulus her es üzerinde O(b/n) depolama gerekliligine yol açar ve yeni bir blok olusturmakta O(Iog n) düzeyinde iletisim karmasikligina neden olur. Bu asimptotik çalisma karmasikliklari açiklanan bulustaki sistemin mimarisini kaynak kisitli ortamlar için yüksek ölçüde uygun kilar.

Açiklanan bulusta önerilen mimari ve sistem her bir katilimci es tarafindan bagimsiz olarak yürütülen bir uygulama katmani protokolüdür. Açiklanan bulusta, esler ve ayrica islemler ve bloklar Skip Graph dügümleri olarak dizinlenirler. Her es Skip Graph'in ekleme algoritmasini tanimlayicilari ve lP adresi üzerinde kullanarak çalistirir ve sisteme katilir. Skip Graph agina katilmasi sonucunda, her es diger birkaç esi bilir, bu da esin sistemdeki diger herhangi bir esi O(log n) düzeyinde iletisim karmasikligi ile verimli sekilde arayabilmesini saglar. Skip Graph agina katilinca, rastgelelestirilmis önyükleme niteligini kullanarak es kendi Blokzincir görünümünü olusturur.

Açiklanan bulusta, bir islem esin varliklarinin bir durum geçisini temsil eder, bu durum geçisi o isleme sahip olan esle belirtilir. Örnegin, kripto para uygulamalarinda, bir esin varligi esin parasal servetidir ve bir islem, sahip esin bu transferle etkilenen parasal servetindeki durum geçisini temsil eden parasal transferi modeller. Sahip es durum geçisini bir islem hâlinde yayinlar, onaylayicilarin tanimlayicilarini hesaplar, Skip Graph agi üzerinden onaylamalari arar ve onaylayicilardan islemini onaylamalarini ister. Onaylanabilmesi için, her islemin sistem genelinde sabit bir sayida onaylayici tarafindan imzalanmasi gerekir, burada onaylayicilarin tanimlayicilari güvenlik temin etmek üzere her bir islem için rastgele sekilde seçilir.

Islem onaylaninca sahip bu islemi Skip Graph agina bir dügüm olarak ekleyerek islemi diger herhangi bir es için aranabilir ve erisilebilir hâle getirir. Islem, bunun tanimlayicisini ve ancak sahip esin kendi (lP) adresini kullanarak Skip Graph ekleme protokolünü çalistirmasi yoluyla eklenir. Skip Graph esleri mesajlari, tuttuklari islemler adina yönlendirirler. Bu nitelik açiklanan bulustaki eslerin yeni islemleri arayip bulmalarini saglar. Onaylanmis yeni islemler bulununca, her es bunlari bIokIara yayinlayabilir, (islem durumuna benzeyen) onaylama prosedüründen geçebilir ve onaylanmis bloku Skip Graph agina ekleyebilir. Daha sonra, her islemin sahibi bu islem onaylanmis bir bloka basarili sekilde dâhil edilince islemin dügümünü (verimlilik adina) agdan çikartir. Her islem ve bloku bir Skip Graph dügümüyle temsil etme fikri, es veya bu esin tuttugu islemler ve bloklar için herhangi bir aramanin esin lP adresine yönlendirilmesini saglar, böylece bunlar tamamen merkeziyetsiz bir biçimde diger tüm esler için erisilebilir hâle getirilir. Nitekim, LightChain'in Skip Graph aginda üç tür dügüm vardir: esler, islemler ve bloklar. Baska bir deyisle, Skip Graph agi eslerin sahip olduklari islemler ve bloklarin dagitik bir veri tabani olarak islev görür, bu da her bir esin herhangi bir islem veya blok için O(log n) düzeyinde iletisim karmasikligi ile verimli sekilde arama yapabilmesini saglar. Ayri esler üzerinde dagitik biçimde depolanan bloklarin önceki iliskisi bir blokzinciri tanimlar. Bloklar ve islemlerin arama yoluyla verimli sekilde erisilebilir hâle getirilmesi sayesinde, katilimci eslerin defterin tamamini tutmalari veya indirmeleri gerekmez.

LightChain'de, her blok veya islem kendi sahibi ve onaylayicilari tarafindan kopyalanir, böylece bulunabilirlik, erisilebilirlik ve hata toleransi desteklenir.

Bir tesvik mekanizmasi olarak, açiklanan bulustaki sistem eslerin sistemin baglanabilirligini koruma, onaylama hizmeti sunma ve bloklari olusturmaktaki katkilarini ödüllendirir. Ayrica, açiklanan mimari kötü niyetli eylemlerin tespit edilmesini ve bildirilmesini ödüllendirerek dürüst eslerin diger esleri denetlemelerini tesvik eder. Tespit edildiginde sistem kötü amaçli davranislari cezalandirir ve kötü niyetli esler kara listeye alinir ve giderek sistemden izole edilirler. Aksi belirtilmedikçe, dügüm terimi bir ese atifta bulunur. Sekil 1, blokzincir mimarisinin her katmanina sistemin katkilarini özetler.

Bir sistemin islemi, tx, bir veri grubuyla (prev, owner, cont, search_proof, h, 0) temsil edilir, burada prev blokzincire islenmis bir blokun hash degeridir. Herhangi bir senkronize saate ihtiyaç duyulmadan blokzincirdeki bloklar ve islemlerin tamami ile fx arasinda bir öncüllük siralamasi tanimlamak üzere her islem fx için prev isaretçisi kullanilir. Bu prev ile atifta bulunulan blok tx'e göre öncül olur. Bu prev blokunun içerdigi tüm islemlerin zaman itibariyle tXden önce islendikleri kabul edilir. Bunun sonucunda, prei/den önce gelen tüm blok ve islemler tx'den de önce gelirler. Skip Graph aginda fx islemini olusturan sahip dügümünün tanimlayicisini owner temsil eder. Eslerin ad kimlikleri ile rakamsal kimliklerinin eslerin kimliginin hash degeri ile denklestirilmesi sayesinde, owner sahip esin ad kimligine veya rakamsal kimligine atifta bulunur. Bir islemin contalani sahip dügümünün varliklarinin durum geçisini belirtir. Katki, açiklanan bulusun uygulanabilecegi çok çesitli blokzincir uygulamalarini kapsayan genel bir terimdir. Örnegin, kripto para uygulamalarinda, eslerin durumu eslerin servetine karsilik gelir ve bir islem iki es arasindaki parasal bir transferi temsil eder. Bu gibi uygulamalarda, cont hem transfer degerini hem de islem sahibinin parayi aktarmayi amaçladigi alici esin tanimlayicisini içerir. Bir islemin search_proofalani, yukarida açiklandigi gibi fx isleminin onaylayicilarini bulmak üzere Skip Graph aginin esleri üzerindeki aramalarin dogrulanmis kanitidir. Bu fx isleminin h alani islemin hash degeridir, bu da asagidaki Denklem 1 ile gösterildigi gibi hesaplanir. Bu fx isleminin a alani, hem tx'in sahibinin hem de tx'in hash degeri h üzerinden onaylayicilarinin imzalarini içerir.

Sahibin imzasi gerçege uygunluk adinadir ve kötü niyetli eslerin kendilerini dürüst eslermis gibi göstermelerini ve dürüst esler namina bir islem sunmalarini önlemek içindir.

Onaylayicilarin imzasi açiklanan sistemin mutabakat stratejisinin bir parçasidir ve Onaylama Kaniti (Proof-of-Validation) mutabakat yaklasimi baglaminda açiklanir. h = H (prev ll owner ll cont ll search_proof) (1) Sistem mimarisindeki bir blok, blk, bir veri grubuyla (prev, owner, S, search_proof, h, 0) tanimlanir, bu veri grubu blokun blk içerdigi tüm islemlerin kümesinin Sile temsil edilmesi haricinde sistemin islem yapisina benzer. Blokun blk h alani bunun hash degeridir, bu da asagidaki Denklem 2 ile gösterildigi gibi hesaplanir. Bu aalani hem b/k'nin sahibinin hem de b/k'nin hash degeri (yani, h) üzerinde onaylayicilarin imzalarini içerir. h = H (prev ll owner ll 8 li search_proof) (2) Ag katmani, yani eslerin, islemlerin ve bloklarin Skip Graph agi itibariyle, açiklanan bulus her bir es, islem ve bloku bir Skip Graph dügümüyle temsil eder. Bu sekilde, esler, islemler ve bloklarin tamami ag dâhilinde adreslenebilir. Baska bir deyisle, sistemdeki katilimci dügümler (yani esler) hem birbirlerini hem de birbirlerinin bloklarini ve islemlerini aramak üzere Skip Graph agindan faydalanirlar. Eslerin hem rakamsal kimligi hem de ad kimligi, kriptografik hash fonksiyonu kullanan eslerin kimliklerinin (yani, açik anahtarinin) hash degeridir. Skip Graph'te oldugu gibi, dügümlerin tanimlayicilari baglanabilirligi tanimlar, dolayisiyla, hash fonksiyonunu bir rassal kahin olarak kabul etmek esleri Skip Graph'e esit sekilde yerlestirmeye neden olur, bu da kötü niyetli bir gücün Skip Graph topoIojisini kendi lehine ayarlamasini sinirlar.

Skip Graph agindaki bir islemin veya blokun rakamsal kimligi bunun hash degeridir (yani h).

Bir islem veya blokun ad kimligi bunun mukabil prev alani degeridir. Bu düzenleme eslerin sistem defterini hem ileri hem de geri yönlerde tarayabilmelerini saglar. Açiklanan bulustaki genel bir ilke olarak, rakamsal kimligi (yani, hash degeri) h ve önceki isaretçi degeri prev olan bir blok için, blokzincirde bitisik ardil islemi/islemleri veya bloku/bloklari tutan esin/eslerin (lP) adresi/adresleri, Skip Graph agi üzerinden h'nin ad kimligi için bir arama gerçeklestirme yoluyla elde edilebilir. Bu durum, bir blokun tüm bitisik ardillarinin ad kimliginde h bulunmasi yüzündendir. Benzer sekilde, bir blok veya islemin prev isaretçisi bunun öncül blokunun rakamsal kimligine özdes oldugu için, bitisik öncül bloku tutan eslerin (lP) adresi Skip Graph aginda prei/in rakamsal kimligi için bir arama gerçeklestirerek elde edilebilir.

Açiklanan bulustaki bu nitelik eslerin mevcut kuyrukta kendi yerel durumlarina ait ad kimligi için bir arama gerçeklestirerek blokzincir kuyrugu görünümlerini verimli sekilde güncellemelerini saglar. Bu arama mevcut kuyrugun yerel durumuna ardisik sekilde eklenmis tüm bloklari ve ayrica bloklara eklenmek üzere bekleyen yeni onaylanmis islemlerin tamamini getirir. Ek olarak, bu niteligi kullanan bir esin blokzincirin tamamini yerel olarak depolamasi gerekmez. Bunun yerine, deftere ait sadece tek bir blok bulunmasi esin bu bloktan önceki ve sonraki bloklara verimli sekilde erismesini saglar.

Sekil 2'ye atifIa, mevcut bulusun kuralinin gösterimi görülebilir, burada sadece blk2'ye sahip bir es, kendi prev degerinin rakamsal kimligi (yani, b/k1.h = blk2.prev) için arama yaparak bunun bitisik öncülüne (yani, blk1'e) tamamen merkeziyetsiz bir biçimde verimli sekilde erisebilir. Aramaya b/k1'in sahibi kendi (lP) adresi ile yanit verir ve dolayisiyla blk2'nin öncülüne (yani, blk1'e) dogrudan bunun sahibi ile temas kurularak verimli sekilde erisilebilir.

Benzer sekilde, sadece blk2'ye sahip olan es blk2'den sonra gelen bitisik ardiI bloka erismek üzere kendi hash degeri (yani, blk2.h) üzerinden ad kimligi için bir arama gerçeklestirebilir.

Bu blk2.h'nin ad kimligi için aramanin sonucunda, blk3'ün sahibi arama baslatana kendi (IP) adresi ile yanit verir ve b/k3'ün sahibi ile temas kurularak blk3'e verimli sekilde erisilebilir. Tek bir blokun birçok ardiI bloka sahip oldugu durumda, arama baslatan bitisik ardiI blok sahiplerinin her birinden bir yanit alir. Örnekte, blk4 blokzincirin mevcut kuyrugu olarak kabul edilirse, b/k4'ün ardindan gelen yeni olusturulmus islemlere (yani, tx1, tx2 ve tx3'e) b/k4.h kullanilarak ad kimligi için arama yapma yoluyla verimli sekilde erisilebilir.

Mutabakat katmani olan Onaylama Kaniti (PoV) itibariyle, açiklanan bulustan gelen çözümle adil, verimli, degistirilemez ve güvenli mutabakat sunulur. Açiklanan bulus için mutabakat yaklasimi olan Onaylama Kaniti (PoV) olusturulan islemleri ve bloklari onaylamakta kullanilir.

Bir islem veya blok PoV ile onaylaninca katilimci eslerin tamami tarafindan mesru kabul edilir. PoV adildir, zira sistemdeki her katilimci es kendi etkisinden bagimsiz olarak mutabakata dâhil olmakta esit sansa sahiptir. P0V verimlidir, çünkü tek bir islem veya bIoku onaylamak için sadece O(I0g n) düzeyinde iletisim karmasikligi gerektirir.

P0V degistirilemezdir çünkü bir mutabakata varmakta etkili eslerin hiçbiri mutabakat kesinlestirildikten sonra bu mutabakati mesru sekilde degistiremez. Son olarak, PoV güvenlidir çünkü kötü amaçli esler onaylanmis yanlis bir islem veya blok olusturamazlar. Bir islem veya blok PoV mutabakatini basarili sekilde geçince onaylanmis olarak kabul edilir.

