累加器区块链
比特币共识机制的第三步是通过网络中的每个节点独立校验每个新区块。当新区块在网络中传播时，每一个节点在将它 转发到其节点之前，会进行一系列的测试去验证它。这确保了只有有效的区块会在网络中传播。
独立校验还确保了诚实 的矿工生成的区块可以被纳入到区块链中，从而获得奖励。行为不诚实的矿工所产生的区块将被拒绝，这不但使他们失 去了奖励，而且也浪费了本来可以去寻找工作量证明解的机会，因而导致其电费亏损。
当一个节点接收到一个新的区块，它将对照一个长长的标准清单对该区块进行验证，若没有通过验证，这个区块将被拒 绝。这些标准可以在比特币核心客户端的CheckBlock函数和CheckBlockHead函数中获得
它包括：
为什么矿工不为他们自己记录一笔交易去获得数以千计的比特币？
这 是因为每一个节点根据相同的规则对区块进行校验。一个无效的coinbase交易将使整个区块无效，这将导致该区块被拒 绝，因此，该交易就不会成为总账的一部分。矿工们必须构建一个完美的区块，基于所有节点共享的规则，并且根据正 确工作量证明的解决方案进行挖矿，他们要花费大量的电力挖矿才能做到这一点。如果他们作弊，所有的电力和努力都 会浪费。这就是为什么独立校验是去中心化共识的重要组成部分。
比特币去中心化的共识机制的最后一步是将区块集合至有最大工作量证明的链中。一旦一个节点验证了一个新的区块， 它将尝试将新的区块连接到到现存的区块链，将它们组装起来。
节点维护三种区块：第一种是连接到主链上的，第二种是从主链上产生分支的（备用链），最后一种是在已知链中没有 找到已知父区块的。在验证过程中，一旦发现有不符合标准的地方，验证就会失败，这样区块会被节点拒绝，所以也不 会加入到任何一条链中。
任何时候，主链都是累计了最多难度的区块链。在一般情况下，主链也是包含最多区块的那个链，除非有两个等长的链 并且其中一个有更多的工作量证明。主链也会有一些分支，这些分支中的区块与主链上的区块互为“兄弟”区块。这些区 块是有效的，但不是主链的一部分。 保留这些分支的目的是如果在未来的某个时刻它们中的一个延长了并在难度值上超 过了主链，那么后续的区块就会引用它们。
如果节点收到了一个有效的区块，而在现有的区块链中却未找到它的父区块，那么这个区块被认为是“孤块”。孤块会被 保存在孤块池中，直到它们的父区块被节点收到。一旦收到了父区块并且将其连接到现有区块链上，节点就会将孤块从 孤块池中取出，并且连接到它的父区块，让它作为区块链的一部分。当两个区块在很短的时间间隔内被挖出来，节点有 可能会以相反的顺序接收到它们，这个时候孤块现象就会出现。
选择了最大难度的区块链后，所有的节点最终在全网范围内达成共识。随着更多的工作量证明被添加到链中，链的暂时性差异最终会得到解决。挖矿节点通过“投票”来选择它们想要延长的区块链，当它们挖出一个新块并且延长了一个链， 新块本身就代表它们的投票。
因为区块链是去中心化的数据结构，所以不同副本之间不能总是保持一致。区块有可能在不同时间到达不同节点，导致节点有不同的区块链全貌。
解决的办法是，每一个节点总是选择并尝试延长代表累计了最大工作量证明的区块链，也就 是最长的或最大累计工作的链（greatest cumulative work chain）。节点通过累加链上的每个区块的工作量，得到建立这个链所要付出的工作量证明的总量。只要所有的节点选择最长累计工作的区块链，整个比特币网络最终会收敛到一致的状态。分叉即在不同区块链间发生的临时差异，当更多的区块添加到了某个分叉中，这个问题便会迎刃而解。
提示由于全球网络中的传输延迟，本节中描述的区块链分叉自动会发生。
然而，倒三角形的区块不会被丢弃。它被链接到星形链的父区块，并形成备用链。虽然节点X认为自己已经正确选择了获胜链，但是它还会保存“丢失”链，使得“丢失”链如果可能最终“获胜”，它还具有重新打包的所需的信息。
