共識

在共識機制的脈絡下，安全性（safety）指的是確保網路始終正確無誤地對區塊鏈目前的狀態達成一致。這表示要避免 雙重支付（double spending）與交易衝突這類問題，在整個網路中維持一致性。在一個具備安全性的系統中，每個節點對鏈的歷史都有完全相同的看法，實際上就像一個一次一個、以不可分割的方式執行操作的中心化實作。

最終性是以太坊共識機制中最重要的安全性特性之一。它標示出交易被視為已完成、不可逆轉的時間點，確保交易一旦加入區塊鏈，就無法再被更改或移除。交易的這種不可逆性讓人對系統有高度的信任，讓使用者確信自己的交易已經被永久記錄下來。

基本上，最終性把安全性的想法付諸實行，讓它從單純的概念變成實際可用的東西。它確保即使網路的不同部分可能各有自己的局部看法，仍然存在一個無法撤回的共識點，讓鏈的歷史固定下來、無法更改。

安全性確保網路上不會發生壞事，而 活性（liveness）則保證好事最終總會發生。換句話說，無論發生什麼事，以太坊網路都會繼續處理交易、加入新的區塊。

從另一個角度來看，活性也可以從可用性的角度來理解。實際上，這表示只要我們把一筆有效的交易提交給網路中誠實運作的節點，就可以預期這筆交易會被包含在接下來的某個區塊中，讓區塊鏈繼續延伸下去。這種交易會被收錄、處理的預期，對於贏得使用者的信任以及以太坊平台的整體效用都是必要的。

要設計出一個在任何情況下都同時具備安全性與活性的共識協議是不可能的，你必須在兩者之間有所偏重。雖然以太坊的共識協議在網路狀況良好時同時提供安全性與活性，但在情況混亂時，它會優先確保活性。它是透過分叉這個概念做到的。

在區塊鏈中，每個區塊（特殊的創世區塊除外）都建立在一個父區塊之上，並指向它。因此，我們最後得到一條由區塊組成的鏈：區塊鏈。在採用會分叉的共識協議的鏈上，實際情況往往不是這樣的線性結構：在真實世界的條件下，我們最後得到的可能更像一棵區塊樹（block tree），而不是一條區塊鏈，如圖 15-1 所示；而共識協議的目標，就是讓網路上的所有節點對同一個線性的區塊序列達成一致。

區塊樹中的各個分支稱為分叉。分叉會因為網路與處理的延遲、客戶端故障或惡意的客戶端行為而自然發生。

如果我們去詢問跟隨不同分叉的節點，它們對系統的狀態會給出不同的答案。這正是會分叉的共識協議的韌性所在：在不利的條件下，它們不會完全停擺，而是分叉。最終，我們希望網路上每個正確的節點都對歷史有完全相同的線性看法，進而對系統的狀態有共同的看法。促成這種一致正是協議的分叉選擇規則的職責：給定一棵區塊樹和一些決策準則，分叉選擇規則的設計目的，是從所有可用的分支中，選出最有可能最終進入那條最終的、線性的主鏈（canonical chain）的分支。會分叉的協議的缺點是，跟隨的分支最後沒有成為主鏈的節點，最終必須倒轉它們對現實的看法，撤銷最近處理過的所有交易，才能回到正確的分支上。這稱為鏈重組（reorg）或 回復（reversion），會造成干擾，所以協議都盡可能把它減到最少。

現在我們就能理解以太坊共識協議中最終性的威力了：分叉是達成活性的強大手段，但為了讓網路能夠使用，這種彈性必須用一些安全性保證來平衡。

在以太坊轉換到權益證明（proof of stake，PoS）之前，它仰賴一種名為 Ethash 的工作量證明演算法。Ethash 使用的是 Dagger-Hashimoto 演算法的演進版本，而 Dagger-Hashimoto 結合了 Vitalik Buterin 的 Dagger 演算法與 Thaddeus Dryja 的 Hashimoto 演算法。Ethash 仰賴一個大型資料集的產生與分析，這個資料集稱為有向無環圖（directed acyclic graph，或更簡單地稱為「the DAG」）。DAG 的初始大小約為 1 GB，之後持續緩慢地線性成長，每個 epoch（30,000 個區塊，大約 125 小時）更新一次。