Onaylanmis bir islem blokzincire islenmis olan onaylanmis bir bloka dâhil edilmedikçe bu islemin katkisinin etkili ve geçerli olarak kabul edilmedigi belirtilmelidir. Her islem veya bloku onaylamak üzere, asagida ayrintili olarak açiklandigi gibi P0V degerlendirme adina rastgele seçilmis bir onaylayicilar kümesi saglar.

Islem olusturma ve onaylama su sekilde gerçeklestirilir: PoV bir islemin hash degeri h, t sayida (rastgele seçilen) onaylayici tarafindan imzalanirsa bu islemi geçerli olarak kabul eder, burada t, "Imza Esigi" denen sabit bir protokol parametresidir. Bir tx islemi için, her onaylayicinin rakamsal kimligi asagidaki Denklem 3'de görüldügü gibi esit sekilde seçilir, burada vi, Skip Graph aginda i'inci onaylayicinin rakamsal kimligidir. Kötü niyetli islem sahiplerinin, diger kötü niyetli eslerin rakamsal kimliklerini olusturulmus islemlerinin onaylayicilari olarak çekmek üzere i`yi kaba kuvvete maruz birakmalarini önlemek için, sistem i'nin [1,a]'dan fazla yinelenmesine sadece bir islemin sahibi için izin verir, buna güvenlik, verimlilik ve sistemin bulunabilirligi göz önüne alinarak "Imza Esigi" ile "Onaylayici Esigi"nin uygun degerlerine karar vermek için formül belirlenir. vi= H ( tx.prev ll tx.ownerll tx.contll i) (3) Daha sonra, islemin sahibi Skip Graph agi dâhilinde onaylayicinin rakamsal kimligi (yani, vi) için bir arama yapar. Agda rakamsal kimligi violan bir es mevcutsa, sahip bu esin lP adresini alir. Aksi takdirde, sahip vi'den küçük olan en yüksek müsait rakamsal kimlige sahip esin lP adresini alir. Her iki durum da arama yolu üzerinde Skip Graph esleri tarafindan olusturulan dogrulanmis arama kaniti ile desteklenir ve sahibe iletilir. Bu i'inci onaylayicinin rakamsal kimligi için aramanin dogrulanmis kaniti search_proof; ile belirtilir, bu, Skip Graph eslerinin arama yolu üzerindeki lP adreslerinin ve tanimlayicilarinin tamamini da içerir. Bu vi'nin arama yolu üzerindeki son es i'inci onaylayici olarak belirtilir. Daha sonra, tx'in sahibi dogrulanmis arama kanitini tüm onaylayicilar için isleme ekler, bunun h hash degerini Denklem 1 ile belirtildigi sekilde hesaplar, hash degerini imzalar ve imzasini a'ye ekler.

Sonra, tx'in sahibi onaylayici ile temas kurup tx'in onaylanmasini ister. Onaylama sirasinda, onaylayicilar, tx'in sahibinin ücretleri karsilamaktaki bakiye uyumluluguna ilaveten tx'in kusursuzlugunu, dogrulugunu ve gerçege uygunlugunu degerlendirirler. Bu tx için onaylama sonucu olarak, islem sahibi temas kurulan her onaylayicidan h veya sifir üzerinden bir imza Kusursuzluk su kriterler için bir degerlendirme ölçütüdür: Bir islem tx, eger prev, ardil bloklarin herhangi birinde tx'in sahibinin hiçbir islemi bulunmayan onaylanmis ve islenmis bir blokun hash degerini gösterirse kusursuz kabul edilir. Baska bir deyisle, yeni olusturulan tx islemi blokzincir üzerinde bunun sahibinin önceden kaydedilmis islemlerinin tamamindan sonra gelmelidir. Bu durum ayni varliklar kümesinden mükerrer harcamayi önlemek ve ayrica bir islemin onaylanmasinin tek seferlik bir faaliyet olmasini saglamak içindir, yani, onaylanmis fx isleminin sahibi blokzincir üzerinde prev'e göre tx'den önce gelen herhangi bir islem olusturmadikça bu fx islemini blokzincire ekleyebilir. Ek olarak, kusursuzluk saglanmasi sayesinde, hiçbir islem olusturucu her yeni bIoka tek bir islem ekleme sansindan fazlasina sahip olmaz. Islem olusturucunun islemlerinden biri bir bloka eklenince, ayni sahibin diger islemleri kusurlu hâle gelir ve ayni bloka eklenemez. Dolayisiyla, kusursuzluk islem olusturucularin kendi islemlerini her yeni bloka eklemeleri için esit bir sans saglar.

Dogruluk su tanim için bir degerlendirme ölçütüdür: Bir tx isleminin dogru olmasi için, bunun katki alani (yani, conf) sahibin varliklarinin geçerli bir durum geçisini temsil etmelidir.

Uyumluluk ölçütü uygulamaya baglidir. Örnegin, kripto para uygulamalarinda, bir islemin dogru olmasi için sahibin hesabinda transfer ücretini (yani, katkiyi) karsilamaya yeterli bakiye bulunmalidir.

Gerçege uygunluk su sekilde açiklanir: Gerçege uygunlugun degerlendirilmesi Denklem 1 temel alinarak h'nin dogrulugunu kontrol etme, txin sahibinin h üzerinden geçerli imzasinin eklenmesi için a'yi dogrulama ve tXin tüm onaylayicilari için search_proofu dogrulama yoluyla yapilir. Onaylayici bu kosullardan herhangi biri karsilanmazsa tx'in onaylanmasini Bakiye Uyumlulugu su sekilde tanimlanir: Onaylamaya katilmak üzere bir tesvik mekanizmasi olarak, açiklanan bulustaki sistem tx isleminin hash degerini imzalayan ve bunu onaylayan islemin tsayida onaylayicisi lehine bir onaylama ücreti belirler. Sistem ayrica, tXin onaylayicilarini bulmaya katilan Skip Graph eslerinin tamami, yani, onaylayici ve sahibin kendisi hariç, search_proofa göre tanimlayicilari her onaylayicinin arama yoluna dâhil edilmis esler lehine bir yönlendirme ücreti belirler. Bir tx islemi, eger bunun sahibi onaylama ve yönlendirme ücretlerini karsilayacak yeterli bakiyeye sahipse onaylamanin bakiye uyumlulugu kismini geçer. Bakiye uyumlulugu onaylama onaylayicinin blokzincir görüntüsü temelinde gerçeklestirilir. Hem yönlendirme hem de onaylama ücretleri sabit degerli protokol parametreleridir ve bunlar, eslerin yönlendirme ve onaylama islemlerini dürüst sekilde gerçeklestirmeleri için tesvik mekanizmasidirlar. Ücretler ayrica Sybil saldirisi yapan kötü niyetli eslerin kötü niyetli bakiyeyi kendi aralarinda dolastirma yoluyla sonsuz sekilde islem olusturmalarini ve sistemi kötü niyetli islemlerin onaylari ile sürekli olarak tikamalarini önler; burada Sybil saldirisi terimi kötü niyetli bir esin hepsi ayni hasmin kontrolü altinda olan birçok sahte esi sisteme ekleyerek blokzincir sistemini bozmaya çalistigi bir saldiriyi belirtir.

Eger tx kusursuz, dogru ve gerçege uygunsa ve tx'in sahibinde ücretleri karsilamak üzere bakiye uyumlulugu varsa, onaylayici tx.h'yi imzalar ve imzayi tx'in sahibine gönderir, tx'in sahibi ise onaylayicinin imzasini txo içine ekler. Bir tx isleminin onaylanmis olarak kabul edilmesi için, PoV sahibin, onaylayicilarin düzenledikleri t sayida geçerli imzayi tx.search_proofa eklemesini gerektirir. Onaylanmis islem kendi sahibi tarafindan bir Skip Graph dügümü olarak eklenir, bu da islemi bir bloka eklenmek üzere sistemin diger katilimci eslerine erisilebilir kilar. Bir tx'in rakamsal kimligi tx.h'dir ve tXin ad kimligi tx.prev'dir, bu da herhangi bir Skip Graph esinin Skip Graph agi dâhilindeki herhangi bir defterin blokundaki hash degeri üzerinden ad kimligi için bir arama yapmasini ve bu bloku gösteren yeni islemlerin tamamini bulmasini saglar.

Blok olusturma ve onaylama bakimindan, bloklar olusturan bir ese blok sahibi denir. Bir blok sahibi, blokzincire uygulanmis herhangi bir onayli bloka islenmemis en az min_tx sayida yeni olusturulmus islem toplayinca, bunlari yeni bir blok blk hâlinde yayinlar ve bloku onaylama için gönderir. Islemlerin blk hâlinde yayinlanmasiyla kastedilen, toplanan islemlerin yukarida açiklandigi gibi b/k.S kümesi hâlinde eklenmesidir. Bu min.tx açiklanan bulustaki sistemin uygulamaya bagli sabit degerli bir parametresidir ve bir bloka dâhil edilmesi gereken minimum islem sayisini belirtir. Islemlerinin prev isaretçisini seçmekte daha fazla esnekligi olan islem sahiplerinin aksine, blok sahipleri kendi bloklarinin prev isaretçisini daima blokzincirin mevcut kuyruguna ayarlamalidirlar. Islemlere benzer sekilde, PoV'da bir blok blk, bunun hash degeri (yani, blk.h) tsayida rastgele seçilmis PoV onaylayicisi tarafindan imzalanirsa onaylanir. Bu b/k'nin onaylanmasi için, blok sahibi i'inci onaylayicinin rakamsal kimligini asagidaki Denklem 4'te görüldügü gibi hesaplar: vi= H (blkprev II blk.ownerll blk.S II i) (4) Yukarida açiklanan islem onaylamaya benzer sekilde, blok sahibi Skip Graph aginda onaylayicilari arar ve onaylayicilar için arama kanitini search_proofa ekleme, b/k'nin hash degerini (yani, blk.h) hesaplama ve blk.h üzerinden kendi imzasini blko ya ekleme yoluyla b/k'nin yapisini tamamlar. Blok sahibi daha sonra onaylayicilarin her biri ile temas kurup onaylanma ister. Islem onaylama ile tutarli sekilde, bir blok sahibinin Denklem 4 üzerinden ancak i 6 [1, a] için yineleme gerçeklestirmesine izin verilir. Bu blk için onaylama sonucu olarak, blok sahibi temas kurulan her onaylayicidan blk.h veya sifir üzerinden bir imza alir.

Eger blok sahibi PoV onaylayicilarindan blk.h üzerinden tsayida imza alirsa, blokun PoV onaylamasini geçtigi söylenir. Bir blok blk için onaylama talebi alindiginda, bunun PoV onaylayicilarinin her biri b/k'nin gerçege uygunlugunu ve tutarliligini, bunun sahibinin bakiye uyumlulugunu ve ayrica (yukarida tartisildigi gibi) blk.S'ye dâhil edilmis tüm islemlerin gerçege uygunlugunu ve kusursuzlugunu kontrol eder. Bloklarin gerçege uygunluk degerlendirmesi islemlerinkine benzer sekilde yapilir.

Tutarlilik: Bir blok blk, eger bunun blk.prev isaretçisi blokzincirin mevcut kuyrugunu isaret ediyorsa tutarli olarak kabul edilir; aksi takdirde blok tutarsizdir. Blokzincirin mevcut kuyrugu onaylayicilarin zincirin kuyruguna dair en son görüntüsüdür. Onaylayicilarin görüntüleri arasindaki tutarsizliklar, asagida ayrintili olarak tartisilan, açiklanan bulustaki önerilen çatallanmasiz mekanizma yoluyla yönetilir.

Bakiye Uyumlulugu: Bir blok sahibinin bakiye uyumlulugu islem sahiplerine benzer sekilde degerlendirilir, buradaki fark sadece yönlendirme ve onaylama ücretlerinin mahsup edilmesine ek olarak sahibin geri kalan bakiyesinin bir blok olusturma ödülü ile güncellenmesidir. Blok olusturma ödülü sistemin sabit degerli bir parametresidir, bu ödül hem eslerin blok olusturmaya giderek daha fazla katilmalarini desteklemek için bir tesvik mekanizmasidir hem de servet olusturmak için bir araçtir.

Eger blk yapisi gerçege uygun ve tutarli, blk'nin sahibi ücretleri karsilayacak bakiye uyumluluguna sahip ve bIk.Sdeki tüm islemler kusursuz ve dogrulanmissa, onaylayici blk.h'yi imzalar ve imzayi b/Knin sahibine gönderir, b/k'nin sahibi ise onaylayicinin imzasini blko içine ekler. Eger bir blokun blko alani blk.h degeri üzerinden isayida geçerli imza içeriyorsa PoV bu bloku blk onaylanmis olarak kabul eder. Geçerli imzalar blk.search_proofta belirtilmis onaylayicilar tarafindan düzenlenen imzalardir. Bu b/k'nin onay almasindan sonra, sahibi blk'yi Skip Graph agina bir dügüm olarak ekler. Bu b/k'nin rakamsal kimligi blk.h'dir, ve bunun ad kimligi blk.prev'dir, yani blokzincir üzerinde bunun bitisik öncül blokunun hash degeridir. Islemlere benzer sekilde, açiklanan bulusun bloklarin ad kimligi ve rakamsal kimligine dair bu yaklasimi, blokzincir defterinin bütününü Skip Graph agi dâhilinde bloklarin sirasiyla ad kimligi ve rakamsal kimligini arama yoluyla hem ileri hem de geri yönlerde taranabilir kilar.

