区块链递减模式

Ⅰ 区块链的运行原理和发展，你不得不知！

一、为什么会有区块链的创新?
第一代互联网的起点是TCP/IP协议，就是执行一个网络上所有节点统一格式对等传输信息的开放代码。但是这样一个并不复杂的创新对于人类的影响是划时代的，她把全球统一市场所需要的基本价值观：“自由、平等、博爱”，给程序化、协议化、可执行化了。进而派生出STMP邮件协议、HTTP域名协议等，去中心化的实现了全球信息传递的低成本高效率。正如阿里巴巴副总裁高红冰所说：
“互联网就是消灭那个价值很低、成本很高的(信息)供应链——它开放、互联、对等、全球化、去中心化。”
我们知道：市场的本质也是去中心化的，她自动执行也就是“等价交换”的去中心化协议，就像诺贝尔奖金获得者罗纳德科斯总结的：“市场经济建立在两个深厚的认知基础上：承认无知和包容不确定性。”亚当斯密也形容市场是：“看不见的手”!因此，市场一定需要信息去中心化的低成本流动，互联网正是适应了全球统一市场形成的大气候下，横空出世了。
但是，第一代互联网去中心化的解决了信息的低成本高效率传输的问题，她没有解决信息的信用问题。因此，第二代互联网必须突破的是：怎样去中心化的建立全球信用?让价值传递也低成本高效率进行。
那么原来的中心化信用体系有什么问题呢?众所周知：中心化的信用，如各国法币，信用价值不同，清算体系也各不兼容，给全球贸易增加了很大成本。目前以美元为中心的全球信用体系，在机制上存在“特里芬悖论”(实质就是一国法币无法同时兼顾解决本国经济利益和全球经济需要的冲突)，因此2009年中国央行行长周小川呼吁超主权存储货币的产生，同年，中本聪在网上公开了第一代区块链源代码————“比特币”。
二、区块链系统是怎样运行的?
首先，中本聪很清楚建立一个支付系统的信用必须解决防止“重复支付”问题，也就是不能造假币。中心化的信用系统是靠国家机器防止造假币。“比特币”怎么办呢?中本聪的伟大创新是给每一笔交易“盖时间戳”(timestamp)。每十分钟一个区块(block：相当于网络账簿)，把这十分钟的全网交易都正确的盖上时间戳。问题是谁来盖呢?中本聪并没有假设互联网上都是雷锋，他同意亚当.斯密的观点：市场上的人是贪婪的。他让所谓自称“矿工”的人去竞争这十分钟一个区块的记账权，竞争的规则就是正确记账的同时要去解SHA256难题，谁能证明自己的计算机算力最快(所谓PROOF OF WORK 机制)，ta就能竞争到这十分钟区块的合法记账权，并得到二十五个比特币的奖励。这就是所谓俗称的“挖矿”过程，实际是建立一个全网总账——区块链的去中心化信用过程，所以矿工更本质的职能是“记账员”!
中本聪在其比特币白皮书中，比较详尽的叙述了这个信用系统建立的过程：
第一步：每一笔交易为了让全网承认有效，必须广播给每个节点(node：也就是矿工);
第二步：每个矿工节点要正确无误的给这十分钟的每一笔交易盖上时间戳并记入那个区块(block);
第三步：每个矿工节点要通过解SHA256难题去竞争这个十分钟区块的合法记账权，并争取得到二十五个比特币的奖励(头四年是每十分钟五十个比特币，每四年递减一半);
第四步：如果一个矿工节点解开了这十分钟的SHA256难题，ta将向全网公布ta这十分钟区块记录的所有盖时间戳交易，并由全网其他矿工节点核对;
第五步：全网其他矿工节点核对该区块记账的正确性(因为他们同时也在盖时间戳记账，只是没有竞争到合法区块记账权，因此无奖励)，没有错误后他们将在该合法区块之后竞争下一个区块，这样就形成了一个合法记账的区块单链，也就是比特币支付系统的总账——区块链。
一般来说，每一笔交易，必须经过六次区块确认，也就是六个十分钟记账，才能最终在区块链上被承认合法交易。以下是比特币的记账格式：
所以所谓“比特币”，就是这样一个账单系统：它包括所有者用私钥进行电子签名并支付给下一个所有者，然后由全网的“矿工”盖时间戳记账，形成区块链。