这是一个链的重新共识，因为这些节点被迫修改他们对块链的立场，把自己纳入更长的链。任何从事延伸星形-倒三角形的矿工现在都将停止这项工作，因为他们的候选人是“孤儿”，因为他们的父母“倒三角形”不再是最长的连锁。
“倒三角形”内的交易重新插入到内存池中用来包含在下一个块中，因为它们所在的块不再位于主链中。
整个网络重新回到单一链状态，星形-三角形-菱形，“菱形”成为链中的最后一个块。所有矿工立即开始研究以“菱形”为父区块的候选块，以扩展这条星形-三角形-菱形链。
从理论上来说，两个区块的分叉是有可能的，这种情况发生在因先前分叉而相互对立起来的矿工，又几乎同时发现了两个不同区块的解。
然而，这种情况发生的几率是很低的。单区块分叉每周都会发生，而双块分叉则非常罕见。比特币将区块间隔设计为10分钟，是在更快速的交易确认和更低的分叉概率间作出的妥协。更短的区块产生间隔会让交易清算更快地完成，也会导致更加频繁地区块链分叉。与之相对地，更长的间隔会减少分叉数量，却会导致更长的清算时间。
2012年以来，比特币挖矿发展出一个解决区块头基本结构限制的方案。在比特币的早期，矿工可以通过遍历随机数 (Nonce)获得符合要求的hash来挖出一个块。
难度增长后，矿工经常在尝试了40亿个值后仍然没有出块。然而，这很容 易通过读取块的时间戳并计算经过的时间来解决。因为时间戳是区块头的一部分，它的变化可以让矿工用不同的随机值 再次遍历。当挖矿硬件的速度达到了4GH/秒，这种方法变得越来越困难，因为随机数的取值在一秒内就被用尽了。
当出现ASIC矿机并很快达到了TH/秒的hash速率后，挖矿软件为了找到有效的块， 需要更多的空间来储存nonce值 。可以把时间戳延后一点，但将来如果把它移动得太远，会导致区块变为无效。
区块头需要信息来源的一个新的“变革”。解决方案是使用coinbase交易作为额外的随机值来源，因为coinbase脚本可以储存2-100字节的数据，矿工们开始使用这个空间作为额外随机值的来源，允许他们去探索一个大得多的区块头值范围来找到有效的块。这个coinbase交易包含在merkle树中，这意味着任何coinbase脚本的变化将导致Merkle根的变化。
8个字节的额外随机数，加上4个字节的“标准”随机数，允许矿工每秒尝试2^96（8后面跟28个零）种可能性而无需修改时间戳。如果未来矿工穿过了以上所有的可能性，他们还可以通过修改时间戳来解决。同样，coinbase脚本中也有更多额外的空间可以为将来随机数的扩展做准备。
比特币的共识机制指的是，被矿工（或矿池）试图使用自己的算力实行欺骗或破坏的难度很大，至少理论上是这样。就像我们前面讲的，比特币的共识机制依赖于这样一个前提，那就是绝大多数的矿工，出于自己利益最大化的考虑，都会 通过诚实地挖矿来维持整个比特币系统。然而，当一个或者一群拥有了整个系统中大量算力的矿工出现之后，他们就可以通过攻击比特币的共识机制来达到破坏比特币网络的安全性和可靠性的目的。
值得注意的是，共识攻击只能影响整个区块链未来的共识，或者说，最多能影响不久的过去几个区块的共识（最多影响过去10个块）。而且随着时间的推移，整个比特币块链被篡改的可能性越来越低。
理论上，一个区块链分叉可以变得很长，但实际上，要想实现一个非常长的区块链分叉需要的算力非常非常大，随着整个比特币区块链逐渐增长，过去的区块基本可以认为是无法被分叉篡改的。
同时，共识攻击也不会影响用户的私钥以及加密算法（ECDSA）。
共识攻击也 不能从其他的钱包那里偷到比特币、不签名地支付比特币、重新分配比特币、改变过去的交易或者改变比特币持有纪录。共识攻击能够造成的唯一影响是影响最近的区块（最多10个）并且通过拒绝服务来影响未来区块的生成。