Yeni olusturulan bir blokun onaylanmasi sirasinda blokzincirin mevcut kuyrugunun güncellenmesi oIasidir. Onaylama asamasi sirasinda bir blokun rastgele seçilmis PoV onaylayicilari bunun tutarliligini degerlendirseler bile, buna ragmen blokzincirin mevcut kuyrugu üzerindeki güncelleme, onaylama prosedürü sirasinda bloku tutarsiz kilar. Böyle bir tutarsiz blokun onaylanmasi blokzincir üzerinde bir çatallanma ortaya çikarir. Bu sorunun üstesinden gelmek üzere, rastgele seçilmis PoV onaylayicilarindan herhangi biri onaylamanin herhangi bir asamasinda olasi bir çatallanma tespit ettiginde onaylamayi bir reddetme ile sonlandirip sahibi bilgilendirir. Olasi bir çatallanma diger bir blokun onaylama altindaki bloku geride biraktigi ve blokzincirin yeni kuyrugu hâline geldigi durumdur. Bu, bir blokun onaylayicilarinin mevcut kuyrugun hash degerine ait ad kimligi için sürekli olarak bir arama yapma yoluyla kendi blokzincir kuyrugu görüntülerini güncellenmis tutmaya ihtiyaç duyduklari anlamina gelir, bu arama da kuyrugun hemen ardindan gelen tüm islem ve bloklari getirir. Bu sekilde, mevcut kuyruk üzerindeki herhangi bir güncelleme üzerine bu arama sonucunda yeni kuyruk getirilir. Olasi bir çatallanma örnegin Sekil 3'te görülür, burada yedi numarali blok bIk7 nihai onaylamadan geçmektedir, ancak, bunun rastgele seçilmis PoV onaylayicilarindan herhangi biri diger bir blokun (yani, blk6) onaylamada blk7'nin önüne geçtigini ve blokzincirin yeni blok kuyrugu hâline geldigini tespit ettiginde blk7'nin onaylanmasi reddetme ile sonlandirilir.

Açiklanan bulustaki mimarinin bir niteligi olarak çatallanmasiz mekanizma su sekilde detaylandirilir: Es zamanli olarak onaylanan bloklarin neden oldugu çatallanmalari çözmek üzere, sistem çatallanmasiz bir mekanizma yönetir, bu, eslerin tamamina bir çatallanma oldugunda sadece en düsük hash degeri olan bloku izlemeleri talimatini veren deterministik bir yaklasimdir. Örnegin, Sekil 4'teki anlik görüntüde, birbirinden ayri PoV onaylayicilari kümesi tarafindan blk6 ile b/k7 bloklarinin es zamanli onaylanmalarinin neden oldugu çatallanmada, blk6 ile blk7den hangisinde daha düsük hash degeri varsa bu blok blokzincire islenmis olarak kabul edilir ve sistemdeki eslerin tamami tarafindan takip edilir. Bir çatallanma oldugunda, en düsük hash degeri olan blok kazanan blok olarak kabul edilir ve çatallanmadaki diger katilimci bloklar sistem disi kalanlar olarak kabul edilirler. Sistem disi kalmis blok sahipleri kendi blokunu Skip Graph agindan çikarir, kazanan bloka eklenmis islemlerini düsürüp min_tx esigine ulasmak üzere yeni islemleri ekleyerek kendi islem kümelerini günceller ve onaylama prosedürüne yeniden baslarlar. Sistem disi kalmis blok sahipleri herhangi bir blok olusturma ödülü kazanmazlar veya ücretler yüzünden bakiye kaybetmezler, zira blok blokzincire basariyla islenmedigi takdirde, yani blok PoV onaylamasini geçip olasi çatallanmalari kazanip blokzincirin mevcut kuyruguna eklenmedikçe bu ücret veya ödüller geçerli degildir. Bir blok blk blokzincire islenince, b/k.Sdeki islemlerin katki ve ücretleri ve ayrica b/k'nin kendisi ile iliskili ücret ve ödüller geçerli hâle gelir.

Depolama katmani itibariyle; açiklanan bulusun mimarisinden kaynaklanan daha iyi verimlilik ve bulunabilirlik için rastgelelestirilmis kopyalama su sekilde temin edilir: Sistemde, her islem veya blok ilgili sahibinin yerel deposunda depolanirve bir Skip Graph dügümü olarak sunqur, bu da bu islem veya bloku sistemdeki katilimci eslerin tamami için verimli sekilde aranabilir kilar. Dolayisiyla, eslerin blokzincirin tamamini depolamalari veya indirmeleri gerekmez.

Bunun yerine, esler isler ve bloklara istege bagli biçimde erisirler, yani, bir es ihtiyaç hâlinde bir islem veya blok için arama yapar ve bunu agdan verimli sekilde alir. Bunun yapilmasindaki istisna sudur, bir islem sahibi kendi islemi islenmis bir bloka eklendiginde islemini agdan çikartmasi gerekir, böylece islem bloklara yerlestirilecek islemler listesinden çikartilir.

Sistemdeki eslerin dalgalanmaya tabi olduklari, yani, zamana bagli olarak çevrim içi ve çevrim disi durumlar arasinda degisken olduklari varsayilir. Dalgalanma altinda islemlerin ve bloklarin bqunabiIirIigini saglamak üzere, sistemde bir islem veya blokun rastgele seçilen PoV onaylayicilarin tamami ayrica, bu islem veya blokun bir kopyasini kendi yerel depolarinda saklayarak, bunu agda bir dügüm olarak temsil ederek ve diger eslerin buna dair sorgularina yanit vererek bunun mukabil kopyalari olarak islev görürler.

Senkronizasyonun güvenilen ve tutarli bir görüntüsü olan rastgelelestirilmis önyüklemenin görüntü katmani niteliklerine atifla, açiklanan bulusun sistemindeki bir esin görüntüsü bir veri grubu (numlD, Iastblk, state, balance) tablosudur. Her bir görüntü tablosu girdisi sistemin num/D rakamsal kimlikli tek bir esini temsil eder, varliklarin mevcut durumu state ile ve geri kalan bakiye balance ile belirtilir. Bu Iastb/kblokzincir üzerinde bu esin en son islemini içeren son blokun hash degerini temsil eder. Yeni bir esin görüntü taniticilarini, yeni katilan bir es ile kendi blokzincir görüntülerini paylasan rastgele seçilmis ag esleri kümesi olarak tanimlariz. Aga katilinca, yeni bir es asagida görüldügü gibi Denklem 5'i temel alarak kendi görüntü taniticilarinin rakamsal kimliklerini hesaplar, burada new_peer.num/D yeni esin rakamsal kimligidir ve view_intro; bunun i'inci görüntü taniticisinin rakamsal kimligidir.

Rassal kahin hash fonksiyonu (yani, H), esit sekilde rastgele görüntü taniticilarin rakamsal kimliklerini elde etmekte kullanilir. Daha sonra yeni es, ag dâhilinde view_intro,"nin rakamsal kimligi için bir arama yapar, arama sonucundaki es ile temas kurar ve onun blokzincir görüntüsünü elde eder. Yeni es tsayida tutarli görüntü elde edene kadar iüzerinde yineleme yaparak bu sekilde devam eder. PoV'nin aksine, iüzerinde kaba kuvvet kullanmanin bir güvenlik kaygisi olmamasina ragmen, asagida gösterilecegi gibi, 0, yeni bir es iyi [1, 0] üzerinden yineleyerek tsayida tutarli görüntü elde edecek sekilde belirlenir. Ayrica, l'yi, yeni bir esin i'yi [1,0] üzerinden yineleyerek dürüst eslerin tsayida tutarli görüntüsünü elde edecegi sekilde belirleriz. view_intro; = H ( new_peer.num/D ll i) (5) Dürüst davranisin özendirilmesi ve uygunsuz davranis tespiti su sekilde kullanilir: Blok olusturma ödüllerine ve yönlendirme ile onaylama ücretlerine ek olarak, açiklanan bulusta, sistemdeki her es diger esler için bir denetleyici olarak islev görür ve diger eslerin uygunsuz davranisini bildirerek ödül kazanir. Uygunsuz davranis açiklanan protokol ve mimariden herhangi bir türde sapmaya atifta bulunur. Bir denetleyici olarak, herhangi bir es bir blok veya islemi, onaylama sirasinda kendisinin PoV onaylayicilarinin yaptiklari ile ayni sekilde degerlendirebilmelidir. Örnegin onaylayicilarin geçersiz imzasi, hash degeri üzerinde t sayida imza esiginin kaçirilmasi ve geçersiz bir blok veya islemin onaylanmasi gibi, denetleyici için yeniden onaylamanin basarisiz olmasina neden olan, mimari protokolünden herhangi bir sapma uygunsuz davranis olarak kabul edilir. Geçersiz bir blok veya islemin onaylanmasi, kötü niyetli bir islem veya blok sahibi onaylama protokolünden sapan tsayida rastgele seçilmis kötü niyetli PoV onaylayicilar buldugunda ve geçersiz bir blok veya islemi, örnegin mükerrer ödemeli bir islemi imzaladiginda gerçeklesir. Ancak, bu belgede asagida tartisildigi gibi, t, rastgele seçilmis tsayida kötü amaçli PoV onaylayicinin bulunmasi, sistemin güvenlik parametresinde ihmal edilebilir bir olasilikla meydana gelecek sekilde seçilir.

Uygunsuz davranisin tespit edilmesi üzerine, denetleyici katki alaninda uygunsuz davranisin kaniti bulunan bir islem olusturur. Islem daha sonra yukarida açiklanan ayni PoV onaylama sürecinden geçer, burada istisna olarak onaylayicilarin islemin dogrulugunu dogrulamalari bildirilen kanitin dogrulugunu dogrulamalaridir. Islem onaylanip blokzincire islenmis bir bloka yerlestirilince, suçlu es uygunsuz davranis ceza ücreti, yönlendirme ücreti ve onaylama ücreti ile cezalandirilir, suçlu es bunlari sirasiyla islemin sahibine (yani, denetleyiciye), yönlendiricilerine ve onaylayicilarina öder. Uygunsuz davranis ücreti sistemin uygulamaya bagli diger bir sabit sistem parametresidir. Uygunsuz davranis bir es için islenmis bir bloka kaydedilince, bu esin tanimlayicisi kara listeye alinir. Kara listeye alinan esler dürüst esler tarafindan izole edilirler, yani dürüst esler kara listeye alinmis eslerden gelen mesajlari elerler. Bu durum nihayetinde kara listeye alinmis eslerin agdan hariç birakilmalarina yol açar, bu da kara listedeki eslerin hiçbir zaman onaylayici olarak seçilmemelerine neden olur, zira bu esler dürüst es bakis açisiyla artik agin bir parçasi degildirler. Dogrulanmis arama kanitinda görünen kara listeye alinmis bir es, arama yolu üzerinde yakalanmis ve bu dogrultuda bir kara listeye alinmis kötü amaçli bir yönlendirici es anlamina gelir.

Mimarideki en son duruma dogrudan erisim, her blokun islemlerle güncellenmis varlik kaynaklarinin son durumunu içerdigi durumdur. Açiklandigi gibi bir Skip Graph dügümüyle temsil edilmesine ek olarak, her blok bunun ilgili varliklarinin son durumuna dogrudan erisilebilirlik için birçok isaretçiyle önbellege alinir. Isaretçi(ler) varliklarin sahibinin ad kimligi ve blokun hash degerinin rakamsal kimligi bulunan Skip Graph dügümüdür/dügümleridir. Örnegin, bir bloktaki her isleminin islem göndericisinin (yani, sahibin) ve ayrica alicinin islem bakiyesindeki bir güncellemeyi temsil ettigi kripto para uygulamalarinda, her blok islemlerinin sayisinin iki kati sayida isaretçiyle, yani islemin göndericisi için bir isaretçi ve alici için diger bir isaretçiyle temsil edilir. Tüm isaretçilerin rakamsal kimligi blokun hash degerine karsilik gelir. Her isaretçi dügümün ad kimligi, isaretçi ile iliskili esin kimligine, yani gönderici veya alicinin açik anahtarina karsilik gelir. Bu sekilde, sadece diger bir esin son varlik durumunu bilmekle ilgilenen bir es, Skip Graph aginda arama hedefi olarak diger esin tanimlayicisi ile ad kimligi aramasi yapar ve bunun son durumuna dair bir isaretçi dügümü elde eder. Elde edilen isaretçi dügümünün rakamsal kimligi, söz konusu esin ilgili varliklarinin durumuna dair en son islemi içeren blokun hash degerine (yani, rakamsal kimligine) karsilik gelir. Böylece, ilgili hash degerinin rakamsal kimligi için bir arama yaparak söz konusu esin en son varlik durumunu içeren blok elde edilir. Her blokla iliskili isaretçiler kendi sahibi tarafindan eklenir ve rastgele seçilmis PoV onaylayicilar kümesi üzerinde Skip Graph dügümleri olarak kopyalanir. Ancak, bu varlik üzerindeki bir güncelleme blokzincire yeni islenmis bir blokta gerçeklestiginde hem sahip hem de onaylayicilarin her varligin isaretçilerini kaldirmalari gerekir. Bir isaretçi dügümünün agdan kaldirilmasi basitçe sahip ve her bir onaylayici tarafindan Skip Graph dügümünü silme islemi yoluyla tamamen merkeziyetsiz sekilde gerçeklestirilir. Bu, daha iyi arama verimliligi adinadir ve isaretçinin daima en son durumlari gösterdigine emin olmak içindir. Yeni bir güncellemeden sonra isaretçileri kaldirmamak uygunsuz davranis sayilir ve bir cezaya tabidir. Ancak, agda senkronizasyon bozuklugunu ele almak üzere, iliskili varliklar kümesi üzerinde yeni bir islemden sonra blok sahibi ile PoV onaylayicilarin en fazla belirli bir islenmis blok sayisi kadar isaretçi kaldirmalarina izin verilir.