三、比特币的区块链金融有哪些创新?
类黄金化，尝试建立全球互联网去中心化信用，有可能让价值在全网高速低费率的流转(目前每笔转转费率是万分之一);
货币总量由密码学协议约定;
比之于黄金，数字货币无限可分;
货币价值可以建立在大量的P2P交易之上;
财务管理的完全透明(每笔交易都能在区块链上查到)。
比特币的区块链全网记账，在全球互联网上最高建立了市值100亿美元的市值。因此，清华五道口金融学院院长吴晓灵点睛指出：区块链实验建立了分布式信用，是互联网TCP/IP的升级版，是从信息传递升级到价值传递;
四、比特币的区块链系统有哪些内在缺陷?
比特币的区块链系统自2009年在互联网上开源运行以来，有成功的地方，但也显示出一些难以克服的内在缺陷：
总量不能随着市场的情况变化，必然暴涨暴跌;
挖矿的高碳，只有不到1%的矿工能够竞争到没十分钟区块的记账权，其他参与竞争的99%以上的矿工算力浪费;
每年10%左右的通货膨胀大大增加了比特币金融生态的成本，甚至威胁到她的生存;
作为去中心化自组织DAC系统，记账和发行功能部分运行成本过高。
作为全球支付系统，效率远远达不到全球贸易的实际要求。比特币网络每秒目前最多确认7笔交易，对比之下， Visa的网络系统每秒最快可处理10,000笔交易，支付宝的记录是2014光棍节每秒钟80,000笔!
五、区块链技术2.0的发展：
作为区块链的2.0升级发展，首先聚焦在解决比特币记账的挖矿高碳上：
在我们讨论怎么克服比特币挖矿记账高碳时，清华经济学研究所的刘涛雄教授指出，挖矿靠算力竞争，最后只有一家竞争到合法记账权，其他99%的矿工节点都白挖了，浪费了资源，显然不太合理，如果全网透明的知道下一家区块的合法记账权，随机的在全网产生，就免除了竞争记账的高碳!我们听后都大赞刘教授主意高明，因为现在比较成功的二代币NXT正是这种机制，他们的白皮书叫“透明锻造”，只是记账权花落谁家的概率是和每个矿工节点钱包的NXT代币持有量成正比，这个叫股权证明机制(PROOF OF STOCK)。当然，这也引发了NXT把代币分发给早期投资开发者不公平的争论!
RIPPLE是一个区块链半去中心化的方案，利用“可信任网关”(trusted gateways)进行区块链记账，其信用是建立在这些网关不会同时作恶的共识记账(consensus ledger)协议上。
最有雄心的尝试是以太坊(Ethereum),她把区块链的技术和图灵完备结合起来，期望开发出一套未来满足各种区块链系统建设的基础性平台，可以支持各种信用货币、数字资产、智能协议甚至金融衍生品的开发.其系统设计是ETHERUM平台统一区块链记账，为所有开发者共同使用，也许她们的正式版本能在不久地将来发布。
六、区块链的创新在其他领域的可能应用：
现在，区块链在建立去中心化信用的尝试，已经不限于金融界，而被社会各个领域关注，特别是在中国目前一些中心性信用如“红会”，处于“塌陷”态势，区块链更能为社会管理提供一种全新的思路和技术选项，以下是我们了解的一些新进展和相关讨论：
区块链和物联网结合，将数字资产和原子资产统一起来，抹平消费资产和现金资产的区别，扩展大众的信用，加速价值流通;(IBM-三星)
区块链上建立知识产权保护系统，对知识产权的使用全网记账，建立全球广告市场;
区块链是否可以为一带一路的新兴经济体发行协议型密码学货币提供技术支撑;
区块链+云计算可以发展成去中心化的自媒体和社区系统;
区块链可以搭建去中心化的股权众筹体系，让创新项目提前进入流通领域;
区块链可以发展出全透明的财务管理系统;
区块链支持建立全球去中心化公司组织。
总之，在这个信用已经成为紧缺资源的时代，区块链的技术创新，作为一种分布式信用的模式，为全球市场的金融、社会管理、人才评价和去中心化组织建设等，都提供了一个广阔的发展前景。