共识攻击的一个典型场景就是“51%攻击”。想象这么一个场景，一群矿工控制了整个比特币网络51％的算力，他们联合起来打算攻击整个比特币系统。由于这群矿工可以生成绝大多数的块，他们就可以通过故意制造块链分叉来实现“双重支 付”或者通过拒绝服务的方式来阻止特定的交易或者攻击特定的钱包地址。
区块链分叉/双重支付攻击指的是攻击者通过 不承认最近的某个交易，并在这个交易之前重构新的块，从而生成新的分叉，继而实现双重支付。有了充足算力的保证，一个攻击者可以一次性篡改最近的6个或者更多的区块，从而使得这些区块包含的本应无法篡改的交易消失。
值得注意的是，双重支付只能在攻击者拥有的钱包所发生的交易上进行，因为只有钱包的拥有者才能生成一个合法的签名用于双重支付交易。攻击者在自己的交易上进行双重支付攻击，如果可以通过使交易无效而实现对于不可逆转的购买行为不予付款， 这种攻击就是有利可图的。
攻击者Mallory在Carol的画廊买了描绘伟大的中本聪的三联组画（The Great Fire），Mallory通过转账价值25万美金的比特币 与Carol进行交易。在等到一个而不是六个交易确认之后，Carol放心地将这幅组画包好，交给了Mallory。这时，Mallory 的一个同伙，一个拥有大量算力的矿池的人Paul，在这笔交易写进区块链的时候，开始了51%攻击。
首先，Paul利用自己矿池的算力重新计算包含这笔交易的块，并且在新块里将原来的交易替换成了另外一笔交易（比如直接转给了Mallory 的另一个钱包而不是Carol的），从而实现了“双重支付”。这笔“双重支付”交易使用了跟原有交易一致的UTXO，但收款人被替换成了Mallory的钱包地址。
然后，Paul利用矿池在伪造的块的基础上，又计算出一个更新的块，这样，包含这 笔“双重支付”交易的块链比原有的块链高出了一个块。到此，高度更高的分叉区块链取代了原有的区块链，“双重支付”交 易取代了原来给Carol的交易，Carol既没有收到价值25万美金的比特币，原本拥有的三幅价值连城的画也被Mallory白白 拿走了。
在整个过程中，Paul矿池里的其他矿工可能自始至终都没有觉察到这笔“双重支付”交易有什么异样，因为挖矿程序都是自动在运行，并且不会时时监控每一个区块中的每一笔交易。
为了避免这类攻击，售卖大宗商品的商家应该在交易得到全网的6个确认之后再交付商品。或者，商家应该使用第三方 的多方签名的账户进行交易，并且也要等到交易账户获得全网多个确认之后再交付商品。一条交易的确认数越多，越难 被攻击者通过51%攻击篡改。
对于大宗商品的交易，即使在付款24小时之后再发货，对买卖双方来说使用比特币支付也 是方便并且有效率的。而24小时之后，这笔交易的全网确认数将达到至少144个（能有效降低被51%攻击的可能性）。
需要注意的是，51%攻击并不是像它的命名里说的那样，攻击者需要至少51%的算力才能发起，实际上，即使其拥有不 到51%的系统算力，依然可以尝试发起这种攻击。之所以命名为51％攻击，只是因为在攻击者的算力达到51%这个阈值 的时候，其发起的攻击尝试几乎肯定会成功。
本质上来看，共识攻击，就像是系统中所有矿工的算力被分成了两组，一 组为诚实算力，一组为攻击者算力，两组人都在争先恐后地计算块链上的新块，只是攻击者算力算出来的是精心构造 的、包含或者剔除了某些交易的块。因此，攻击者拥有的算力越少，在这场决逐中获胜的可能性就越小。
从另一个角度 讲，一个攻击者拥有的算力越多，其故意创造的分叉块链就可能越长，可能被篡改的最近的块或者或者受其控制的未来 的块就会越多。一些安全研究组织利用统计模型得出的结论是，算力达到全网的30%就足以发动51%攻击了。全网算力的急剧增长已经使得比特币系统不再可能被某一个矿工攻击，因为一个矿工已经不可能占据全网哪怕的1%算 力。
待补充
待补充
❷ STL内存管理详细分析
STL中内存管理非常精妙，本文以SGI STL为例，分析其内存管理的设计思路，也是对侯捷老师的《STL源码剖析》中相关内容的总结。
