干货 | 区块链分片的理念与挑战，Part-1
在连载中的第一部分，我们讨论了为什么要做区块链分片及其他的重要概念。在本文中，我们从更前沿的角度来看分片，包含分片尚未解决的两大挑战：数据有效性和数据可用性。
简介
区块链分片的核心是，大部分操作或使用网络的参与者，无法验证每一个分片中的区块；同样的，无论什么时候，参与者与特定分片进行交互，他们一般无法下载和验证该分片的整个历史记录。
然而分片的这一侧面有着极大的隐患：如果参与者无法下载和验证整个分片的历史纪录，就不能确保他们与之交互的结果是否已经被写入区块，同时这样的连续区块在分片中是否合法（这些问题在未分片的区块链中是不存在的）。
关于上述问题，我们先重温一个已经被许多协议提过的简易解决办法，接着分析这个办法的缺陷，及相关补救措施。
基于假设的简易解决办法
关于数据有效性问题的解决办法最初如下：我们假设整个系统有数千个验证者，其中少于 20% 的验证者是恶意的或者会宕机（比如无法联机出块）。接着我们抽样出 200 个验证者，为了吻合实际意义，可以假设不可能超过 1/3 样本是恶意的。
1/3 是个重要的阈值。属于拜占庭共识（ BFT ）的一系列共识协议，都能保证只要少于 1/3 的参与者公识进程出错，不论发生节点崩溃或其他违反协议的情况，共识仍能完成。
假设诚实验证者占一定比例，如果分片中的验证者们提出某个区块，在验证开始前我们视该区块有效，并认为该区块建立在验证者认为当选的区块链（canonical chain，直译为“正统链”）上。当前验证者们会向上一阶段的验证者请求当选区块链（上一阶段出块过程符合假设，也接续当选区块链的头部、也就是最新的区块来出块）。经过递归查询整个区块链的有效性，而且没有任何验证者集合在过程中制造分叉的话，这种简易解决办法就能确定，目前的链在分片中的唯一性。
假设验证者能够在一定程度上被腐化（如，接受贿赂），这种简易解决办法就失效了。这并非是个无厘头的想法（想知道更多关于高效腐化验证者的方法，可见此处）。破坏 1000 个分片中的一个分片，明显比破坏整个系统成本小很多。因此，随着分片的数量增加，协议的安全性也跟着线性下降。为了确定某个区块的有效性，我们必须知道到在任何时间节点、任何分片中，大部分的验证者都没有彼此勾结；因此一旦存在灵活型敌手（adaptive adversaries），我们就无法确定区块的有效性。如同我们先前讨论的，验证者如果相互勾结，会造成两种恶意行为：产生分叉和生成无效区快。
恶意分叉的问题能够通过和信标链的交互连接（crossl-link）来解决，因为一般来说 Beacon chain 具有比分片更高的安全性。但是，无效区块问题处理起来就非常棘手了。
数据有效性
在下图所示的情形中，分片 #1 被攻陷，恶意角色生成了无效区块 B （假设区块 B 中，Alice 的账户凭空多出 1000 个代币）。接下来，恶意节点紧接着区块 B 生成有效区块 C （换句话说，区块 C 中的交易被正确接受），借此掩盖无效区块 B；然后发起跨分片交易，将多出的 1000 代币发送到分片 #2 上 Bob 的账户。从此时此刻起，恶意创建的 1000 代币在分片 #2 中变得完全合法有效。
有些简单的方法处理这个问题：
要求分片 #2 的验证者，对发起跨分片交易的区块进行验证。这似乎无法解决上述问题，因为区块 C 貌似是完全正确的。
要求分片 #2 的验证者，验证发起跨分片交易的区块之前的若干（ N ）个区块。然而，对于任何要接受分片验证的 N 个区块 ，恶意验证者都可以在无效区块后面创建 N+1 个有效区块。
要解决这个问题，比较有谱的办法是：将分片放入无向图，其中每个分片都与若干分片连接，并且只允许与相邻分片发起跨分片交易（ e.g. 这就是 Vlad Zamfir’s sharding 的大致内容，也与 Kadena’s Chainweb 的想法类似）。如果非互邻的分片需要发起跨分片交易，则这笔交易会通过多个分片进行路由。在这种设计下，分片中的验证者需要验证自身分片和相邻分片中的所有区块。下图中有 10 个分片，每个分片又有 4 个相邻分片，因而跨分片通信的中转次数必定不超过两次：