Ⅱ 区块链 --- 共识算法

PoW算法是一种防止分布式服务资源被滥用、拒绝服务攻击的机制。它要求节点进行适量消耗时间和资源的复杂运算，并且其运算结果能被其他节点快速验算，以耗用时间、能源做担保，以确保服务与资源被真正的需求所使用。

PoW算法中最基本的技术原理是使用哈希算法。假设求哈希值Hash(r)，若原始数据为r（raw），则运算结果为R（Result）。

R = Hash(r)

哈希函数Hash()的特性是，对于任意输入值r，得出结果R，并且无法从R反推回r。当输入的原始数据r变动1比特时，其结果R值完全改变。在比特币的PoW算法中，引入算法难度d和随机值n，得到以下公式：

Rd = Hash(r+n)

该公式要求在填入随机值n的情况下，计算结果Rd的前d字节必须为0。由于哈希函数结果的未知性，每个矿工都要做大量运算之后，才能得出正确结果，而算出结果广播给全网之后，其他节点只需要进行一次哈希运算即可校验。PoW算法就是采用这种方式让计算消耗资源，而校验仅需一次。

 

PoS算法要求节点验证者必须质押一定的资金才有挖矿打包资格，并且区域链系统在选定打包节点时使用随机的方式，当节点质押的资金越多时，其被选定打包区块的概率越大。

POS模式下，每个币每天产生1币龄，比如你持有100个币，总共持有了30天，那么，此时你的币龄就为3000。这个时候，如果你验证了一个POS区块，你的币龄就会被清空为0，同时从区块中获得相对应的数字货币利息。

节点通过PoS算法出块的过程如下：普通的节点要成为出块节点，首先要进行资产的质押，当轮到自己出块时，打包区块，然后向全网广播，其他验证节点将会校验区块的合法性。

 

DPoS算法和PoS算法相似，也采用股份和权益质押。

但不同的是，DPoS算法采用委托质押的方式，类似于用全民选举代表的方式选出N个超级节点记账出块。

选民把自己的选票投给某个节点，如果某个节点当选记账节点，那么该记账节点往往在获取出块奖励后，可以采用任意方式来回报自己的选民。

这N个记账节点将轮流出块，并且节点之间相互监督，如果其作恶，那么会被扣除质押金。

通过信任少量的诚信节点，可以去除区块签名过程中不必要的步骤，提高了交易的速度。
 

拜占庭问题：

拜占庭是古代东罗马帝国的首都，为了防御在每块封地都驻扎一支由单个将军带领的军队，将军之间只能靠信差传递消息。在战争时，所有将军必须达成共识，决定是否共同开战。

但是，在军队内可能有叛徒，这些人将影响将军们达成共识。拜占庭将军问题是指在已知有将军是叛徒的情况下，剩余的将军如何达成一致决策的问题。

BFT：

BFT即拜占庭容错，拜占庭容错技术是一类分布式计算领域的容错技术。拜占庭假设是对现实世界的模型化，由于硬件错误、网络拥塞或中断以及遭到恶意攻击等原因，计算机和网络可能出现不可预料的行为。拜占庭容错技术被设计用来处理这些异常行为，并满足所要解决的问题的规范要求。