Bu durum blok sahibi ve onaylayicilarin yeni güncellemeleri cezalandirilmadan kesfetmek üzere yeterli süreye sahip olmalarini saglar. Blok araligi uzunlugu (yani, iki isaretçi arasindaki blok sayisi) uygulamaya bagli sabit bir protokol parametresidir. Özetle, açiklanan bulus, mevcut blokzincir çözümlerinin merkeziyete yakinsama ve tutarlilik sorunlarini ve iletisim ve depolama verimliligini iyilestirmek üzere Skip Graph tabanli P2P agi üzerinde çalisan bir blokzincir mimarisine iliskindir. Bulasici veri yayimlama üzerine çalisan mevcut blokzincirlerin aksine, açiklanan bulus ag dâhilinde adreslenebilir esler, bloklar ve islemler saglar, bu da Skip Graph arama islemini kullanan tüm eslerin istege bagli bir biçimde bunlara verimli sekilde erisebilmesini saglar. Bu mimarinin kullanilmasi sayesinde hiçbir esin blokzincirin tamamini depolamasi gerekmez. Bunun yerine, her es bloklarin ve islemlerin kopyalanmis bir alt kümesini depolar ve diger eslerin bu bloklar ve islemlere dair sorgulamalarini yanitlar. Açiklanan bulus adil bir blokzincir önerir, zira bulus katilimci eslerin sistemdeki etkilerinden (örnegin, hash gücü, paylar, vb.) bagimsiz olarak bunlarin tamami için mutabakat protokolüne katilmakta esit bir sans kabul eder. Blokzincirin tutarliligini iyilestirmek üzere, sistem deterministik bir çatallanma çözümleme ilkesi hükmeder.

Mevcut bulusun bir düzenlemesine göre, Blokzincir islemleri, kripto para ve nesnelerin interneti için bloklar ve islemler olusturan en az bir es içeren salt eklemeli bir dagitik veri tabani sistemi önerilir.

Mevcut bulusun bir yönünde, bu sistem ayrica her bir katilimci es için esit bir katilim olasiligi kullanilan onaylama kaniti yöntemi bulunan adil bir mutabakat katmani içerir.

Mevcut bulusun diger bir yönünde, bu sistem ayrica dagitik bir hash tablosu tabanli yapilandirilmis görevdes topoloji içeren, bant genisligi bakimindan verimli bir ag katmani Mevcut bulusun diger bir yönünde, bu sistem ayrica rastgelelestirilmis önyüklemeli bir görüntü katmani içerir.

Mevcut bulusun baska bir yönünde, bu sistem ayrica rastgelelestirilmis kopyalamali bir depolama katmani içerir.

Mevcut bulusun diger bir yönünde, bu dagitik hash tablosu tabanli yapilandirilmis görevdes topoloji bir Skip Graph'tir.

Mevcut bulusun diger bir yönünde, bu dagitik hash tablosu Skip Graph bloklari dügümler olarak temsil eden yapidadir.

Mevcut bulusun diger bir yönünde, eslerin her biri bloklarin ve zincirlerin bir kisminin alt kümesini tutan yapidadir.

Mevcut bulusun diger bir yönünde, bloklarin ve islemlerin bu kismi rastgele sekilde esit olarak seçilir.

Mevcut bulusun diger bir yönünde, bloklarin ve islemlerin her birinin en az bir kopyasi herhangi bir anda erisilebilir yapidadir.

Mevcut bulusun diger bir yönünde, bu mimari ayrica çatallanmasiz defter yapisina sahiptir.

Mevcut bulusun bir yönünde, blokzincir gibi dagitik veri tabani sistemleri ve mimarilerinde miutabakat olusturmak için bir çatallanma çözümleme yöntemi önerilir.

Mevcut bulusun baska bir yönünde, bu yöntem çatallanma kazanma adimini içerir, burada es zamanli olarak onaylanan bloklarin birçogu arasinda en düsük hash degeri olan blok zincire eklenmis olarak kabul edilir.

Mevcut bulusun diger bir yönünde, bu yöntem blok çikartma adimini içerir, burada en düsük hash degerine sahip olmayan bloklar ve buna ekli diger herhangi bir blok çikartilmis olarak isaretlenir.

Mevcut bulusun baska bir yönünde, bu yöntem ag kaldirma adimini içerir, burada çikartilmis bloklarin sahipleri bu bloku agdan kaldirirlar veya diger dügümlerin kendi çikartilmis bloklarina erisimini engellerler.

Mevcut bulusun diger bir yönünde, bu yöntem çatallanma izleme adimini içerir, burada her katilimci ese en düsük hash degeri olan bloku izlemesi talimati verilir.

Claims (10)