首先，从总体上看，STL空间配置器分为两级，针对大内存的申请，调用第一级空间配置器，对于小内存的申请，则调用第二级配置器。
第一级空间配置器对外提供了allocate()，deallocate(),reallocate()三个函数供用户使用，同时，其内部定义了oom_allocate()和oom_reallocate()函数，用于处理内存不足的情况。
deallocate()函数直接调用free函数释放内存，无须关心其他问题，重点在于内存不足情况下allocate()函数和reallocate()函数是如何应对的。
allocate()函数首先调用malloc函数获取内存，在内存不足的情况下，该函数会返回空指针NULL，当malloc函数返回NULL时，则会调用oom_allocate()函数尝试释放一些内存并再次进行申请。
这就是第一级空间配置器所提供的一种缓冲机制，第一级配置器中定义了一个函数指针，这个指针所指向的函数由用户所定义，因为只有用户知道哪些内存可以被释放来腾出空间，如果没有为该函数指针赋予相应的函数，则此时直接会抛出bad_alloc异常，若该函数指针被指定，则会不停调用该函数，直到申请到足够的内存，这里把它叫做内存不足处理函数，州镇辩它的运行过程如图所示
reallocate函数的内部运行过程和allocate函数的过程是相似的，只不过把malloc换成了realloc，oom_allocate换成了oom_reallocate，过程都是一样的。
第二级内存配置器负责小内存的管理
当申请大量的小内存时，一方面会把完整的内存区间划分的很破碎，当再次申请较大的内存时，可能会出现没有足够长的区间的情况，另一方面，大量的小区间也会使操作系统用来记录内存状态的数据结构很臃肿。
第二级内存配置器所采取的策略是，在第一次申请小内存时，先申请一大块内存留作备用，以后再申请小内存时，直接从上次申请的那一大块内存中划去要求的部旅旁分，不再向系统申请。
同样的，第二级空间配置器提供了标准接口allocate()、deallocate()、reallocate()三个接口，在介绍这三个接口之前，先介绍一下接下来会遇到的一些名词。
1. 内存区块，有时也简称区块
内存区块是指一块小内存，它的大小均为8的倍数，最大为128Bytes，即有8、16、24、32、40、48、56、64、72、80、88、96、114、122、128这几种，内存区块有自己的首地址，可以存储数据。在每个区块的前8个字节，存储下一个可用区块的地址，通过这种方式，可以形成一条区块链表
2. freelist数组
freelist数组是一个数组，内含16个元素，每一个元素是一个区块链表的首指针
3. 内存池
内存池是是一大块内存，它有三个参数：起始地址，终止地址以及大小，内存池的大小=终止地址 - 起始地址
在初始状态下，内存池是空的，内存区块也是不存在的，freelist数组中保存的都是空指针。
我们从这种状态下开始分析，该机制是如何运作的。
当申请的内存大于128bytes时，直接转交第一级配置器进行内存申请。
当申请的内存不大于128bytes时，假设申请n字节
1. 计算（n + 7）/7，得到一个整数值i，这个i即为freelist的元素索引
册缺 2. 访问freelist位于i的元素，此时该元素为NULL，不指向任何可用区块，这时将n向上调整为8的倍数，并调用refill函数
3. refill函数的作用是给freelist重新填充内存区块，这些区块从内存池中获得，一次默认取20个，通过函数chunk_alloc获得
chunk_alloc函数返回的是一块长度为nobjs*n的内存块，refill函数需要将这一整块连续内存分割为一个个内存区块，并构建链表的链接关系