DAG 的目的，是讓 Ethash 工作量證明演算法必須維護一個大型、經常存取的資料結構。這進而是為了讓 Ethash 具有抗 ASIC 的特性，也就是說，要製造出比高速 GPU 快上好幾個數量級的特定應用積體電路（application-specific integrated circuit，ASIC）挖礦設備會更加困難。以太坊的創辦人希望避免工作量證明挖礦的中心化：那些能使用專門晶圓廠、擁有龐大預算的人，可能會主宰挖礦基礎設施，進而破壞共識演算法的安全。

用消費級的 GPU 在以太坊網路上執行工作量證明，代表全世界有更多人能參與挖礦。獨立礦工的數量越多，算力就越去中心化，也就能避免像比特幣那樣，大部分算力集中在少數大型工業化挖礦業者手中的情況。用 GPU 挖礦的缺點是，它在 2017 年引發了全球性的 GPU 短缺，導致 GPU 價格飆漲，也招致遊戲玩家的強烈抗議。這使得零售商開始限購，每位顧客只能買一到兩張 GPU。

直到 2017 年，以太坊網路上的 ASIC 礦機威脅大致上還不存在。要在以太坊上使用 ASIC，需要設計、製造並配送高度客製化的硬體。生產這些硬體需要投入可觀的時間與金錢。以太坊開發者長期以來表明要轉換到權益證明共識演算法的計畫（如今已經實現），很可能讓 ASIC 供應商長期沒有把以太坊網路當成目標。

節點是以太坊網路的骨幹。它們彼此通訊，負責驗證是否遵守共識。驗證者負責提議新區塊並對它們投票，它們附屬於這些節點；但和名稱可能暗示的不同，驗證者其實並不親自驗證區塊。檢查區塊與交易是否遵守協議規則的，是節點軟體。一個節點可以承載多個驗證者，而驗證者的職責是透過同時執行一個執行層客戶端與一個共識層客戶端來完成的。我們會在接下來幾節中看到這些職責究竟是什麼。

權益證明有一個值得記住的特殊性質：活躍驗證者的集合是已知的。這將是達成最終性的關鍵，因為我們能辨識出何時已經取得參與者的多數票。

嚴格的時間管理是以太坊權益證明的一項重要性質。權益證明中的兩個關鍵時間單位是 slot（恰好 12 秒）與 epoch（橫跨 32 個 slot）。

每個 slot 都恰好選出一個驗證者來提議區塊。在每個 epoch 中，每個驗證者都恰好有一次機會以見證投票的形式分享它對世界的看法。見證投票包含兩種投票：對鏈頭（head of the chain）的投票，供 LMD-GHOST 協議使用；以及對檢查點的投票，供 Casper FFG 協議使用，其中 FFG 代表「Friendly 最終性元件」。分享見證投票很耗頻寬，所以它被分散到每個 epoch 之中，而不是每個區塊都進行，以分攤必要的工作量，讓負擔維持在可控的範圍內。

協議透過對驗證者的獎懲制度，激勵他們產生區塊與見證投票並確保其正確性，但它也容許空的 slot 和缺漏的見證投票；這些情況可能出於自然的原因（例如某個節點離線了），也可能出於追求利潤的原因。我們會在後面的「時機賽局」一節詳細說明。

要為每個區塊與分支指定分數，你只需要考慮每個驗證者最近的那一次見證投票。也就是說，如果你從驗證者 V 收到兩次見證投票，不必把它們算兩次；你需要檢查哪一次是最新的，並捨棄另一次。

圖 15-6 是一個驗證者在區塊 B 發布見證投票的情形，它在其中表示自己認為區塊 B 是鏈頭。之後，在區塊 F 的時候，這個驗證者再次被選中發布新的見證投票，在其中表示偏好以區塊 F 作為新的鏈頭。當這個驗證者在區塊 F 發布新的見證投票時，其他驗證者需要捨棄舊的那一次（在區塊 B 時發布的），只考慮最新的那一次。