ISTEMLER
1. Bloklar ve islemler olusturan en az bir es içeren, blokzincir islemleri, kripto para ve nesnelerin interneti için salt eklemeli bir dagitik veri tabani sistemi olup, özelligi: sistemin ayrica her bir katilimci es için esit bir katilim olasiligi kullanilan onaylama kaniti yöntemi bulunan adil bir mutabakat katmani içermesi; ve sistemin ayrica dagitik hash tablosu tabanli yapilandirilmis görevdes topoloji içeren, bant genisligi bakimindan verimli bir ag katmani içermesidir.
2. Blokzincir islemleri, kripto para ve nesnelerin interneti için istem 1'e uygun salt eklemeli bir dagitik veri tabani sistemi olup özelligi, sistemin ayrica rastgelelestirilmis ön yüklemeli bir görüntü katmani içermesidir.
3. Blokzincir islemleri, kripto para ve nesnelerin interneti için istem 1'e uygun salt eklemeli bir dagitik veri tabani sistemi olup özelligi, sistemin ayrica rastgelelestirilmis kopyalamali bir depolama katmani içermesidir.
4. Blokzincir islemleri, kripto para ve nesnelerin interneti için istem 1'e uygun salt eklemeli bir dagitik veri tabani sistemi olup özelligi, dagitik hash tablosu tabanli yapilandirilmis görevdes toplolojinin bir Skip Graph olmasidir.
5. Blokzincir islemleri, kripto para ve nesnelerin interneti için istem 4'e uygun salt eklemeli bir dagitik veri tabani sistemi olup özelligi, dagitik hash tablosu Skip Graph'in bloklari dügümler olarak temsil eden yapida olmasidir.
6. Blokzincir islemleri, kripto para ve nesnelerin interneti için önceki istemlerden herhangi birine uygun salt eklemeli bir dagitik veri tabani sistemi olup özelligi, eslerin her birinin bloklarin ve islemlerin bir kisminin alt kümesini tutan yapida olmasidir.
7. Blokzincir islemleri, kripto para ve nesnelerin interneti için istem 6'ya uygun salt eklemeli bir dagitik veri tabani sistemi olup özelligi, bloklarin ve islemlerin bu kisminin rastgele olarak esit sekilde seçilmesidir.
8. Blokzincir islemleri, kripto para ve nesnelerin interneti için istem 6'ya ve 7'ye uygun salt eklemeli bir dagitik veri tabani sistemi olup özelligi, bloklarin ve islemlerin her birinin en az bir kopyasinin herhangi bir anda erisilebilir yapida olmasidir.
9. Blokzincir islemleri, kripto para ve nesnelerin interneti için önceki istemlerden herhangi birine uygun salt eklemeli bir dagitik veri tabani sistemi olup özelligi, mimarinin ayrica çatallanmasiz defter yapisinda olmasidir.
10. 10) Blokzincir gibi dagitik veri tabani sistemleri ve mimarilerinde mutabakat olusturmak için çatallanma çözümleme yöntemi olup, su adimlari içerir: çatallanma kazanma, burada es zamanli olarak onaylanan bloklarin birçogu arasinda, en düsük hash degeri olan blok zincire eklenmis olarak kabul edilir; blok çikartma, burada en düsük hash degerine sahip olmayan bloklar ve buna ekli diger herhangi bir katilimci blok çikartilmis olarak isaretlenir; ag kaldirma, burada çikartilmis bloklarin sahipleri bu bloku agdan kaldirirlar veya diger dügümlerin kendi çikartilmis bloklarina erisimini engellerler; ve çatallanma izleme, burada her katilimci ese en düsük hash degeri olan bloku izlemesi talimati verilir. P5604 KAYNAK KISITLI ORTAMLAR IÇIN DAGITIK HASH TABLOSU TABANLI BLOKZINCIR MIMARISI MEVCUT BULUSUN TEKNIK ALANl Burada sunulan bulus genel olarak blokzincir formunda salt eklemeli dagitik veri tabanina iliskindir, bu veri tabani özgün olarak kripto paralar ve Nesnelerin Interneti (loT) dâhil çok çesitli uygulamalarda kullanilir. Açiklanan bulus daha özgün olarak, adreslenebilir bloklar ve islemler saglamayi amaçlayan, bu sayede blok ve zincirlerin giderek artan verimlilikte erisilebilirligini ve ayrica katilimci eslerin tamamina mutabakata dâhil olmada esit sansa sahip olmaya dair adillik, çatallanma çözümleme stratejileri ve bulunabilirlik/bütünlük tehditlerine karsi güvenlik saglayan blokzincir mimarileri teknik alanina dâhildir. ÖNCEKI TEKNIK/ MEVCUT BULUSUN ARKA PLANl Blokzincir, bir güvensiz esler kümesi arasinda bloklarin kismi siralamasini saglayan salt eklemeli bir dagitik veri tabanina atifta bulunur, burada her bir blok bir dizi islemden meydana gelir. Bir blokzincirde, bloklar her bir bloktan bunun öncülüne degismez baglantilar araciligiyla birbirine baglanarak bu sayede bir zincir olustururlar. Esler bloklari blokzincirden okuyabilirler ve sadece zincir kuyruguna yeni bloklar ekleme yoluyla bloka yazabilirler. Küresel bir saate ihtiyaç duyulmadan bloklarin kismi siralamasinin tanimlanmasi, onaysiz degistirmeye izin vermeyen bir mimari saglanmasi ve merkezsizlesme ile bagimsiz eslerin güvensiz bir sistemi üzerinden güven kurulmasi sayesinde, blokzincir sistemleri kripto paralar, Nesnelerin Interneti, dijital haklarin yönetimi, büyük veri, arama motorlari, adil veri alis verisi, tedarik zinciri yönetimi ve ad alani idaresi dâhil birçok merkeziyetsiz uygulamada kullanilir. Ancak, blokzincir teknolojisinin teknikteki durumu iletisim ve depolamaya dair ölçeklenemezlikten mustariptir. araciligiyla uygulanabilen bir mutabakat dogrulama yöntemi açiklanir: Bir istemciden bir islem talebi alinir ve islem talebi üzerinde birinci bir güvenlik dogrulamasi gerçeklestirilir; islem talebinin birinci güvenlik dogrulamasindan geçtiginin belirlenmesine yanit olarak, islem talebi depolanir ve islem talebi mutabakat agindaki ikinci blokzincir dügümlerinin her birine yayinlanir, böylece ikinci blokzincir dügümünün islem talebinin ikinci bir güvenlik dogrulamasini geçtigini belirlemesine yanit olarak ikinci blokzincir dügümlerinin her birinin islem talebini depolamasi saglanir; ön islenmis bir blok elde etmek ve depolamak üzere önceden belirlenmis bir kosulun karsilandiginin belirlenmesine yanit olarak en az bir depolanmis islem talebi üzerinde ön isleme gerçeklestirilir; ve elde edilen ön islenmis blok ikinci blokzincir dügümlerine yayinlanir, böylece ikinci blokzincir dügümlerinin elde edilen ön islenmis blok üzerinde mutabakat dogrulamasi gerçeklestirmeleri saglanir. iliskindir ve blokzincir araciligiyla yürütülen güvenli, verimli alis verislerin kontrolü ve gerçeklestirilmesi içindir. Bu belge meta verileri bir blokzincir islemine eklemek için tokenizasyon teknikleri ve yöntemleri içerir. Belge bir transfer gerçeklestirmek için bilgisayarla uygulanan bir yöntem saglar, bu yöntem birinci bir ag üzerinde dagitilmis bir dagitik hash tablosundaki (DHT) girdilerin taranmasini içerir, DHT birçok girdi içerir, her bir girdi bir alisveris gerçeklestirmek üzere bir davetiye ve ikinci bir ag üzerinde dagitilmis bir görevdes (P2P) dagitik defter üzerindeki bir isleme baglanti içerir, her bir davetiye, alisveris yapilacak varliklarin bir göstergesini ve alisveris için bir veya daha fazla kosulu içeren meta verileri içerir; birinci bir kullanicidan birinci bir girdinin birinci bir davetiyesindeki birinci meta veriler kümesi ile ikinci bir kullanicidan ikinci bir girdinin ikinci bir davetiyesindeki ikinci meta veriler kümesi arasindaki eslesme belirlenir. Iyilesme için ele alinmasi gereken blokzincire dair kaygilar iletisim ve depolama itibariyle ölçeklenebilirlik, adillik ve tutarliliktir. Ölçeklenebilirlik sorunlarinin blokzincir protokol yigininin tüm katmanlarinda sürdügü önemle vurgulanmalidir. Ag katmaninda, mevcut tüm blokzincirler yapilandirilmamis aglar üzerinde çalisirlar. Bu gibi aglarda eslerin adreslerine, bloklarin içeriklerine ve yeni islemlere erismek üzere deterministik, iyi tanimlanmis ve verimli bir arama mekanizmasi yoktur. Bunun yerine, bir esin bilgisi (yani, diger esler, bloklar ve islemler), yeni bir blok veya islemi yaymak üzere O(n) düzeyinde iletisim karmasikligi bulunan, diger eslerden bulasici mesaj yayma (örnegin, Bitcoin durumunda yayinlama) yoluyla elde edilir, burada n katilimci eslerin sayisidir. Performans ve ölçeklenebilirlik sorunlarinin üzerinden gelmek için teknikteki en basarili yaklasim parçalamadir (sharding), burada blokzincir sistemi eslerden olusan birçok alt guruba bölünür ve her grup defterin bagimsiz bir sürümünde paralel olarak çalisir. Islemleri paralel islemekle sistemin hizinin artmasi gibi belirgin avantaja ragmen, mevcut parçalama tabanli blokzincirler tek bir islemi islemek için O(n) düzeyinde iletisim karmasikligi ve ayrica sistemin depolama ve görüntü katmanlarinda en iyi durumda O(b/Iogn) düzeyinde hafiza süresi karmasikligi sergilerler. Kokoris-Kogias ve digerlerine ait, "Omniledger: A secure, scale-out, decentralized Iedger via sharding" baslikli çalismada Omniledger'larinin çiktisi etkin onaylayicilarin sayisiyla lineer olarak ölçeklendigi için blokzincir sistemlerinin ölçeklenebilirligini artiran bir ögreti ortaya koyulur, böylece tipik islemler iki saniyenin altinda onaylanirken Visa seviyesi ve ötesinde is yükleri desteklenir. Bu çalisma, islemleri isleyen büyük, istatistiksel olarak temsil edici parçalar seçmek için yanliIiga dirençli bir umumi rastgelelik protokolü kullanma ve birçok parçayi etkileyen islemleri birim esasli idare eden bir parçalar arasi uygulama protokolü sunma yoluyla güvenlik ve dogruluk saglar. Zamani ve digerlerine ait "RapidChain: Scaling Blockchain via Full Sharding" baslikli diger bir çalisma t parçalama tabanli bir umumi blokzincir protokolü önerir, bu protokol katilimcilarinin üçte birlik oranindan itibaren Bizans hatalarina dayaniklidir ve herhangi bir güvenli kurulum varsaymadan islemleri islemeye iliskin iletisim, hesaplama ve depolama yüklerinde tam parçalama elde eder. RapidChain blok küme komut isleme yoluyla çok yüksek çiktilar elde edebilen bir komite içi mutabakat algoritmasi, büyük bloklar için yeni bir dedikodu protokolü ve saglamlik temin etmek üzere kanitlanabilir sekilde güvenli bir yeniden yapilandirma mekanizmasi kullanir. Bizim protokolümüz, verimli bir parçalar arasi islem dogrulama teknigi kullanarak agin tamamina dedikodu islemlerini önler. MEVCUT BULUSUN HEDEFLERI Açiklanan bulusun birincil hedefi salt eklemeli bir dagitik veri tabani sistemi sunmaktir. Açiklanan bulusun diger bir hedefi kripto paralar ve Nesnelerin Internetinde (loT) kullanima uygun bir blokzincir sistemi sunmaktir. Açiklanan bulusun baska bir hedefi dagitik hash tablolari (DHT'ler) üzerinde çalisan bir mimari içeren bir blokzincir sistemi sunmaktir. Açiklanan bulusun diger bir hedefi, her bir blok ve islemin eslere ait dagitik hash tablosu dâhilinde kopyalanmasini ve bunlara istege bagli bir biçimde erisilmesini saglayan, Skip Graph tarzi dagitik hash tablosu tabanli bir blokzincir mimarisi sunmaktir. Açiklanan bulusun daha baska bir hedefi, eslerin blokzincirin tamamini alip tutmalari ihtiyacinin önüne geçme yoluyla iletisim ve depolama verimliligi temin eden, Skip Graph tarzi dagitik hash tablosu tabanli bir blokzincir mimarisi sunmaktir. MEVCUT BULusUN ÖZETI Birincil odagi salt eklemeli blokzincir veri tabani olan önerilen bulusta, katilimci esler arasinda verimli iletisim temin edilir, burada bulus, dagitik hash tablosu (DHT) tabanli bir ag olan bir Skip Graph üzerinde çalisir. Açiklanan bulustaki her katilimci es, islem ve blok bir Skip Graph dügümüyle temsil edilir. Böyle bir mimarinin temel alinmasi sayesinde, her es, islem ve bloka O(log n) seviyesinde iletisim karmasikligi ile tamamen merkeziyetsiz bir biçimde verimli sekilde erisilebilir. Açiklanan blokzincir mimarisi bulusunun ana hedefi olarak verimli bir depolama ilkesi kurmak üzere, bulus, eslerin blokzincirin tamamini yerel olarak depolamalarini gerektirmek yerine Skip Graph mimarisine özgü verimli erisilebilirligi kullanarak eslerin islemlere ve bloklara istege bagli olarak erismelerini saglar. Her bir es esit sekilde seçilmis islemler ve bloklarin alt kümesini tutmaktan ve diger eslerin bu islemler ve bloklar üzerindeki arama sorgulamalarina yanit vermekten sorumludur. Açiklanan bulus, iyilestirilmis bulunabilirlik adina bloklarin ve islemlerin sistemin esleri üzerinde kopyalanmasini saglar. Tamamen merkeziyetsiz blok olusturma karari verme saglamak üzere, açiklanan bulusta her bir blokun onaylanmasi esit sekilde seçilmis bir esler alt kümesine atanir. Onaylayici esler hash degerine bagli olarak her bir blok için benzersiz sekilde seçilir ve yapilandirilmis Skip Graph agi kullanilarak bunlarla verimli sekilde temas kurulur. Bu sekilde çalisan açiklanan bulus, blok olusturma karari vermeye dair iyilestirilmis merkeziyetsizlik saglar ve teknikte mevcut çözümlerdeki tipik olarak anlasilan bir dezavantaj olan merkeziyet monarsisine engel olur. Açiklanan bulus ayrica, gizlice anlasan kötü niyetli eslerin varliginda blokzincirin bütünlügünü ve tutarliligini korur, çünkü hiçbir es ardisik iki blokun olusturulmasina dair karar vermeye katkida bulunamaz. Blokzincirin tutarliligini iyilestirmek üzere, açiklanan bulus çatallanmalarin çözülmesine iliskin deterministik bir kurali hükmeder. Mevcut bulusun çatallanma çözümleyici yaklasimi deterministik sekilde her çatallanmanin bir dalini katilimci tüm eslerin izlemesi gereken ana zincirin uzantisi olarak tanimlar. Bu mekanizma, bir blok zincire eklendiginde bu blokun ana zincirin bloku olarak deterministik biçimde degerlendirilmesini ve sonuçlandirilmasini saglar, bu ise bir bloku ana zincirin bir blokunu olusturur olarak kabul