拜占庭容错系统 ：

发生故障的节点被称为 拜占庭节点 ，而正常的节点即为 非拜占庭节点 。

假设分布式系统拥有n台节点，并假设整个系统拜占庭节点不超过m台（n ≥ 3m + 1），拜占庭容错系统需要满足如下两个条件：

另外，拜占庭容错系统需要达成如下两个指标：

PBFT即实用拜占庭容错算法，解决了原始拜占庭容错算法效率不高的问题，算法的时间复杂度是O(n^2)，使得在实际系统应用中可以解决拜占庭容错问题
 

PBFT是一种状态机副本复制算法，所有的副本在一个视图（view）轮换的过程中操作，主节点通过视图编号以及节点数集合来确定，即：主节点 p = v mod |R|。v：视图编号，|R|节点个数，p：主节点编号。

PBFT算法的共识过程如下：客户端（Client）发起消息请求（request），并广播转发至每一个副本节点（Replica），由其中一个主节点（Leader）发起提案消息pre-prepare，并广播。其他节点获取原始消息，在校验完成后发送prepare消息。每个节点收到2f+1个prepare消息，即认为已经准备完毕，并发送commit消息。当节点收到2f+1个commit消息，客户端收到f+1个相同的reply消息时，说明客户端发起的请求已经达成全网共识。

具体流程如下 ：

客户端c向主节点p发送<REQUEST, o, t, c>请求。o: 请求的具体操作，t: 请求时客户端追加的时间戳，c：客户端标识。REQUEST: 包含消息内容m，以及消息摘要d(m)。客户端对请求进行签名。

主节点收到客户端的请求，需要进行以下交验：

a. 客户端请求消息签名是否正确。

非法请求丢弃。正确请求，分配一个编号n，编号n主要用于对客户端的请求进行排序。然后广播一条<<PRE-PREPARE, v, n, d>, m>消息给其他副本节点。v：视图编号，d客户端消息摘要，m消息内容。<PRE-PREPARE, v, n, d>进行主节点签名。n是要在某一个范围区间内的[h, H]，具体原因参见 垃圾回收 章节。

副本节点i收到主节点的PRE-PREPARE消息，需要进行以下交验：

a. 主节点PRE-PREPARE消息签名是否正确。

b. 当前副本节点是否已经收到了一条在同一v下并且编号也是n，但是签名不同的PRE-PREPARE信息。

c. d与m的摘要是否一致。

d. n是否在区间[h, H]内。

非法请求丢弃。正确请求，副本节点i向其他节点包括主节点发送一条<PREPARE, v, n, d, i>消息, v, n, d, m与上述PRE-PREPARE消息内容相同，i是当前副本节点编号。<PREPARE, v, n, d, i>进行副本节点i的签名。记录PRE-PREPARE和PREPARE消息到log中，用于View Change过程中恢复未完成的请求操作。

主节点和副本节点收到PREPARE消息，需要进行以下交验：

a. 副本节点PREPARE消息签名是否正确。

b. 当前副本节点是否已经收到了同一视图v下的n。

c. n是否在区间[h, H]内。

d. d是否和当前已收到PRE-PPREPARE中的d相同

非法请求丢弃。如果副本节点i收到了2f+1个验证通过的PREPARE消息，则向其他节点包括主节点发送一条<COMMIT, v, n, d, i>消息，v, n, d, i与上述PREPARE消息内容相同。<COMMIT, v, n, d, i>进行副本节点i的签名。记录COMMIT消息到日志中，用于View Change过程中恢复未完成的请求操作。记录其他副本节点发送的PREPARE消息到log中。

主节点和副本节点收到COMMIT消息，需要进行以下交验：

a. 副本节点COMMIT消息签名是否正确。

b. 当前副本节点是否已经收到了同一视图v下的n。

c. d与m的摘要是否一致。

d. n是否在区间[h, H]内。

非法请求丢弃。如果副本节点i收到了2f+1个验证通过的COMMIT消息，说明当前网络中的大部分节点已经达成共识，运行客户端的请求操作o，并返回<REPLY, v, t, c, i, r>给客户端，r：是请求操作结果，客户端如果收到f+1个相同的REPLY消息，说明客户端发起的请求已经达成全网共识，否则客户端需要判断是否重新发送请求给主节点。记录其他副本节点发送的COMMIT消息到log中。
 