在内存充足的情况下，第一个内存块会被返回给用户使用，从第二块内存块开始构建链接关系，如图所示
在内存不足的情况下，假如只分配到了一个区块，则该区块直接交给用户使用，freelist不进行更新
如果不足20个，则仍将获得的内存构建链接关系。
如果一个区块都没有获得，因为chunk_alloc函数内部调用了第一级配置器填充内存池，因此会按照第一级内存配置器的方式处理内存不足的情况。
这里我们要关注几个参数
1. 申请的内存总大小——size*nobjs，这里用total_bytes来表示
2. 内存池剩余空间——用bytes_left表示
如果total_bytes小于bytes_left，则直接划走total_bytes这么多内存，同时更新内存池的状态
如果内存池的剩余空间不够申请的那么多区块，即size < bytes_left < total_bytes，即能够供应一部分区块，则计算最多能划多少块，并划走
如果连一个区块都无法供应，这时候就要给内存池“加水”了
在“加水”之前，首先要把内存池中剩下的水收集起来，别浪费了，加到freelist上去，具体的步骤是，根据剩下的内存的大小确定freelist的index，因为每个内存块都是8的倍数，划走时也按照8的倍数划分的，因此生下来的内存一定可以构成一个内存区块，找到合适的freelist位置后，将这个区块加到freelist上，这时，就可以开始“加水”了
首先要确定“加多少水”，即为内存池填充的内存总量
1. 加完“水”后，要满足这次的内存申请的量，即大于total_bytes
2. 加完“水”后，内存池的大小应该比上一次的要大
SGI STL选择的量是
2 × total_bytes + heap_size >> 4
heap_size是以往内存池的容量的累加和，这里把它作为一个附加变量来看待，要满足，随着“加水”次数变多，每次加水的量应该越来越大这个条件
确定加多少水后，通过malloc函数获取内存
如果获取成功，则更新内存池的状态，并递归调用chunk_malloc，因为内存池已经充足，下一次能够直接获取指定的内存
如果没能获取那么多内存
首先，遍历freelist，如果freelist里面有大小大于一个size的空闲区块，则将这个区块加入到内存池，并递归
注意，这里的遍历并不是那种从freelist第一个开始逐个检查，而是以size为起点，确定freelist中相应的index，如果该index不含有空闲区块，则将size增加8字节，也就是检查下个freelist，直到后面的freelist都检查完，中途找到任何一个空闲区块，都会立即返回，不再遍历
如果遍历freelist也找不到足够的空闲区块，那么只能指望第一级配置器中由用户设置的内存不足处理函数能否解决，这里转交给第一级空间配置器，这时，要么第一级空间配置器顺利获得内存，这时会更新内存池，并递归，没能顺利获得内存，则会抛出异常。
释放内存的过程相对简单，由第二级内存配置器分配的内存，在释放时并不交由free函数进行释放，也不放到内存池中，而是把内存加入到freelist链表中，以备下次使用，这个过程主要是简单的链表操作，不作详解。
freelist中，每一个元素都是obj*，obj的结构如图所示
这里为什么要采用这种结构？
首先考虑它的功能，它是内存区块的链表结点，它需要记录当前区块的地址，以及下个区块的地址，每个地址都是8个字节的指针，用一个struct来表示，需要16字节，而使用union结构，只需要8个字节