GHOST 是分叉選擇規則的關鍵。head 區塊是得票最高的分叉中，沒有任何後代的那個區塊。

我們實際操作一遍，好更清楚地理解 LMD-GHOST 在真實情境中如何運作。圖 15-7 呈現的是我們先前用過的同一個情境。

LMD-GHOST 一律從一個被視為已最終確定鏈的一部分的初始區塊開始。一開始，這個區塊是創世區塊；但在完整的基於權益證明的以太坊共識協議中，它會持續更新為最新的已合理化（justified）檢查點區塊，這個術語我們會在「Casper FFG：最終性元件」一節探討。如果你還不知道什麼是已合理化的檢查點，也沒關係；你只需要知道永遠會有一個起始區塊。

在這個例子中，區塊 A 是初始區塊。假設我們是一個需要發出見證投票，或是被選中提議下一個區塊的驗證者。我們需要執行 LMD-GHOST 才能知道哪個區塊是鏈頭，這樣才能據此發布見證投票，或是把下一個區塊建立在正確的前一個 head 區塊之上。我們已經收集了其他驗證者到目前為止的見證投票，並依照協議的 LMD 規則，每個驗證者只考慮最近的那一次。所以我們已經有所有區塊的分數，也就是每個驗證者給予各區塊的分數總和。

這時，LMD-GHOST 分兩個步驟運作：

我們在範例中一步一步看它如何執行。LMD-GHOST 從初始區塊 A 開始，因為沒有其他分支可選，它立刻沿著分支 B→A 走到區塊 B，如圖 15-9 所示。

現在，有兩個分支可以選擇：

GHOST 貪婪地選擇分支 C→B，因為它的分數最高，如圖 15-10 所示。請注意，區塊 D 的分數比區塊 C 高並不重要，因為 LMD-GHOST 考慮的不是單一區塊的分數，而是該區塊所在的整個分叉的分數。

現在又有兩個不同的分支可以選擇：

GHOST 選擇分支 E→C，如圖 15-11 所示。

這時只剩一個分支可以選擇，也就是分支 H→E，所以 GHOST 就選擇它，如圖 15-12 所示。

區塊 H 沒有後代。LMD-GHOST 停下來，並把它回傳作為鏈新的 head 區塊。

LMD-GHOST 為嚴格遵守規則的驗證者提供了各種明確的誘因，並懲罰惡意行事的驗證者。在這一節，我們會探討它如何防止惡意行為者破壞規則，並獎勵善意的參與者。

驗證者需要履行兩項不同的職責：

針對每一項職責，LMD-GHOST 都有好幾種方式確保每個人都依規則行事。

Casper FFG 透過要求在一個 epoch 內取得超過三分之二驗證者的投票來確保共識，並把投票分散到 32 個 slot 中，以有效率地管理龐大的驗證者集合，如圖 15-17 所示。一個 epoch 分成 32 個 slot，每個 slot 通常包含一個區塊。epoch 的第一個 slot 就是它的檢查點。

驗證者每個 epoch 對檢查點（也就是第一個 slot）投票一次，以維持統一的投票焦點。為了效率，這個過程同時包含 Casper FFG 與 LMD-GHOST 的投票；在 Casper FFG 的脈絡下，它的目標是讓檢查點最終確定，而不是整個 epoch，也就是說，最終性涵蓋的是檢查點以及它之前的內容。

Casper FFG 和傳統的 BFT 協議一樣，分兩個階段確保網路達成一致。首先，驗證者廣播並收集對某個提議檢查點的看法。如果有顯著的多數同意，這個檢查點就已合理化，代表初步的一致。在接下來的一輪中，如果驗證者確認已合理化的檢查點獲得廣泛支持，它就達到最終確定，表示它已獲得一致同意且無法逆轉。這個過程突顯出確保網路一致性與安全的協作努力，目標是讓檢查點在特定的時間範圍內先被合理化、再被最終確定，從而提升共識機制的可靠性。

Casper FFG 實作了一套罰沒機制，懲罰違反協議規則的驗證者，目的是確保網路的共識。這種強制手段能遏止原本可能破壞區塊鏈完整性的行為，例如讓互相衝突的檢查點最終確定。偵測這些違規行為，特別是像環繞投票（surround vote）這類複雜的情境（請見「分叉選擇規則」一節）^[44]，由於技術上的挑戰，可能需要仰賴專門的外部服務。罰沒的後果與不當行為的嚴重程度以及網路整體的健康狀況成正比，懲罰會依特定時間範圍內的集體行為而增減，以確保驗證者的行為公平且可究責。