如果主节点作恶，它可能会给不同的请求编上相同的序号，或者不去分配序号，或者让相邻的序号不连续。备份节点应当有职责来主动检查这些序号的合法性。

如果主节点掉线或者作恶不广播客户端的请求，客户端设置超时机制，超时的话，向所有副本节点广播请求消息。副本节点检测出主节点作恶或者下线，发起View Change协议。

View Change协议 ：

副本节点向其他节点广播<VIEW-CHANGE, v+1, n, C , P , i>消息。n是最新的stable checkpoint的编号， C 是 2f+1验证过的CheckPoint消息集合， P 是当前副本节点未完成的请求的PRE-PREPARE和PREPARE消息集合。

当主节点p = v + 1 mod |R|收到 2f 个有效的VIEW-CHANGE消息后，向其他节点广播<NEW-VIEW, v+1, V , O >消息。 V 是有效的VIEW-CHANGE消息集合。 O 是主节点重新发起的未经完成的PRE-PREPARE消息集合。PRE-PREPARE消息集合的选取规则：

副本节点收到主节点的NEW-VIEW消息，验证有效性，有效的话，进入v+1状态，并且开始 O 中的PRE-PREPARE消息处理流程。
 

在上述算法流程中，为了确保在View Change的过程中，能够恢复先前的请求，每一个副本节点都记录一些消息到本地的log中，当执行请求后副本节点需要把之前该请求的记录消息清除掉。

最简单的做法是在Reply消息后，再执行一次当前状态的共识同步，这样做的成本比较高，因此可以在执行完多条请求K（例如：100条）后执行一次状态同步。这个状态同步消息就是CheckPoint消息。

副本节点i发送<CheckPoint, n, d, i>给其他节点，n是当前节点所保留的最后一个视图请求编号，d是对当前状态的一个摘要，该CheckPoint消息记录到log中。如果副本节点i收到了2f+1个验证过的CheckPoint消息，则清除先前日志中的消息，并以n作为当前一个stable checkpoint。

这是理想情况，实际上当副本节点i向其他节点发出CheckPoint消息后，其他节点还没有完成K条请求，所以不会立即对i的请求作出响应，它还会按照自己的节奏，向前行进，但此时发出的CheckPoint并未形成stable。

为了防止i的处理请求过快，设置一个上文提到的 高低水位区间[h, H] 来解决这个问题。低水位h等于上一个stable checkpoint的编号，高水位H = h + L，其中L是我们指定的数值，等于checkpoint周期处理请求数K的整数倍，可以设置为L = 2K。当副本节点i处理请求超过高水位H时，此时就会停止脚步，等待stable checkpoint发生变化，再继续前进。
 

在区块链场景中，一般适合于对强一致性有要求的私有链和联盟链场景。例如，在IBM主导的区块链超级账本项目中，PBFT是一个可选的共识协议。在Hyperledger的Fabric项目中，共识模块被设计成可插拔的模块，支持像PBFT、Raft等共识算法。
 

 

Raft基于领导者驱动的共识模型，其中将选举一位杰出的领导者(Leader)，而该Leader将完全负责管理集群，Leader负责管理Raft集群的所有节点之间的复制日志。
 

下图中，将在启动过程中选择集群的Leader（S1），并为来自客户端的所有命令/请求提供服务。 Raft集群中的所有节点都维护一个分布式日志（复制日志）以存储和提交由客户端发出的命令（日志条目）。 Leader接受来自客户端的日志条目，并在Raft集群中的所有关注者（S2，S3，S4，S5）之间复制它们。

在Raft集群中，需要满足最少数量的节点才能提供预期的级别共识保证， 这也称为法定人数。 在Raft集群中执行操作所需的最少投票数为 (N / 2 +1) ，其中N是组中成员总数，即 投票至少超过一半 ，这也就是为什么集群节点通常为奇数的原因。 因此，在上面的示例中，我们至少需要3个节点才能具有共识保证。

如果法定仲裁节点由于任何原因不可用，也就是投票没有超过半数，则此次协商没有达成一致，并且无法提交新日志。

 