etmek için daha birçok ardil blok eklenmesini gerektiren mevcut çözümlerin tersinedir. MEVCUT BULUSTAKI SEKILLERIN KlSA AÇlKLAMASl Eslik eden sekiller sadece Skip Graph tarzi dagitik hash tablosu (DHT) tabanli bir blokzincir mimarisine örnek vermek amaciyla verilir, bunun önceki teknige göre avantajlari yukarida ana hatlariyla belirtilir ve asagida özetle açiklanir. Sekillerin istemlerde tanimlanan koruma kapsamini sinirlamasi amaçlanmaz, ayrica istemlerde tanimlanan kapsami yorumlamak üzere mevcut bulusun açiklamasindaki teknik açiklamaya basvurmaksizin sadece bu çizimlere atifta bulunulmamalidir. Sekil 1 açiklanan bulusa uygun blokzincir mimarisinin protokol yiginini ve her bir katmanina katkilari gösterir. Sekil 2 açiklanan bulusa uygun blokzincir mimarisindeki ad kimligi ve rakamsal kimlik düzenlemelerini gösterir. Sekil 3 açiklanan bulusa uygun blokzincir mimarisindeki potansiyel bir çatallanmaya iliskin örnek bir vakayi gösterir. Sekil 4 açiklanan bulusa uygun olarak blokzincirin çatallanmasiz mekanizmasini veya çatallanma çözme stratejisini gösterir, burada es zamanli onaylama en düsük hash degerine göre çözümlenir. MEVCUT BULUSUN AYRlNTlLl AÇlKLAMASl Mevcut bulus, Skip Graph tabanli yapilandirilmis bir görevdes (P2P) ag üzerinde çalisan esit blok olusturma karari verme ile öne çikan, yüksek ölçüde ölçeklenebilir, iletisim ve depolama bakimindan verimli, tutarli ve tamamen merkeziyetsiz bir blokzincir mimarisi açiklar. Açiklanan bulus, sistemdeki katilimci eslerin her birinin kendi etkisinden, örnegin islem gücü, kullanilabilir bant genisligi, paylarinin degerinden bagimsiz olarak mutabakata katilmakta esit sansa sahip olmalari itibariyle teknigin bilinen durumuna kiyasla daha adiIdir. Sistemde n sayida es ve b sayida blok bulundugu durumda, sirasiyla O(n) ve O(b) düzeyinde depolama ve iletisim karmasikligi gerektiren teknikte mevcut çözümlerle kiyaslanirsa, açiklanan bulus her es üzerinde O(b/n) depolama gerekliligine yol açar ve yeni bir blok olusturmakta O(Iog n) düzeyinde iletisim karmasikligina neden olur. Bu asimptotik çalisma karmasikliklari açiklanan bulustaki sistemin mimarisini kaynak kisitli ortamlar için yüksek ölçüde uygun kilar. Açiklanan bulusta önerilen mimari ve sistem her bir katilimci es tarafindan bagimsiz olarak yürütülen bir uygulama katmani protokolüdür. Açiklanan bulusta, esler ve ayrica islemler ve bloklar Skip Graph dügümleri olarak dizinlenirler. Her es Skip Graph'in ekleme algoritmasini tanimlayicilari ve lP adresi üzerinde kullanarak çalistirir ve sisteme katilir. Skip Graph agina katilmasi sonucunda, her es diger birkaç esi bilir, bu da esin sistemdeki diger herhangi bir esi O(log n) düzeyinde iletisim karmasikligi ile verimli sekilde arayabilmesini saglar. Skip Graph agina katilinca, rastgelelestirilmis önyükleme niteligini kullanarak es kendi Blokzincir görünümünü olusturur. Açiklanan bulusta, bir islem esin varliklarinin bir durum geçisini temsil eder, bu durum geçisi o isleme sahip olan esle belirtilir. Örnegin, kripto para uygulamalarinda, bir esin varligi esin parasal servetidir ve bir islem, sahip esin bu transferle etkilenen parasal servetindeki durum geçisini temsil eden parasal transferi modeller. Sahip es durum geçisini bir islem hâlinde yayinlar, onaylayicilarin tanimlayicilarini hesaplar, Skip Graph agi üzerinden onaylamalari arar ve onaylayicilardan islemini onaylamalarini ister. Onaylanabilmesi için, her islemin sistem genelinde sabit bir sayida onaylayici tarafindan imzalanmasi gerekir, burada onaylayicilarin tanimlayicilari güvenlik temin etmek üzere her bir islem için rastgele sekilde seçilir. Islem onaylaninca sahip bu islemi Skip Graph agina bir dügüm olarak ekleyerek islemi diger herhangi bir es için aranabilir ve erisilebilir hâle getirir. Islem, bunun tanimlayicisini ve ancak sahip esin kendi (lP) adresini kullanarak Skip Graph ekleme protokolünü çalistirmasi yoluyla eklenir. Skip Graph esleri mesajlari, tuttuklari islemler adina yönlendirirler. Bu nitelik açiklanan bulustaki eslerin yeni islemleri arayip bulmalarini saglar. Onaylanmis yeni islemler bulununca, her es bunlari bIokIara yayinlayabilir, (islem durumuna benzeyen) onaylama prosedüründen geçebilir ve onaylanmis bloku Skip Graph agina ekleyebilir. Daha sonra, her islemin sahibi bu islem onaylanmis bir bloka basarili sekilde dâhil edilince islemin dügümünü (verimlilik adina) agdan çikartir. Her islem ve bloku bir Skip Graph dügümüyle temsil etme fikri, es veya bu esin tuttugu islemler ve bloklar için herhangi bir aramanin esin lP adresine yönlendirilmesini saglar, böylece bunlar tamamen merkeziyetsiz bir biçimde diger tüm esler için erisilebilir hâle getirilir. Nitekim, LightChain'in Skip Graph aginda üç tür dügüm vardir: esler, islemler ve bloklar. Baska bir deyisle, Skip Graph agi eslerin sahip olduklari islemler ve bloklarin dagitik bir veri tabani olarak islev görür, bu da her bir esin herhangi bir islem veya blok için O(log n) düzeyinde iletisim karmasikligi ile verimli sekilde arama yapabilmesini saglar. Ayri esler üzerinde dagitik biçimde depolanan bloklarin önceki iliskisi bir blokzinciri tanimlar. Bloklar ve islemlerin arama yoluyla verimli sekilde erisilebilir hâle getirilmesi sayesinde, katilimci eslerin defterin tamamini tutmalari veya indirmeleri gerekmez. LightChain'de, her blok veya islem kendi sahibi ve onaylayicilari tarafindan kopyalanir, böylece bulunabilirlik, erisilebilirlik ve hata toleransi desteklenir. Bir tesvik mekanizmasi olarak, açiklanan bulustaki sistem eslerin sistemin baglanabilirligini koruma, onaylama hizmeti sunma ve bloklari olusturmaktaki katkilarini ödüllendirir. Ayrica, açiklanan mimari kötü niyetli eylemlerin tespit edilmesini ve bildirilmesini ödüllendirerek dürüst eslerin diger esleri denetlemelerini tesvik eder. Tespit edildiginde sistem kötü amaçli davranislari cezalandirir ve kötü niyetli esler kara listeye alinir ve giderek sistemden izole edilirler. Aksi belirtilmedikçe, dügüm terimi bir ese atifta bulunur. Sekil 1, blokzincir mimarisinin her katmanina sistemin katkilarini özetler. Bir sistemin islemi, tx, bir veri grubuyla (prev, owner, cont, search_proof, h, 0) temsil edilir, burada prev blokzincire islenmis bir blokun hash degeridir. Herhangi bir senkronize saate ihtiyaç duyulmadan blokzincirdeki bloklar ve islemlerin tamami ile fx arasinda bir öncüllük siralamasi tanimlamak üzere her islem fx için prev isaretçisi kullanilir. Bu prev ile atifta bulunulan blok tx'e göre öncül olur. Bu prev blokunun içerdigi tüm islemlerin zaman itibariyle tXden önce islendikleri kabul edilir. Bunun sonucunda, prei/den önce gelen tüm blok ve islemler tx'den de önce gelirler. Skip Graph aginda fx islemini olusturan sahip dügümünün tanimlayicisini owner temsil eder. Eslerin ad kimlikleri ile rakamsal kimliklerinin eslerin kimliginin hash degeri ile denklestirilmesi sayesinde, owner sahip esin ad kimligine veya rakamsal kimligine atifta bulunur. Bir islemin contalani sahip dügümünün varliklarinin durum geçisini belirtir. Katki, açiklanan bulusun uygulanabilecegi çok çesitli blokzincir uygulamalarini kapsayan genel bir terimdir. Örnegin, kripto para uygulamalarinda, eslerin durumu eslerin servetine karsilik gelir ve bir islem iki es arasindaki parasal bir transferi temsil eder. Bu gibi uygulamalarda, cont hem transfer degerini hem de islem sahibinin parayi aktarmayi amaçladigi alici esin tanimlayicisini içerir. Bir islemin search_proofalani, yukarida açiklandigi gibi fx isleminin onaylayicilarini bulmak üzere Skip Graph aginin esleri üzerindeki aramalarin dogrulanmis kanitidir. Bu fx isleminin h alani islemin hash degeridir, bu da asagidaki Denklem 1 ile gösterildigi gibi hesaplanir. Bu fx isleminin a alani, hem tx'in sahibinin hem de tx'in hash degeri h üzerinden onaylayicilarinin imzalarini içerir. Sahibin imzasi gerçege uygunluk adinadir ve kötü niyetli eslerin kendilerini dürüst eslermis gibi göstermelerini ve dürüst esler namina bir islem sunmalarini önlemek içindir. Onaylayicilarin imzasi açiklanan sistemin mutabakat stratejisinin bir parçasidir ve Onaylama Kaniti (Proof-of-Validation) mutabakat yaklasimi baglaminda açiklanir. h = H (prev ll owner ll cont ll search_proof) (1) Sistem mimarisindeki bir blok, blk, bir veri grubuyla (prev, owner, S, search_proof, h, 0) tanimlanir, bu veri grubu blokun blk içerdigi tüm islemlerin kümesinin Sile temsil edilmesi haricinde sistemin islem yapisina benzer. Blokun blk h alani bunun hash degeridir, bu da asagidaki Denklem 2 ile gösterildigi gibi hesaplanir. Bu aalani hem b/k'nin sahibinin hem de b/k'nin hash degeri (yani, h) üzerinde onaylayicilarin imzalarini içerir. h = H (prev ll owner ll 8 li search_proof) (2) Ag katmani, yani eslerin, islemlerin ve bloklarin Skip Graph agi itibariyle, açiklanan bulus her bir es, islem ve bloku bir Skip Graph dügümüyle temsil eder. Bu sekilde, esler, islemler ve bloklarin tamami ag dâhilinde adreslenebilir. Baska bir deyisle, sistemdeki katilimci dügümler (yani esler) hem birbirlerini hem de birbirlerinin bloklarini ve islemlerini aramak üzere Skip Graph agindan faydalanirlar. Eslerin hem rakamsal kimligi hem de ad kimligi, kriptografik hash fonksiyonu kullanan eslerin kimliklerinin (yani, açik anahtarinin) hash degeridir. Skip Graph'te oldugu gibi, dügümlerin tanimlayicilari baglanabilirligi tanimlar, dolayisiyla, hash fonksiyonunu bir rassal kahin olarak kabul etmek esleri Skip Graph'e esit sekilde yerlestirmeye neden olur, bu da kötü niyetli bir gücün Skip Graph topoIojisini kendi lehine ayarlamasini sinirlar. Skip Graph agindaki bir islemin veya blokun rakamsal kimligi bunun hash degeridir (yani h). Bir islem veya blokun ad kimligi bunun mukabil prev alani degeridir. Bu düzenleme eslerin sistem defterini hem ileri hem de geri yönlerde tarayabilmelerini saglar. Açiklanan bulustaki genel bir ilke olarak, rakamsal kimligi (yani, hash degeri) h ve önceki isaretçi degeri prev olan bir blok için, blokzincirde bitisik ardil islemi/islemleri veya bloku/bloklari tutan esin/eslerin (lP) adresi/adresleri, Skip Graph agi üzerinden h'nin ad kimligi için bir arama gerçeklestirme yoluyla elde edilebilir. Bu durum, bir blokun tüm bitisik ardillarinin ad kimliginde h bulunmasi yüzündendir. Benzer sekilde, bir blok veya islemin prev isaretçisi bunun öncül blokunun rakamsal kimligine özdes oldugu için, bitisik öncül bloku tutan eslerin (lP) adresi Skip Graph aginda prei/in rakamsal kimligi için bir arama gerçeklestirerek elde edilebilir. Açiklanan bulustaki bu nitelik eslerin mevcut kuyrukta kendi yerel durumlarina ait ad kimligi için bir arama gerçeklestirerek blokzincir kuyrugu görünümlerini verimli sekilde güncellemelerini saglar. Bu arama mevcut kuyrugun yerel durumuna ardisik sekilde eklenmis tüm bloklari ve ayrica bloklara eklenmek üzere bekleyen yeni onaylanmis islemlerin tamamini getirir. Ek olarak, bu niteligi kullanan bir esin blokzincirin tamamini yerel olarak depolamasi gerekmez. Bunun yerine, deftere ait sadece tek bir blok bulunmasi esin bu bloktan önceki ve sonraki bloklara verimli sekilde erismesini saglar. Sekil 2'ye atifIa, mevcut bulusun kuralinin gösterimi görülebilir, burada sadece blk2'ye sahip bir es, kendi prev degerinin rakamsal kimligi (yani, b/k1.h = blk2.prev) için arama yaparak bunun bitisik öncülüne (yani, blk1'e) tamamen merkeziyetsiz bir biçimde verimli sekilde erisebilir. Aramaya b/k1'in sahibi kendi (lP) adresi ile yanit verir ve dolayisiyla blk2'nin öncülüne (yani, blk1'e) dogrudan bunun sahibi ile temas kurularak verimli sekilde erisilebilir. Benzer sekilde, sadece blk2'ye sahip olan es blk2'den sonra gelen bitisik ardiI bloka erismek üzere kendi hash degeri (yani, blk2.h) üzerinden ad kimligi için bir arama gerçeklestirebilir. Bu blk2.h'nin ad kimligi için aramanin sonucunda, blk3'ün sahibi arama baslatana kendi (IP) adresi ile yanit verir ve b/k3'ün sahibi ile temas kurularak blk3'e verimli sekilde erisilebilir. Tek bir blokun birçok ardiI bloka sahip oldugu durumda, arama baslatan bitisik ardiI blok sahiplerinin her birinden bir yanit alir. Örnekte, blk4 blokzincirin mevcut kuyrugu olarak kabul edilirse, b/k4'ün ardindan gelen yeni olusturulmus islemlere (yani, tx1, tx2 ve tx3'e) b/k4.h kullanilarak ad kimligi için arama yapma yoluyla verimli sekilde erisilebilir. Mutabakat katmani olan Onaylama Kaniti (PoV) itibariyle, açiklanan bulustan gelen çözümle adil, verimli, degistirilemez ve güvenli mutabakat sunulur. Açiklanan bulus için mutabakat yaklasimi olan Onaylama Kaniti (PoV) olusturulan islemleri ve bloklari onaylamakta kullanilir. Bir islem veya blok PoV ile onaylaninca katilimci eslerin tamami tarafindan mesru kabul edilir. PoV adildir, zira sistemdeki her katilimci es kendi etkisinden bagimsiz olarak mutabakata dâhil olmakta esit sansa sahiptir. P0V verimlidir, çünkü tek bir islem veya bIoku onaylamak için sadece O(I0g n) düzeyinde iletisim karmasikligi gerektirir. P0V degistirilemezdir çünkü bir mutabakata varmakta etkili eslerin hiçbiri mutabakat kesinlestirildikten sonra bu mutabakati mesru sekilde degistiremez. Son olarak, PoV güvenlidir çünkü kötü amaçli