在每个内存区块的前8个字节处，是个obj对象，它存储着下一个内存区块的地址，当用free_list_link来解引用这个指针时，有效区间为这8个字节，client_data是一个长度为1的数组，只有一个元素，它就是内存区块的第一个字节，为这个字节定义一个变量，并对它取址，得到的就是当前区块的地址，这里采用数组的形式而不是直接定义一个char，目的是直接将client_data作为数组首地址返回，而不需要调用取址运算符，将该内存区块返回时，返回client_data，无须进行类型转换，直接在union中切换就行，状态的改变不会改变前8个字节的内容，但内存区块交出去后，前八个字节的内容丢失也不重要了，在将内存区块加入到freelist中时，会重新设置前8个字节的值，保证数据的有效性。
❸ 区块链软件app有哪些
ChainStore区块链应用商店，它是一款集合了所有区块链、币圈的主流应用的专业应用商店。集合了交易所、钱包、行情软件、工具软件、区块链资讯、区块链游戏、行业应用等。
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❺ ETH开发实践——批量发送交易
在使用同一个地址连续发送交易时，每笔交易往往不可能立即到账， 当前交易还未到账的情况下，下一笔交易无论是通过 eth.getTransactionCount() 获取nonce值来设置，还是由节点自动从区块中查询，都会获得和前一笔交易同样的nonce值，这时节点就会报错 Error: replacement transaction underpriced
在构建一笔新的交易时，在交易数据结构中会产生一个nonce值， nonce是当前区块链下，发送者(from地址)发出的交易(成功记录进区块的)总数， 再加上1。例如新构建一笔从A发往B的交易，A地址之前的交易次数为10，那么这笔交易中的nonce则会设置成11， 节点验证通过后则会放入交易池（txPool）,并向其他节点广播，该笔交易等待矿工将其打包进新的区块。
那么，如果在先构建并发送了一笔从地址A发出的，nonce为11的交易，在该交易未打包进区块之前， 再次构建一笔从A发出的交易，并将它发送到节点，不管是先通过web3的eth.getTransactionCount(A)获取到的过往的交易数量，还是由节点自行填写nonce， 后面的这笔交易的nonce同样是11， 此时就出现了问题：
实际场景中，会有批量从一个地址发送交易的需求，首先这些操作可能也应该是并行的，我们不会等待一笔交易成功写入区块后再发起第二笔交易，那么此时有什么好的解决办法呢？先来看看geth节点中交易池对交易的处理流程
如之前所说，构建一笔交易时如果不手动设置nonce值，geth节点会默认计算发起地址此前最大nonce数（写入区块的才算数），然后将其加上1， 然后将这笔交易放入节点交易池中的pending队列，等到节点将其打包进区块。
构建交易时，nonce值是可以手动设置的，如果当前的nonce本应该设置成11， 但是我手动设置成了13， 在节点收到这笔交易时， 发现pending队列中并没有改地址下nonce为11及12的交易， 就会将这笔nonce为13的交易放入交易池的queued队列中。只有当前面的nonce补齐（nonce为11及12的交易被发现并放入pending队列）之后，才会将它放入pending队列中等待打包。
我们把pending队列中的交易视为可执行的，因为它们可能被矿工打包进最新的区块。 而queue队列因为前面的nonce存在缺失，暂时无法被矿工打包，称为不可执行交易。
那么实际开发中，批量从一个地址发送交易时，应该怎么办呢？
方案一：那么在批量从一个地址发送交易时， 可以持久化一个本地的nonce，构建交易时用本地的nonce去累加，逐一填充到后面的交易。（要注意本地的nonce可能会出现偏差，可能需要定期从区块中重新获取nonce，更新至本地）。这个方法也有一定的局限性，适合内部地址（即只有这个服务会使用该地址发送交易）。