分片 #2 不只验证自己的区块链，也验证所有相邻分片的区块链（包括分片 #1 ）。如果分片 #1 中的恶意角色创建无效区块 B ，并在其上添加有效区块 C 试图发起跨分片交易，分片 #2 也不会接受该交易。因为分片 #2 会验证分片 #1 的历史纪录，进而发现区块 B 是无效的。
虽然破坏单分片不再是可行的攻击方式，但如果数个分片遭到破坏就成了问题。下图中，攻击者破坏了分片 #1 和 #2，并成功向分片 #3 发起跨分片交易，其中包含无效区块 B ：
分片 #3 会验证分片 #2 的所有区块而非分片 #1 的，所以无法察觉恶意区块的存在。正确解决数据有效性问题有两个主要方向：渔夫（ fisherman ）和密码学计算证明。
渔夫
渔夫方法的核心思想是：无论何时、出于什么目的，只要在跨分片之间传递区块头信息（例如和 beacon chain 交互连接，或是发生跨分片交易），都设置一段时间间隔让诚实的验证者提供无效区块证明。有数种简明的结构能证明区块是无效的，因此接收这种证明的通信开销远小于接收整个区块。
只要分片中存在至少一个诚实的验证者，则系统就是安全的。
这是当今提出的协议中采用的主要方法（除了假装问题不存在的其他协议）。不过，这个方法存在两个缺点：
这个挑战窗口期必须足够长，使得诚实验证者能够察觉、下载、验证新产生的区块，并准备好在识别出无效区块时提出挑战。引入这样的挑战期会大大地降低跨分片交易速度。
挑战的存在会给攻击者带来新的武器，如发起无效挑战攻击。一个简单的解决办法是，让挑战者交一点押金，如挑战有效则退回。这只是个不成熟的办法，比如为了阻止诚实验证者提交有效挑战时，攻击者仍然乐于提交无效挑战（即使失去押金）；这种攻击又被称之为 Griefing Attack（损人不利己）。
在阻止无效区块方面，渔夫方法的两个缺陷都还未有令人满意的解决，不过仍聊胜于无。
简易的非交互知识论证
关于多分片崩坏的第二个解决办法是使用特定的密码学结构，使得人们有办法证明某种计算被确切执行（比如通过一组交易来计算区块）。这种结构确实存在，比如 zk-SNARKs 、 zk-STARKs 等等，它们也被广泛用于今日的区块链协议中，像是我们熟知的 ZCash 。这类结构最令人诟病的是计算速度慢的令人发指，像是使用 zk-SNARKs 来证明所有链上区块有效性的 Coda 协议 ，据说每笔交易需要花 30 秒来创建一个证明（这个数字现在应该小了点）。
有意思的是，除了对计算的有效性作证，这种证明还能自证自己的有效性，不需要通过可信第三方。因此产生这种证明的计算量能够在一组参与者中进行分配，其冗余明显小于某些免信任型计算。 zk-SNARKs 允许参与者在特殊硬件上进行计算，不会降低系统的去中心化程度。
zk-SNARKs 除了性能方面的挑战，还包含：
虽然许多协议都考虑在将来使用 zk-SNARKs ，但除了 Coda 之外，我不知道还有没有其他的实行计划。
数据可用性
我们在最初提到的第二个问题，是数据可用性问题。一般来说，操作某区块链的节点被分为两类：全节点，这种节点下载所有区块并验证每一笔交易；轻节点，这种节点只下载区块头，并只针对部分感兴趣的状态或交易使用 Merkle 证明。
如果大多数全节点勾结在一块儿，它们可以随意生成有效 or 无效的区块，并发送其哈希值给轻节点，而且不揭露该区块的内容。这些全节点能够以这种方式受益，如下图所示：
有三个区块：前一个区块 A 由诚实验证者产生；当前区块 B 由勾结的验证者产生；下一个区块 C 仍然由诚实验证者产生（右下角描绘了区块链的样子）。
假设你是个商人。当前区块 B 的验证者从前面的验证者处收到区块 A ，并计算出你应收到的钱，接着向你发送该区块头，其中包含你拥有这笔钱的状态（或“将钱发给你”的有效交易）的 Merkle 证明。你以为这笔交易无误，然后交付了服务或货品。