Casper FFG 修改了傳統的 LMD-GHOST 分叉選擇規則，要求節點優先選擇擁有最高已合理化檢查點的鏈；這個檢查點實際上就成為 LMD-GHOST 協議的起始區塊。這項調整是從 LMD-GHOST 協議原本的做法演進而來，藉由承諾遵守經絕對多數（supermajority）驗證者同意的檢查點，確保網路達到最終性。它實際上保證了檢查點一旦被合理化，網路就無法回復到它之前，從而強化區塊鏈的安全與穩定。這條規則的設計也是為了維持網路的活性，符合 Casper 的根本目標。

在 Casper FFG 中，檢查點是確保網路共識與安全的核心。檢查點以 epoch 編號標記，這個編號隨著區塊鏈的推進而遞增。驗證者必須遵守嚴格的投票規則：他們不能對同一個檢查點投下不同的結果，也就是不能雙重投票（double vote），如圖 15-20 所示。如果沒有這條投票規則，鏈重組會更容易發生，讓鏈變得非常不穩定。

驗證者也必須避免投出可能被解讀為與先前承諾相矛盾的票（不能環繞投票）。違反這些原則會導致罰沒，這種懲罰的目的是維持共識機制的完整性與可究責性，如圖 15-21 所示。

Casper FFG 共識協議提供兩項保證，它們類似於傳統共識中安全性與活性的概念，但又有所不同：可究責的安全性（accountable safety）與 合理的活性（plausible liveness）。

每個驗證者向網路廣播自己對目前 epoch 檢查點的看法。接著，他們會聆聽網路中是否有絕對多數認同他們的看法。如果有，這個檢查點就被「合理化」了。在這個階段，驗證者相信網路中的多數支持這個檢查點進入最終確定，但他們還不能完全確定每個人都同意。

關鍵問題在於，驗證者還無法確定網路上的惡意行為者沒有提供他們關於網路狀態的假資訊，也就是對他們說一套、對其他人說另一套。這一點非常重要，卻常常被忽略。如果所有參與者永遠都是誠實的，合理化就等於最終確定，整個兩輪的過程也就可以省略了。

當驗證者把一個檢查點合理化時，代表它已經收到網路中三分之二的驗證者對該檢查點的認可，如圖 15-25 所示，但這第一輪的認可只是驗證者自己局部的看法。有可能（特別是在敵對的條件下）並沒有足夠的驗證者達成共識。傳統 PBFT 式的共識機制，例如 Algorand、Dfinity 與 Cosmos 所使用的，會在這個階段停擺，失去活性。相反地，以太坊會繼續前進。如果無法把某個檢查點合理化，沒關係，它只會繼續往下，嘗試把下一個檢查點合理化。之所以可行，是因為以太坊仰賴 LMD-GHOST 來確保活性，而 Casper FFG 只是一個疊加層，是「有了更好」的東西。所以就算最終性暫時停滯，也不是什麼嚴重的問題。

驗證者宣布，他們已經聽到絕對多數表示也支持這個檢查點。他們會再次檢查網路的其他部分是否確認這個絕對多數確實存在。如果是，驗證者就能把這個檢查點「最終確定」，如圖 15-26 所示。最終確定是很有力的一步：它表示沒有任何誠實的驗證者會逆轉這個檢查點。他們在自己的局部看法中也許還沒有把它標記為已最終確定，但至少已經把它標記為已合理化，而不採取會受懲罰的行為，就無法逆轉它。

實際上，理想情況下每一輪各花一個 epoch，也就是說，把一個檢查點合理化需要一個 epoch，再把它最終確定又需要一個 epoch，總共大約 12.8 分鐘。不過，多虧 Casper FFG 的管線化設計，我們每 6.4 分鐘就能讓一個檢查點最終確定，也就是每個 epoch 一次。

在檢查點的合理化與最終確定過程中，有很多地方可能出錯。我們來分析兩個重要的情況，以及這個 friendly 最終性元件如何處理它們。

想想為什麼檢查點需要「已合理化」與「已最終確定」兩種狀態，會很有啟發性。為什麼不能在絕對多數（三分之二）投票贊成某個檢查點之後，就立刻把它最終確定？

差別在於：合理化關乎局部的一致，而最終性關乎全域的共識。

把一個檢查點合理化，表示我身為驗證者，已經收到三分之二的驗證者確認他們認可這個檢查點。然而，這份認可只代表我局部的觀點。其他驗證者有可能掌握不同的資訊，我無法確定。儘管有這種不確定性，身為誠實的驗證者，我承諾永遠不會逆轉任何我根據自己的局部資料合理化的檢查點。

