比特币白皮书计算表 - 币圈消息

比特币白皮书计算表篇11、z=40P=0000095。q=15z=8。
2、q=25z=15。for(k=0;k k++)。
3、doublesum=0;。当此情形，为了计算攻击者追赶上的概率，我们将攻击者取得进展区块数量的泊松分布的概率密度，乘以在该数量下攻击者依然能够追赶上的概率。 / 。
4、当q=1时。q=45z=340。
5、z=50P=0000006。对其进行运算，我们可以得到如下的概率结果，发现概率对z值呈指数下降!
6、}。#include。
7、z=5P=1773523。z=0P=0000000。
8、z=10P=0000012。求解令P 1%的z值：。
9、z=15P=0101008。q=20z=11。
10、计算。q=10z=5。q=40z=89。

比特币白皮书计算表篇21、q=30z=24。z=2P=0509779。
2、z=45P=0000024。z=7P=0000647。
3、诚实链条和攻击者链条之间的竞赛，可以用二叉树随机漫步。假定一个赌徒拥有无限的透支信用，然后开始进行潜在次数为无穷的赌博，那么我们可以计算他填补上亏空的概率，也就是该攻击者赶上诚实链条，如下所示8：=诚实节点制造出下一个节点的概率=攻击者制造出下一个节点的概率=攻击者最终消弭了z个区块的落后差距qz=1ifp≤q(qp)zifp 假定p q，那么攻击成功的概率就因为区块数的增长而呈现指数化下降。由于概率是攻击者的敌人，如果他不能幸运且快速地获得成功，那么他获得成功的机会随着时间的流逝就变得愈发渺茫。那么我们考虑一个收款人需要等待多长时间，才能足够确信付款人已经难以更改交易了。我们假设付款人是一个支付攻击者，希望让收款人在一段时间内相信他已经付过款了，然后立即将支付的款项重新支付给自己。虽然收款人届时会发现这一点，但为时已晚。收款人生成了新的一对密钥组合，然后只预留一个较短的时间将公钥发送给付款人。这将可以防止以下情况：付款人预先准备好一个区块链然后持续地对此区块进行运算，直到运气让他的区块链超越了诚实链条，方才立即执行支付。当此情形，只要交易一旦发出，攻击者就开始秘密地准备一条包含了该交易替代版本的平行链条。然后收款人将等待交易出现在首个区块中，然后在等到z个区块链接其后。此时，他仍然不能确切知道攻击者已经进展了多少个区块，但是假设诚实区块将耗费平均预期时间以产生一个区块，那么攻击者的潜在进展就是一个泊松分布，分布的期望值为： / 。
4、写为如下C语言代码：。为使P 001，则。
5、q=35z=41。doublelambda=z*(q/p);。
6、当q=3时。z=35P=0000379。
7、for(i=1;i i++)。
8、z=25P=0006132。z=10P=0416605。
9、z=8P=0000173。z=20P=0024804。
10、doubleAttackerSuccessProbability(doubleq，intz)。
比特币白皮书计算表篇31、doublep=0-q;。{。
2、设想如下场景：即便它达到了这一目的，但是整个系统也并非就此完全受制于攻击者的独断意志了，比方说凭空创造价值，或者掠夺本不属于攻击者的货币。这是因为节点将不会接受无效的交易，而诚实的节点永远不会接受一个包含了无效信息的区块。一个攻击者能做的，最多是更改他自己的交易信息，。
3、returnsum;。z=4P=0034552。
4、sum-=poisson*(1-pow(q/p，z-k));。
5、化为如下形式，避免对无限数列求和： / 。
6、doublepoisson=exp(-lambda);。
7、z=9P=0000046。z=1P=2045873。
8、inti，k;。poisson*=lambda/i;。
9、z=30P=0001522。z=3P=0131722。
10、z=5P=0009137。z=6P=0002428。
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