然而，验证者不会将区块 B 的内容发送给任何人。因此生成区块 C 的诚实的验证者收不到区块 B ，从而被迫继续接着区块 A 出块，这就变相夺走你作为商家所收到的钱。
当我们将同样的场景转移到分片，全节点和轻节点的定义仍然适用：每个分片中的验证者会下载并验证所处分片中的所有区块和交易，但系统中的其他节点（包含将分片状态快照到 beacon chain 的节点）只会下载区块头。因此对于某一条分片链来说，它的验证者就是全节点，其他系统参与者就是轻节点。
我们前面提到的渔夫方法，要求诚实验证者能够下载与 beacon chain 交互的区块。如果恶意验证者交互连接无效的区块头（或是使用无效区块头发起跨分片交易），然后不揭露区块内容，则诚实验证者就无法发起挑战。
关于这个问题，我们将介绍两个解决思路，它们是相辅相成的。
监管证明（Proof of Custody）
我们要做的是避免区块一经发布就立即被使用。一种想法是让所谓的 “公证人（Notary）” 在分片之间轮转，它们唯一的工作就是下载区块，并 “证明这些区块能被下载”。公证人能够更快地在分片间进行轮转，因为相较于验证者，公证人不需要下载某个分片的完整状态。
这个方法天真之处在于，无法检查公证人是否真的尝试下载区块，所以公证人可以始终表明区块是可以下载的，却不进行尝试。其中的解决办法是要求公证人提出证明，或是抵押一些代币作为区块能下载的保证金，更多讨论详见此处。
修正码
当特定轻节点收到区块哈希时，为了增加区块可用性的可信度，轻节点可以随机下载该区块的片段。这不是个圆满的解决办法，因为除非轻节点下载整个区块，不然恶意节点仍然能够选择部分未公开的区块内容提供给该轻节点，最后区块数据仍是不可用的。
解决办法是引入叫做“修正码”的结构，使得即便只有部分区块内容可用，也能还原出整个区块：
Polkadot 和以太坊 Serenity 都围绕这个想法进行设计，希望为轻节点提供一种方法，让他们能够确信这些区块是可用的。以太坊 Serenity 的设计详见此处 。两方提出的办法都是基于挑战时间所设计的，因此唯一的潜在问题就是 griefing attack 。
长期可用性和结论
提醒一下，上述方法都只能证明区块已经发布，且当前可用。可能出现以下情况使得区块在稍后的时间里变为不可用：节点掉线，节点故意抹去历史数据，等等。
关于这个议题， Polyshard 白皮书值得一看；即使出现数个分片丢失数据的情况， Polyshard 的修正码方案仍能保证分片之间的区块可用性。不过可惜的是，这个方法要求分片间要下载彼此的所有区块，使得成本非常高昂。
还好长期可用性并不是个迫在眉睫的事。因为系统中的参与者不被预期能够验证所有的分片链，所以分片协议应该按照这个思路设计：即使某些分片中的部分旧区块变得完全不可用，系统仍然能保证安全。
在设计安全协议时，数据有效性和数据可用性问题仍然没有完满的解决办法。我们会继续研究这些问题，请继续关注和更新我们的消息。
感谢 以太坊基金会的 Justin Drake 、 Polkadot 的 Alistair Stewart 、Cosmos Protocol 的 Zaki Manian 、Kadena Protocol 的 Monica Quaintance 及 Interstellar 的 Dan Robinson对本文的审稿及反馈。
原文链接:
https://medium.com/nearprotocol/unsolved-problems-in-blockchain-sharding-2327d6517f43
作者: Alexander Skidanov
翻译&校对: IAN LIU & 阿剑
本文由作者授权 EthFans 翻译及再出版。
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