另一方面，把一個檢查點最終確定則更進一步。它發生在我收到三分之二的驗證者保證，他們也都聽到三分之二的其他驗證者確認了這個檢查點的有效性。這表示網路中的絕對多數（而不只是我局部的看法）都認可並承諾這個檢查點。正是這種廣泛的共識，保護這個檢查點不會在全域被逆轉。因此，已最終確定的檢查點不只是在局部被認可，而是在全域都受到保障。

我們來探討一個極端的情境，以便更了解共識的過程。假設我們有四個驗證者 A、B、C 和 D，如圖 15-27 所示。他們全都是誠實的，但他們所處的網路可能出現無限期的延遲。為了這個例子，假設每個區塊高度都有一個檢查點。

情境中的每個驗證者都有區塊 0，因此都能把檢查點 0 合理化；所以對四個驗證者來說，0 是來源，在局部已合理化，而 1 是目標（請見「來源與目標、連結與衝突」一節）。

現在，假設 A 的網路連線嚴重延遲，而它又剛好被選中提議區塊。A 在 epoch 2 提議了一個區塊。這個區塊包含把檢查點 1 合理化所需的全部四票，但由於 A 的網路連線嚴重延遲，其他驗證者從來沒有看到這個區塊。

A 擁有來源 0 與目標 1 之間的絕對多數連結（請見「絕對多數連結」一節），所以它會把檢查點 0 最終確定，並把檢查點 1 合理化。同時，B、C 和 D 在目前的 epoch 中沒有看到任何投票，所以他們仍然只有已合理化的檢查點 0。他們在這個 epoch 也會投給一個空的檢查點，也就是檢查點 X，如圖 15-28 所示。

在 epoch 3，B、C 和 D 之中的一個驗證者被選中提議區塊。

這個區塊包含三張以檢查點 0 為來源、檢查點 X 為目標的投票；因此，0 與 X 之間有一個絕對多數連結，讓驗證者 B、C 和 D 把檢查點 0 視為已最終確定，把檢查點 X 視為已合理化，如圖 15-29 所示。另一方面，A 認為這個區塊無效，因為在它的局部看法中，1 已經合理化，不能被回復。驗證者 A 的鏈要繼續下去，唯一的辦法是刪除它的記憶，並與網路的其他部分重新同步。

這個例子顯示，即使只是簡單的網路延遲，也可能讓節點對合理化與最終確定有不同的看法。不過，光是這一點並不足以說明為什麼需要兩個不同的階段：先合理化，再最終確定。需要兩個階段的理由非常直接：如果沒有合理化這一步，A 就會把檢查點 1 最終確定，而其他驗證者會認為它無效，如圖 15-30 所示。

在前面的例子中，A 必須刪除它的記憶，並與網路的其他部分重新同步。這是因為如同我們先前所說，合理化類似一個局部的步驟，是可以被回復的。然而，如果 A 直接把檢查點 1 最終確定，這就不可能做到了。如果沒有這兩個階段，A 就會有一個已最終確定的區塊被回復，而 B、C 和 D 就能在不被罰沒的情況下，讓區塊 1 成為孤立的區塊。保證安全性的唯一方法，是採用雙向提交（two-way commit）：合理化與最終確定。

在以太坊的協議中，時間被劃分成 12 秒為一個單位的 slot。每個 slot 都指派一個驗證者，在 slot 一開始（t = 0）擔任提議區塊的角色。接著，一個由見證投票者（attester）組成的委員會負責驗證這個區塊，目標是在 slot 開始後的第 4 秒（t = 4）之前完成，這被視為見證投票的截止時間。

時機賽局（Timing games）是一種策略：驗證者在提議區塊之前盡可能地等待，以最大化他們的最大可提取價值（MEV）獎勵，如圖 15-40 所示。這種做法需要微妙的平衡：驗證者必須延後提議以獲取更多價值，同時又要確保他們的區塊獲得足夠比例的見證投票委員會支持，才能留在主鏈上。