数据存储：Tidb/TiKV

日志：阿里巴巴的 DLedger

服务发现：Consul& etcd

集群调度：HashiCorp Nomad
 

只能容纳故障节点(CFT)，不容纳作恶节点

顺序投票，只能串行apply，因此高并发场景下性能差
 

Raft通过解决围绕Leader选举的三个主要子问题，管理分布式日志和算法的安全性功能来解决分布式共识问题。

当我们启动一个新的Raft集群或某个领导者不可用时，将通过集群中所有成员节点之间协商来选举一个新的领导者。 因此，在给定的实例中，Raft集群的节点可以处于以下任何状态: 追随者(Follower)，候选人(Candidate)或领导者(Leader)。

系统刚开始启动的时候，所有节点都是follower，在一段时间内如果它们没有收到Leader的心跳信号，follower就会转化为Candidate；

如果某个Candidate节点收到大多数节点的票，则这个Candidate就可以转化为Leader，其余的Candidate节点都会回到Follower状态；

一旦一个Leader发现系统中存在一个Leader节点比自己拥有更高的任期(Term)，它就会转换为Follower。

Raft使用基于心跳的RPC机制来检测何时开始新的选举。 在正常期间， Leader 会定期向所有可用的 Follower 发送心跳消息（实际中可能把日志和心跳一起发过去）。 因此，其他节点以 Follower 状态启动，只要它从当前 Leader 那里收到周期性的心跳，就一直保持在 Follower 状态。

当 Follower 达到其超时时间时，它将通过以下方式启动选举程序：

根据 Candidate 从集群中其他节点收到的响应，可以得出选举的三个结果。

共识算法的实现一般是基于复制状态机（Replicated state machines），何为 复制状态机 ：

简单来说： 相同的初识状态 + 相同的输入 = 相同的结束状态 。不同节点要以相同且确定性的函数来处理输入，而不要引入一下不确定的值，比如本地时间等。使用replicated log是一个很不错的注意，log具有持久化、保序的特点，是大多数分布式系统的基石。

有了Leader之后，客户端所有并发的请求可以在Leader这边形成一个有序的日志（状态）序列，以此来表示这些请求的先后处理顺序。Leader然后将自己的日志序列发送Follower，保持整个系统的全局一致性。注意并不是强一致性，而是 最终一致性 。

日志由有序编号（log index）的日志条目组成。每个日志条目包含它被创建时的任期号（term），和日志中包含的数据组成，日志包含的数据可以为任何类型，从简单类型到区块链的区块。每个日志条目可以用[ term, index, data]序列对表示，其中term表示任期， index表示索引号，data表示日志数据。

Leader 尝试在集群中的大多数节点上执行复制命令。 如果复制成功，则将命令提交给集群，并将响应发送回客户端。类似两阶段提交(2PC)，不过与2PC的区别在于，leader只需要超过一半节点同意（处于工作状态）即可。

leader 、 follower 都可能crash，那么 follower 维护的日志与 leader 相比可能出现以下情况

当出现了leader与follower不一致的情况，leader强制follower复制自己的log， Leader会从后往前试 ，每次AppendEntries失败后尝试前一个日志条目（递减nextIndex值）， 直到成功找到每个Follower的日志一致位置点（基于上述的两条保证），然后向后逐条覆盖Followers在该位置之后的条目 。所以丢失的或者多出来的条目可能会持续多个任期。
 

要求候选人的日志至少与其他节点一样最新。如果不是，则跟随者节点将不投票给候选者。

意味着每个提交的条目都必须存在于这些服务器中的至少一个中。如果候选人的日志至少与该多数日志中的其他日志一样最新，则它将保存所有已提交的条目，避免了日志回滚事件的发生。

即任一任期内最多一个leader被选出。这一点非常重要，在一个复制集中任何时刻只能有一个leader。系统中同时有多余一个leader，被称之为脑裂（brain split），这是非常严重的问题，会导致数据的覆盖丢失。在raft中，两点保证了这个属性：