esler onaylanmis yanlis bir islem veya blok olusturamazlar. Bir islem veya blok PoV mutabakatini basarili sekilde geçince onaylanmis olarak kabul edilir. Onaylanmis bir islem blokzincire islenmis olan onaylanmis bir bloka dâhil edilmedikçe bu islemin katkisinin etkili ve geçerli olarak kabul edilmedigi belirtilmelidir. Her islem veya bloku onaylamak üzere, asagida ayrintili olarak açiklandigi gibi P0V degerlendirme adina rastgele seçilmis bir onaylayicilar kümesi saglar. Islem olusturma ve onaylama su sekilde gerçeklestirilir: PoV bir islemin hash degeri h, t sayida (rastgele seçilen) onaylayici tarafindan imzalanirsa bu islemi geçerli olarak kabul eder, burada t, "Imza Esigi" denen sabit bir protokol parametresidir. Bir tx islemi için, her onaylayicinin rakamsal kimligi asagidaki Denklem 3'de görüldügü gibi esit sekilde seçilir, burada vi, Skip Graph aginda i'inci onaylayicinin rakamsal kimligidir. Kötü niyetli islem sahiplerinin, diger kötü niyetli eslerin rakamsal kimliklerini olusturulmus islemlerinin onaylayicilari olarak çekmek üzere i`yi kaba kuvvete maruz birakmalarini önlemek için, sistem i'nin [1,a]'dan fazla yinelenmesine sadece bir islemin sahibi için izin verir, buna güvenlik, verimlilik ve sistemin bulunabilirligi göz önüne alinarak "Imza Esigi" ile "Onaylayici Esigi"nin uygun degerlerine karar vermek için formül belirlenir. vi= H ( tx.prev ll tx.ownerll tx.contll i) (3) Daha sonra, islemin sahibi Skip Graph agi dâhilinde onaylayicinin rakamsal kimligi (yani, vi) için bir arama yapar. Agda rakamsal kimligi violan bir es mevcutsa, sahip bu esin lP adresini alir. Aksi takdirde, sahip vi'den küçük olan en yüksek müsait rakamsal kimlige sahip esin lP adresini alir. Her iki durum da arama yolu üzerinde Skip Graph esleri tarafindan olusturulan dogrulanmis arama kaniti ile desteklenir ve sahibe iletilir. Bu i'inci onaylayicinin rakamsal kimligi için aramanin dogrulanmis kaniti search_proof; ile belirtilir, bu, Skip Graph eslerinin arama yolu üzerindeki lP adreslerinin ve tanimlayicilarinin tamamini da içerir. Bu vi'nin arama yolu üzerindeki son es i'inci onaylayici olarak belirtilir. Daha sonra, tx'in sahibi dogrulanmis arama kanitini tüm onaylayicilar için isleme ekler, bunun h hash degerini Denklem 1 ile belirtildigi sekilde hesaplar, hash degerini imzalar ve imzasini a'ye ekler. Sonra, tx'in sahibi onaylayici ile temas kurup tx'in onaylanmasini ister. Onaylama sirasinda, onaylayicilar, tx'in sahibinin ücretleri karsilamaktaki bakiye uyumluluguna ilaveten tx'in kusursuzlugunu, dogrulugunu ve gerçege uygunlugunu degerlendirirler. Bu tx için onaylama sonucu olarak, islem sahibi temas kurulan her onaylayicidan h veya sifir üzerinden bir imza Kusursuzluk su kriterler için bir degerlendirme ölçütüdür: Bir islem tx, eger prev, ardil bloklarin herhangi birinde tx'in sahibinin hiçbir islemi bulunmayan onaylanmis ve islenmis bir blokun hash degerini gösterirse kusursuz kabul edilir. Baska bir deyisle, yeni olusturulan tx islemi blokzincir üzerinde bunun sahibinin önceden kaydedilmis islemlerinin tamamindan sonra gelmelidir. Bu durum ayni varliklar kümesinden mükerrer harcamayi önlemek ve ayrica bir islemin onaylanmasinin tek seferlik bir faaliyet olmasini saglamak içindir, yani, onaylanmis fx isleminin sahibi blokzincir üzerinde prev'e göre tx'den önce gelen herhangi bir islem olusturmadikça bu fx islemini blokzincire ekleyebilir. Ek olarak, kusursuzluk saglanmasi sayesinde, hiçbir islem olusturucu her yeni bIoka tek bir islem ekleme sansindan fazlasina sahip olmaz. Islem olusturucunun islemlerinden biri bir bloka eklenince, ayni sahibin diger islemleri kusurlu hâle gelir ve ayni bloka eklenemez. Dolayisiyla, kusursuzluk islem olusturucularin kendi islemlerini her yeni bloka eklemeleri için esit bir sans saglar. Dogruluk su tanim için bir degerlendirme ölçütüdür: Bir tx isleminin dogru olmasi için, bunun katki alani (yani, conf) sahibin varliklarinin geçerli bir durum geçisini temsil etmelidir. Uyumluluk ölçütü uygulamaya baglidir. Örnegin, kripto para uygulamalarinda, bir islemin dogru olmasi için sahibin hesabinda transfer ücretini (yani, katkiyi) karsilamaya yeterli bakiye bulunmalidir. Gerçege uygunluk su sekilde açiklanir: Gerçege uygunlugun degerlendirilmesi Denklem 1 temel alinarak h'nin dogrulugunu kontrol etme, txin sahibinin h üzerinden geçerli imzasinin eklenmesi için a'yi dogrulama ve tXin tüm onaylayicilari için search_proofu dogrulama yoluyla yapilir. Onaylayici bu kosullardan herhangi biri karsilanmazsa tx'in onaylanmasini Bakiye Uyumlulugu su sekilde tanimlanir: Onaylamaya katilmak üzere bir tesvik mekanizmasi olarak, açiklanan bulustaki sistem tx isleminin hash degerini imzalayan ve bunu onaylayan islemin tsayida onaylayicisi lehine bir onaylama ücreti belirler. Sistem ayrica, tXin onaylayicilarini bulmaya katilan Skip Graph eslerinin tamami, yani, onaylayici ve sahibin kendisi hariç, search_proofa göre tanimlayicilari her onaylayicinin arama yoluna dâhil edilmis esler lehine bir yönlendirme ücreti belirler. Bir tx islemi, eger bunun sahibi onaylama ve yönlendirme ücretlerini karsilayacak yeterli bakiyeye sahipse onaylamanin bakiye uyumlulugu kismini geçer. Bakiye uyumlulugu onaylama onaylayicinin blokzincir görüntüsü temelinde gerçeklestirilir. Hem yönlendirme hem de onaylama ücretleri sabit degerli protokol parametreleridir ve bunlar, eslerin yönlendirme ve onaylama islemlerini dürüst sekilde gerçeklestirmeleri için tesvik mekanizmasidirlar. Ücretler ayrica Sybil saldirisi yapan kötü niyetli eslerin kötü niyetli bakiyeyi kendi aralarinda dolastirma yoluyla sonsuz sekilde islem olusturmalarini ve sistemi kötü niyetli islemlerin onaylari ile sürekli olarak tikamalarini önler; burada Sybil saldirisi terimi kötü niyetli bir esin hepsi ayni hasmin kontrolü altinda olan birçok sahte esi sisteme ekleyerek blokzincir sistemini bozmaya çalistigi bir saldiriyi belirtir. Eger tx kusursuz, dogru ve gerçege uygunsa ve tx'in sahibinde ücretleri karsilamak üzere bakiye uyumlulugu varsa, onaylayici tx.h'yi imzalar ve imzayi tx'in sahibine gönderir, tx'in sahibi ise onaylayicinin imzasini txo içine ekler. Bir tx isleminin onaylanmis olarak kabul edilmesi için, PoV sahibin, onaylayicilarin düzenledikleri t sayida geçerli imzayi tx.search_proofa eklemesini gerektirir. Onaylanmis islem kendi sahibi tarafindan bir Skip Graph dügümü olarak eklenir, bu da islemi bir bloka eklenmek üzere sistemin diger katilimci eslerine erisilebilir kilar. Bir tx'in rakamsal kimligi tx.h'dir ve tXin ad kimligi tx.prev'dir, bu da herhangi bir Skip Graph esinin Skip Graph agi dâhilindeki herhangi bir defterin blokundaki hash degeri üzerinden ad kimligi için bir arama yapmasini ve bu bloku gösteren yeni islemlerin tamamini bulmasini saglar. Blok olusturma ve onaylama bakimindan, bloklar olusturan bir ese blok sahibi denir. Bir blok sahibi, blokzincire uygulanmis herhangi bir onayli bloka islenmemis en az min_tx sayida yeni olusturulmus islem toplayinca, bunlari yeni bir blok blk hâlinde yayinlar ve bloku onaylama için gönderir. Islemlerin blk hâlinde yayinlanmasiyla kastedilen, toplanan islemlerin yukarida açiklandigi gibi b/k.S kümesi hâlinde eklenmesidir. Bu min.tx açiklanan bulustaki sistemin uygulamaya bagli sabit degerli bir parametresidir ve bir bloka dâhil edilmesi gereken minimum islem sayisini belirtir. Islemlerinin prev isaretçisini seçmekte daha fazla esnekligi olan islem sahiplerinin aksine, blok sahipleri kendi bloklarinin prev isaretçisini daima blokzincirin mevcut kuyruguna ayarlamalidirlar. Islemlere benzer sekilde, PoV'da bir blok blk, bunun hash degeri (yani, blk.h) tsayida rastgele seçilmis PoV onaylayicisi tarafindan imzalanirsa onaylanir. Bu b/k'nin onaylanmasi için, blok sahibi i'inci onaylayicinin rakamsal kimligini asagidaki Denklem 4'te görüldügü gibi hesaplar: vi= H (blkprev II blk.ownerll blk.S II i) (4) Yukarida açiklanan islem onaylamaya benzer sekilde, blok sahibi Skip Graph aginda onaylayicilari arar ve onaylayicilar için arama kanitini search_proofa ekleme, b/k'nin hash degerini (yani, blk.h) hesaplama ve blk.h üzerinden kendi imzasini blko ya ekleme yoluyla b/k'nin yapisini tamamlar. Blok sahibi daha sonra onaylayicilarin her biri ile temas kurup onaylanma ister. Islem onaylama ile tutarli sekilde, bir blok sahibinin Denklem 4 üzerinden ancak i 6 [1, a] için yineleme gerçeklestirmesine izin verilir. Bu blk için onaylama sonucu olarak, blok sahibi temas kurulan her onaylayicidan blk.h veya sifir üzerinden bir imza alir. Eger blok sahibi PoV onaylayicilarindan blk.h üzerinden tsayida imza alirsa, blokun PoV onaylamasini geçtigi söylenir. Bir blok blk için onaylama talebi alindiginda, bunun PoV onaylayicilarinin her biri b/k'nin gerçege uygunlugunu ve tutarliligini, bunun sahibinin bakiye uyumlulugunu ve ayrica (yukarida tartisildigi gibi) blk.S'ye dâhil edilmis tüm islemlerin gerçege uygunlugunu ve kusursuzlugunu kontrol eder. Bloklarin gerçege uygunluk degerlendirmesi islemlerinkine benzer sekilde yapilir. Tutarlilik: Bir blok blk, eger bunun blk.prev isaretçisi blokzincirin mevcut kuyrugunu isaret ediyorsa tutarli olarak kabul edilir; aksi takdirde blok tutarsizdir. Blokzincirin mevcut kuyrugu onaylayicilarin zincirin kuyruguna dair en son görüntüsüdür. Onaylayicilarin görüntüleri arasindaki tutarsizliklar, asagida ayrintili olarak tartisilan, açiklanan bulustaki önerilen çatallanmasiz mekanizma yoluyla yönetilir. Bakiye Uyumlulugu: Bir blok sahibinin bakiye uyumlulugu islem sahiplerine benzer sekilde degerlendirilir, buradaki fark sadece yönlendirme ve onaylama ücretlerinin mahsup edilmesine ek olarak sahibin geri kalan bakiyesinin bir blok olusturma ödülü ile güncellenmesidir. Blok olusturma ödülü sistemin sabit degerli bir parametresidir, bu ödül hem eslerin blok olusturmaya giderek daha fazla katilmalarini desteklemek için bir tesvik mekanizmasidir hem de servet olusturmak için bir araçtir. Eger blk yapisi gerçege uygun ve tutarli, blk'nin sahibi ücretleri karsilayacak bakiye uyumluluguna sahip ve bIk.Sdeki tüm islemler kusursuz ve dogrulanmissa, onaylayici blk.h'yi imzalar ve imzayi b/Knin sahibine gönderir, b/k'nin sahibi ise onaylayicinin imzasini blko içine ekler. Eger bir blokun blko alani blk.h degeri üzerinden isayida geçerli imza içeriyorsa PoV bu bloku blk onaylanmis olarak kabul eder. Geçerli imzalar blk.search_proofta belirtilmis onaylayicilar tarafindan düzenlenen imzalardir. Bu b/k'nin onay almasindan sonra, sahibi blk'yi Skip Graph agina bir dügüm olarak ekler. Bu b/k'nin rakamsal kimligi blk.h'dir, ve bunun ad kimligi blk.prev'dir, yani blokzincir üzerinde bunun bitisik öncül blokunun hash degeridir. Islemlere benzer sekilde, açiklanan bulusun bloklarin ad kimligi ve rakamsal kimligine dair bu yaklasimi, blokzincir defterinin bütününü Skip Graph agi dâhilinde bloklarin sirasiyla ad kimligi ve rakamsal kimligini arama yoluyla hem ileri hem de geri yönlerde taranabilir kilar. Yeni olusturulan bir blokun onaylanmasi sirasinda blokzincirin mevcut kuyrugunun güncellenmesi oIasidir. Onaylama asamasi sirasinda bir blokun rastgele seçilmis PoV onaylayicilari bunun tutarliligini degerlendirseler bile, buna ragmen blokzincirin mevcut kuyrugu üzerindeki güncelleme, onaylama prosedürü sirasinda bloku tutarsiz kilar. Böyle bir tutarsiz blokun onaylanmasi blokzincir üzerinde bir çatallanma ortaya çikarir. Bu sorunun üstesinden gelmek üzere, rastgele seçilmis PoV onaylayicilarindan herhangi biri onaylamanin herhangi bir asamasinda olasi bir çatallanma tespit ettiginde onaylamayi bir reddetme ile sonlandirip sahibi bilgilendirir. Olasi bir çatallanma diger bir blokun onaylama altindaki bloku geride biraktigi ve blokzincirin yeni kuyrugu hâline geldigi durumdur. Bu, bir blokun onaylayicilarinin mevcut kuyrugun hash degerine ait ad kimligi için sürekli olarak bir arama yapma yoluyla kendi blokzincir kuyrugu görüntülerini güncellenmis tutmaya ihtiyaç duyduklari anlamina gelir, bu arama da kuyrugun hemen ardindan gelen tüm islem ve bloklari getirir. Bu sekilde, mevcut kuyruk üzerindeki herhangi bir güncelleme üzerine bu arama sonucunda yeni kuyruk getirilir. Olasi bir çatallanma örnegin Sekil 3'te görülür, burada yedi numarali blok bIk7 nihai onaylamadan geçmektedir, ancak, bunun rastgele seçilmis PoV onaylayicilarindan herhangi biri diger bir blokun (yani, blk6) onaylamada blk7'nin önüne geçtigini ve blokzincirin yeni blok kuyrugu hâline geldigini tespit ettiginde blk7'nin onaylanmasi reddetme ile sonlandirilir. Açiklanan bulustaki mimarinin bir niteligi olarak çatallanmasiz mekanizma su sekilde detaylandirilir: Es zamanli olarak onaylanan bloklarin neden oldugu çatallanmalari çözmek üzere, sistem çatallanmasiz bir mekanizma yönetir, bu, eslerin tamamina bir çatallanma oldugunda sadece en düsük hash degeri olan bloku izlemeleri talimatini veren deterministik bir yaklasimdir. Örnegin, Sekil 4'teki anlik görüntüde, birbirinden ayri PoV onaylayicilari kümesi tarafindan blk6 ile b/k7 bloklarinin es zamanli onaylanmalarinin neden oldugu çatallanmada, blk6 ile blk7den hangisinde daha düsük hash degeri varsa bu blok