以太坊中的時機賽局造成了一種競爭局面：一個驗證者從 MEV 得到的收益，可能讓其他驗證者處於不利的地位。這種競爭可能增加錯過的 slot 與潛在的鏈重組次數，從而擾亂共識。此外，它也會促使見證投票者延後他們的驗證，讓整個過程更加複雜。

「共識的原則」一節指出了活性對以太坊共識過程的重要性。然而，時機賽局會損害網路的可靠性，對這項關鍵特性構成威脅。

timing game 是什麼？它就像是等待完美的時機出手，想從中獲得最大的好處。一些維持網路運作的人正試圖這麼做。他們等待適當的時機採取行動，以獲得最多的獎勵。但這種等待的遊戲可能有風險。如果他們的網路連線很慢，或是經驗不太夠，就可能錯過履行職責的機會。而錯過太多次機會，可能會讓網路變得比較不可靠。

目前，這還不是什麼大問題。大部分擔任驗證者的實體並沒有真正投入這些時機賽局，或者根本沒有參與，如圖 15-41 所示。

以太坊中絕對多數客戶端風險的概念，關乎如何在網路的健康與安全之間取得平衡。以太坊決定使用多個客戶端，以避免任何單點故障。這是因為所有軟體（包括這些客戶端）都可能有錯誤。真正的麻煩始於共識錯誤，它可能導致嚴重的後果，例如憑空創造出無限的以太幣。如果只有一個客戶端在主導一切，而它又遇上了這樣的錯誤，修復起來將是一場惡夢。網路可能在錯誤持續存在的情況下運作得夠久，讓攻擊者造成無法挽回的損害。

我們來快速分析一個例子，看看如果多數客戶端有錯誤時會發生什麼事。請注意，圖 15-42 中的每個方塊都是一個檢查點，而不是區塊鏈中的一個區塊。

正常運作的客戶端會忽略包含無效區塊（標示為「B」）的那個 epoch。指向區塊 B 的箭頭用來把這個無效的 epoch 合理化，而從它出發的箭頭則把它最終確定。

假設錯誤已經修正，而那些把無效 epoch 最終確定的驗證者想要切換回正確的鏈 B（Chain B），首先需要做的就是把 epoch X 合理化，如圖 15-43 所示。

要參與 epoch X 的合理化，需要一個如虛線箭頭所示的絕對多數連結，而驗證者必須跨越從區塊 B 出發、代表無效 epoch 已最終確定的那個箭頭。對兩個連結都投票，可能會讓這些驗證者受到懲罰。

多客戶端的做法提供了一張安全網。如果錯誤出現在一個不到一半網路使用的客戶端上，網路的其他部分因為執行其他客戶端，會直接忽略有問題的區塊。這讓網路保持在正軌上，把干擾降到最低。但如果多數客戶端（特別是超過三分之二驗證者使用的客戶端）出現錯誤，就可能錯誤地讓鏈最終確定，進而可能導致鏈的分裂。

以太坊鼓勵客戶端的多樣化，因為如果每個人都使用同一個客戶端，而它又失靈了，整個網路都會陷入風險。執行與主流相悖的客戶端所受的懲罰，就是為了避免我們把所有雞蛋放在同一個籃子裡。這樣一來，即使某個客戶端真的有錯誤，損害也能受到控制，影響的使用者也較少。如果少數客戶端出了問題，影響就比較小，因為多數客戶端可以修正路徑，繼續讓鏈最終確定。

我們越是把選擇分散到不同的客戶端上，以太坊就越安全。這不只是為了避免技術故障，更是為了保護以太坊的未來免於任何單點故障。這種多樣性是我們對抗全網危機的最佳防線，確保以太坊無論遇到什麼狀況，都能保持穩健與韌性。

我們最初撰寫本章時，Geth 的使用率是 63%，如同前面說明的，這是個問題。現在情況比較健康了，但未來仍需要改善；截至目前，41% 的執行層客戶端使用 Geth，38% 使用 Nethermind，如圖 15-44 所示。

這個問題不只影響執行層客戶端，也影響共識層客戶端，不過共識層這一側的問題很快就得到處理，現在的情況相對健康而穩定，如圖 15-45 所示。