因此， 某一任期内一定只有一个leader 。
 

当集群中节点的状态发生变化（集群配置发生变化）时，系统容易受到系统故障。 因此，为防止这种情况，Raft使用了一种称为两阶段的方法来更改集群成员身份。 因此，在这种方法中，集群在实现新的成员身份配置之前首先更改为中间状态（称为联合共识）。 联合共识使系统即使在配置之间进行转换时也可用于响应客户端请求，它的主要目的是提升分布式系统的可用性。

Ⅲ 有新的交易即挖矿模式的交易所么

1、 Coinbene

国家：新加坡

挖矿说明：Coni由全球优质数字资产交易平台CoinBene满币发行，发行总量恒定为10亿个，且保证永不增发。CoinBene提供了一种在线服务（平台），允许用户与用户之间交换不同的区块链接代码，100%平台收入折算成ETH（按ETH每小时收盘价折算），次日下午3点统一返还。交易手续费专线折扣：Coni的持有用户将享受手续费的专项折扣，持有越多，折扣越大，最高可享3折优惠。

2、FCoin

国家：美国

挖矿说明：FCoin是世界首家资产透明的数字资产交易平台，会将平台80%的收入定期分配给FT持有者。FT（FCoin Token）是FCoin交易平台发行的通证，是交易平台自身所有权益的代表。FT的发行是依据“交易即挖矿”的原则逐步释放，上限为100亿，永不增加。“交易即挖矿”个人交易手续费返还机制的具体方式为：自每日（GMT+8，以下同）0点开始，每小时都会将用户所产生交易手续费，100%折算成FT进行累积，折算价格按该小时FT的均价计算（均价计算方式为总成交金额/总成交量）。每小时返还一次，返还24小时前、同一小时区间的挖矿产出。比如，某天7:00-8:00这个区间，返还的就是前一天7:00-8:00这个区间的挖矿产出。

3、Bit-Z

国家：美国

挖矿说明：采取投票方式来实现上币，挖矿实时产生BZ，每60分钟结算返还一次。每1000万挖矿会按照则返还比例递减3%手续费发放。“交易挖矿”，参与交易的用户，可获手续费返款（以等值BZ形式返还，需完成三级认证）；每期1000万BZ，逐步释放，每完成1000万挖矿自动进入下一期。每期返还比例递减3%；开启挖矿同时，平台根据全网挖矿算力，推进BZ交易开放；BZ开放交易前按照“2”中公式进行手续费返还，开放交易后按照BZ实时牌价100%返还；牌价计算：开放交易前：1BZ = 0.158 USDT, 1BZ = 1DKKT, 1BZ = (0.158 /全网BTC价格)BTC开放；交易后：实时牌价计算。

4、Bige-币阁

国家：中国香港

挖矿说明：BIGO币总量25050000枚，采用销毁机制，分红机制，永不增发。获得BIGO币的唯一方式是币阁交易所的用户通过交易挖矿产生或上线后交易获得。挖矿：是用户在香港币阁平台进行交易（除BIGE币和BIGO币以外的所有币种），即“交易挖矿”。 “矿工”（用户）通过交易增加平台总交易额，交易系统自动对“矿工”空投BIGO币作为挖矿奖励。

5、U-COIN

国家：澳大利亚

挖矿说明：AU是基于ERC20合约代币，发行总量为 50 亿枚，永不增发。所有的AU都是冻结状态，都需要挖矿来解冻，其中50%通过交易挖矿释放。AU的“挖矿”是通过个人交易分红的形式来实现的。具体计算方式为：矿工每日收益=当日交易手续费/当日AU币价*动态交易挖矿返佣，其中，“当日交易手续费”是指该矿工每日在澳洲U网AU交易区进行交易所产生的手续费总和。“当日AU币价”是指澳洲U网平台AU币每日均价。“动态交易挖矿返佣”是平台根据当天总挖矿数量及币价，按照当日AU交易区总交易手续费的100%到200%来进行补贴返还。

还有余下十几家，贴的话字太多了，传送门自己看吧。

持续更新：交易即挖矿！史上最全挖矿交易所清单