blokzincire islenmis olarak kabul edilir ve sistemdeki eslerin tamami tarafindan takip edilir. Bir çatallanma oldugunda, en düsük hash degeri olan blok kazanan blok olarak kabul edilir ve çatallanmadaki diger katilimci bloklar sistem disi kalanlar olarak kabul edilirler. Sistem disi kalmis blok sahipleri kendi blokunu Skip Graph agindan çikarir, kazanan bloka eklenmis islemlerini düsürüp min_tx esigine ulasmak üzere yeni islemleri ekleyerek kendi islem kümelerini günceller ve onaylama prosedürüne yeniden baslarlar. Sistem disi kalmis blok sahipleri herhangi bir blok olusturma ödülü kazanmazlar veya ücretler yüzünden bakiye kaybetmezler, zira blok blokzincire basariyla islenmedigi takdirde, yani blok PoV onaylamasini geçip olasi çatallanmalari kazanip blokzincirin mevcut kuyruguna eklenmedikçe bu ücret veya ödüller geçerli degildir. Bir blok blk blokzincire islenince, b/k.Sdeki islemlerin katki ve ücretleri ve ayrica b/k'nin kendisi ile iliskili ücret ve ödüller geçerli hâle gelir. Depolama katmani itibariyle; açiklanan bulusun mimarisinden kaynaklanan daha iyi verimlilik ve bulunabilirlik için rastgelelestirilmis kopyalama su sekilde temin edilir: Sistemde, her islem veya blok ilgili sahibinin yerel deposunda depolanirve bir Skip Graph dügümü olarak sunqur, bu da bu islem veya bloku sistemdeki katilimci eslerin tamami için verimli sekilde aranabilir kilar. Dolayisiyla, eslerin blokzincirin tamamini depolamalari veya indirmeleri gerekmez. Bunun yerine, esler isler ve bloklara istege bagli biçimde erisirler, yani, bir es ihtiyaç hâlinde bir islem veya blok için arama yapar ve bunu agdan verimli sekilde alir. Bunun yapilmasindaki istisna sudur, bir islem sahibi kendi islemi islenmis bir bloka eklendiginde islemini agdan çikartmasi gerekir, böylece islem bloklara yerlestirilecek islemler listesinden çikartilir. Sistemdeki eslerin dalgalanmaya tabi olduklari, yani, zamana bagli olarak çevrim içi ve çevrim disi durumlar arasinda degisken olduklari varsayilir. Dalgalanma altinda islemlerin ve bloklarin bqunabiIirIigini saglamak üzere, sistemde bir islem veya blokun rastgele seçilen PoV onaylayicilarin tamami ayrica, bu islem veya blokun bir kopyasini kendi yerel depolarinda saklayarak, bunu agda bir dügüm olarak temsil ederek ve diger eslerin buna dair sorgularina yanit vererek bunun mukabil kopyalari olarak islev görürler. Senkronizasyonun güvenilen ve tutarli bir görüntüsü olan rastgelelestirilmis önyüklemenin görüntü katmani niteliklerine atifla, açiklanan bulusun sistemindeki bir esin görüntüsü bir veri grubu (numlD, Iastblk, state, balance) tablosudur. Her bir görüntü tablosu girdisi sistemin num/D rakamsal kimlikli tek bir esini temsil eder, varliklarin mevcut durumu state ile ve geri kalan bakiye balance ile belirtilir. Bu Iastb/kblokzincir üzerinde bu esin en son islemini içeren son blokun hash degerini temsil eder. Yeni bir esin görüntü taniticilarini, yeni katilan bir es ile kendi blokzincir görüntülerini paylasan rastgele seçilmis ag esleri kümesi olarak tanimlariz. Aga katilinca, yeni bir es asagida görüldügü gibi Denklem 5'i temel alarak kendi görüntü taniticilarinin rakamsal kimliklerini hesaplar, burada new_peer.num/D yeni esin rakamsal kimligidir ve view_intro; bunun i'inci görüntü taniticisinin rakamsal kimligidir. Rassal kahin hash fonksiyonu (yani, H), esit sekilde rastgele görüntü taniticilarin rakamsal kimliklerini elde etmekte kullanilir. Daha sonra yeni es, ag dâhilinde view_intro,"nin rakamsal kimligi için bir arama yapar, arama sonucundaki es ile temas kurar ve onun blokzincir görüntüsünü elde eder. Yeni es tsayida tutarli görüntü elde edene kadar iüzerinde yineleme yaparak bu sekilde devam eder. PoV'nin aksine, iüzerinde kaba kuvvet kullanmanin bir güvenlik kaygisi olmamasina ragmen, asagida gösterilecegi gibi, 0, yeni bir es iyi [1, 0] üzerinden yineleyerek tsayida tutarli görüntü elde edecek sekilde belirlenir. Ayrica, l'yi, yeni bir esin i'yi [1,0] üzerinden yineleyerek dürüst eslerin tsayida tutarli görüntüsünü elde edecegi sekilde belirleriz. view_intro; = H ( new_peer.num/D ll i) (5) Dürüst davranisin özendirilmesi ve uygunsuz davranis tespiti su sekilde kullanilir: Blok olusturma ödüllerine ve yönlendirme ile onaylama ücretlerine ek olarak, açiklanan bulusta, sistemdeki her es diger esler için bir denetleyici olarak islev görür ve diger eslerin uygunsuz davranisini bildirerek ödül kazanir. Uygunsuz davranis açiklanan protokol ve mimariden herhangi bir türde sapmaya atifta bulunur. Bir denetleyici olarak, herhangi bir es bir blok veya islemi, onaylama sirasinda kendisinin PoV onaylayicilarinin yaptiklari ile ayni sekilde degerlendirebilmelidir. Örnegin onaylayicilarin geçersiz imzasi, hash degeri üzerinde t sayida imza esiginin kaçirilmasi ve geçersiz bir blok veya islemin onaylanmasi gibi, denetleyici için yeniden onaylamanin basarisiz olmasina neden olan, mimari protokolünden herhangi bir sapma uygunsuz davranis olarak kabul edilir. Geçersiz bir blok veya islemin onaylanmasi, kötü niyetli bir islem veya blok sahibi onaylama protokolünden sapan tsayida rastgele seçilmis kötü niyetli PoV onaylayicilar buldugunda ve geçersiz bir blok veya islemi, örnegin mükerrer ödemeli bir islemi imzaladiginda gerçeklesir. Ancak, bu belgede asagida tartisildigi gibi, t, rastgele seçilmis tsayida kötü amaçli PoV onaylayicinin bulunmasi, sistemin güvenlik parametresinde ihmal edilebilir bir olasilikla meydana gelecek sekilde seçilir. Uygunsuz davranisin tespit edilmesi üzerine, denetleyici katki alaninda uygunsuz davranisin kaniti bulunan bir islem olusturur. Islem daha sonra yukarida açiklanan ayni PoV onaylama sürecinden geçer, burada istisna olarak onaylayicilarin islemin dogrulugunu dogrulamalari bildirilen kanitin dogrulugunu dogrulamalaridir. Islem onaylanip blokzincire islenmis bir bloka yerlestirilince, suçlu es uygunsuz davranis ceza ücreti, yönlendirme ücreti ve onaylama ücreti ile cezalandirilir, suçlu es bunlari sirasiyla islemin sahibine (yani, denetleyiciye), yönlendiricilerine ve onaylayicilarina öder. Uygunsuz davranis ücreti sistemin uygulamaya bagli diger bir sabit sistem parametresidir. Uygunsuz davranis bir es için islenmis bir bloka kaydedilince, bu esin tanimlayicisi kara listeye alinir. Kara listeye alinan esler dürüst esler tarafindan izole edilirler, yani dürüst esler kara listeye alinmis eslerden gelen mesajlari elerler. Bu durum nihayetinde kara listeye alinmis eslerin agdan hariç birakilmalarina yol açar, bu da kara listedeki eslerin hiçbir zaman onaylayici olarak seçilmemelerine neden olur, zira bu esler dürüst es bakis açisiyla artik agin bir parçasi degildirler. Dogrulanmis arama kanitinda görünen kara listeye alinmis bir es, arama yolu üzerinde yakalanmis ve bu dogrultuda bir kara listeye alinmis kötü amaçli bir yönlendirici es anlamina gelir. Mimarideki en son duruma dogrudan erisim, her blokun islemlerle güncellenmis varlik kaynaklarinin son durumunu içerdigi durumdur. Açiklandigi gibi bir Skip Graph dügümüyle temsil edilmesine ek olarak, her blok bunun ilgili varliklarinin son durumuna dogrudan erisilebilirlik için birçok isaretçiyle önbellege alinir. Isaretçi(ler) varliklarin sahibinin ad kimligi ve blokun hash degerinin rakamsal kimligi bulunan Skip Graph dügümüdür/dügümleridir. Örnegin, bir bloktaki her isleminin islem göndericisinin (yani, sahibin) ve ayrica alicinin islem bakiyesindeki bir güncellemeyi temsil ettigi kripto para uygulamalarinda, her blok islemlerinin sayisinin iki kati sayida isaretçiyle, yani islemin göndericisi için bir isaretçi ve alici için diger bir isaretçiyle temsil edilir. Tüm isaretçilerin rakamsal kimligi blokun hash degerine karsilik gelir. Her isaretçi dügümün ad kimligi, isaretçi ile iliskili esin kimligine, yani gönderici veya alicinin açik anahtarina karsilik gelir. Bu sekilde, sadece diger bir esin son varlik durumunu bilmekle ilgilenen bir es, Skip Graph aginda arama hedefi olarak diger esin tanimlayicisi ile ad kimligi aramasi yapar ve bunun son durumuna dair bir isaretçi dügümü elde eder. Elde edilen isaretçi dügümünün rakamsal kimligi, söz konusu esin ilgili varliklarinin durumuna dair en son islemi içeren blokun hash degerine (yani, rakamsal kimligine) karsilik gelir. Böylece, ilgili hash degerinin rakamsal kimligi için bir arama yaparak söz konusu esin en son varlik durumunu içeren blok elde edilir. Her blokla iliskili isaretçiler kendi sahibi tarafindan eklenir ve rastgele seçilmis PoV onaylayicilar kümesi üzerinde Skip Graph dügümleri olarak kopyalanir. Ancak, bu varlik üzerindeki bir güncelleme blokzincire yeni islenmis bir blokta gerçeklestiginde hem sahip hem de onaylayicilarin her varligin isaretçilerini kaldirmalari gerekir. Bir isaretçi dügümünün agdan kaldirilmasi basitçe sahip ve her bir onaylayici tarafindan Skip Graph dügümünü silme islemi yoluyla tamamen merkeziyetsiz sekilde gerçeklestirilir. Bu, daha iyi arama verimliligi adinadir ve isaretçinin daima en son durumlari gösterdigine emin olmak içindir. Yeni bir güncellemeden sonra isaretçileri kaldirmamak uygunsuz davranis sayilir ve bir cezaya tabidir. Ancak, agda senkronizasyon bozuklugunu ele almak üzere, iliskili varliklar kümesi üzerinde yeni bir islemden sonra blok sahibi ile PoV onaylayicilarin en fazla belirli bir islenmis blok sayisi kadar isaretçi kaldirmalarina izin verilir. Bu durum blok sahibi ve onaylayicilarin yeni güncellemeleri cezalandirilmadan kesfetmek üzere yeterli süreye sahip olmalarini saglar. Blok araligi uzunlugu (yani, iki isaretçi arasindaki blok sayisi) uygulamaya bagli sabit bir protokol parametresidir. Özetle, açiklanan bulus, mevcut blokzincir çözümlerinin merkeziyete yakinsama ve tutarlilik sorunlarini ve iletisim ve depolama verimliligini iyilestirmek üzere Skip Graph tabanli P2P agi üzerinde çalisan bir blokzincir mimarisine iliskindir. Bulasici veri yayimlama üzerine çalisan mevcut blokzincirlerin aksine, açiklanan bulus ag dâhilinde adreslenebilir esler, bloklar ve islemler saglar, bu da Skip Graph arama islemini kullanan tüm eslerin istege bagli bir biçimde bunlara verimli sekilde erisebilmesini saglar. Bu mimarinin kullanilmasi sayesinde hiçbir esin blokzincirin tamamini depolamasi gerekmez. Bunun yerine, her es bloklarin ve islemlerin kopyalanmis bir alt kümesini depolar ve diger eslerin bu bloklar ve islemlere dair sorgulamalarini yanitlar. Açiklanan bulus adil bir blokzincir önerir, zira bulus katilimci eslerin sistemdeki etkilerinden (örnegin, hash gücü, paylar, vb.) bagimsiz olarak bunlarin tamami için mutabakat protokolüne katilmakta esit bir sans kabul eder. Blokzincirin tutarliligini iyilestirmek üzere, sistem deterministik bir çatallanma çözümleme ilkesi hükmeder. Mevcut bulusun bir düzenlemesine göre, Blokzincir islemleri, kripto para ve nesnelerin interneti için bloklar ve islemler olusturan en az bir es içeren salt eklemeli bir dagitik veri tabani sistemi önerilir. Mevcut bulusun bir yönünde, bu sistem ayrica her bir katilimci es için esit bir katilim olasiligi kullanilan onaylama kaniti yöntemi bulunan adil bir mutabakat katmani içerir. Mevcut bulusun diger bir yönünde, bu sistem ayrica dagitik bir hash tablosu tabanli yapilandirilmis görevdes topoloji içeren, bant genisligi bakimindan verimli bir ag katmani Mevcut bulusun diger bir yönünde, bu sistem ayrica rastgelelestirilmis önyüklemeli bir görüntü katmani içerir. Mevcut bulusun baska bir yönünde, bu sistem ayrica rastgelelestirilmis kopyalamali bir depolama katmani içerir. Mevcut bulusun diger bir yönünde, bu dagitik hash tablosu tabanli yapilandirilmis görevdes topoloji bir Skip Graph'tir. Mevcut bulusun diger bir yönünde, bu dagitik hash tablosu Skip Graph bloklari dügümler olarak temsil eden yapidadir. Mevcut bulusun diger bir yönünde, eslerin her biri bloklarin ve zincirlerin bir kisminin alt kümesini tutan yapidadir. Mevcut bulusun diger bir yönünde, bloklarin ve islemlerin bu kismi rastgele sekilde esit olarak seçilir. Mevcut bulusun diger bir yönünde, bloklarin ve islemlerin her birinin en az bir kopyasi herhangi bir anda erisilebilir yapidadir. Mevcut bulusun diger bir yönünde, bu mimari ayrica çatallanmasiz defter yapisina sahiptir. Mevcut bulusun bir yönünde, blokzincir gibi dagitik veri tabani sistemleri ve mimarilerinde miutabakat olusturmak için bir çatallanma çözümleme yöntemi önerilir. Mevcut bulusun baska bir yönünde, bu yöntem çatallanma kazanma adimini içerir, burada es zamanli olarak onaylanan bloklarin birçogu arasinda en düsük hash degeri olan blok zincire eklenmis olarak kabul edilir. Mevcut bulusun diger bir yönünde, bu yöntem blok çikartma adimini içerir, burada en düsük hash degerine sahip olmayan bloklar ve buna ekli diger herhangi bir blok çikartilmis olarak isaretlenir. Mevcut bulusun baska bir yönünde, bu yöntem ag kaldirma adimini içerir, burada çikartilmis bloklarin sahipleri bu bloku agdan kaldirirlar veya diger dügümlerin kendi çikartilmis bloklarina erisimini engellerler. Mevcut bulusun diger bir yönünde, bu yöntem çatallanma izleme adimini içerir, burada her katilimci ese en düsük hash degeri olan bloku izlemesi talimati verilir.