说到这里还有个坑，许多人认为通过 eth.getTransactionCount(address, "pending") ，第二个参数为 pending ， 就能获得包含本地交易池pending队列的nonce值，但是实际情况并不是这样， 这里的 pending 只包含待放入打包区块的交易， 假设已写入交易区块的数量为20， 又发送了nonce为21，22，23的交易， 通过上面方法取得nonce可能是21（前面的21，22，23均未放入待打包区块）， 也可能是22（前面的21放入待打包区块了，但是22，23还未放入）。
方案二是每次构建交易时，从geth节点的pending队列取到最后一笔可执行交易的nonce, 在此基础上加1，再发送给节点。可以通过 txpool.content 或 txpool.inspect 来获得交易池列表，里面可以看到pending及queue的交易列表。
启动节点时，是可以设置交易池中的每个地址的pending队列的容量上限，queue队列的上容量上限， 以及整个交易池的pending队列和queue队列的容量上限。所以高并发的批量交易中，需要增加节点的交易池容量。
当然，除了扩大交易池，控制发送频率，更要设置合理的交易手续费，eth上交易写入区块的速度取决于手续费及eth网络的拥堵状况，发送每笔交易时，设置合理的矿工费用，避免大量的交易积压在交易池。
❻ QitChain创始人Shoaib博士有效数据聚合器将成为web3.0的关键引擎
作者：QTC FANS
QitChain创始人兼CEO Shoaib博士近日在接受专访时表示， QitChain的目标旨在通过构建一个Web 3.0的分布式信息聚合器，打造总值高达1万亿美元的QTC生态体系。
打造对标谷歌的新一代信息聚合器
Q1：白皮书提到，QitChain的目标是成为一个Web3.0的分布式信息聚合器。请问博士阁下，如何来定义信息聚合器？
答： QitChain 是一个启用区块链的信息聚合器。随着区块链的极致开发和包容，公链的成长和创新必不可少。
许多人可能正在思考分散式分布式搜索引擎如何帮助解决所有隐私问题。实际上，分散的分布式搜索引擎向我们展示了没有中央控制，它们分散在网络的不同节点上。没有一个分散的搜索引擎可以保存个人数据；他们甚至无法访问个人的搜索 历史 ，这是我们感到安全和私密的地方。
Qitchain 在区块链生态系统中引入关系语义；启用由基本关系运算符（如选择、投影和连接）组成的复杂查询。因此，即使只存储一条数据，查询处理能力也会提高。此外，Qitchain 提出了一个基于密码累加器的 ADS GCA2 树来支持区块链的可验证多维聚合查询，从而避免了额外的成本和最令人兴奋的特性。
Qitchain 是一条自治、独立的公链，旨在为区块链赋能。它对区块链中的有效数据进行分布式存储和分布式检索，形成区块链网络中的分布式搜索引擎。
Q2，白皮书中还提到了QitChain 对标Google。那么，请问： 1. 您知道 Google 是一家什么样的公司？他的优势在哪里？有什么缺点？ 2、与谷歌相比，贵公司有哪些优势？如何超越谷歌？
答： Qitchain 是一条独立的公链，旨在为区块链赋能。它执行有效数据的分布式存储和分布式检索，并在区块链网络中形成分布式搜索引擎。目前， QitChain处于底层设施建设阶段，正在升级底层协议以实现安全支付。未来，它将逐步构建智能合约，建立生态系统，整合NFT、元界等热门赛道项目，从而很快提供更多具有突破性的区块链企业、应用程序和程序。 QitChain 在互联网上对标谷歌，为区块链领域提供有能力和受保护的存储和检索服务。结果，它形成了一个分布式搜索引擎系统，触及庞大的用户群和开发人员。
Qitchain打造搜索引擎的初衷是同意人们拥有自己的资产和自由，并通过去中心化授权数据所有者。它还加强了对数据的控制，并让他们在如何处理或处理数据方面拥有更多发言权。
此外，正如我已经说过的，从这些数据中获得的金钱和其他报销应该在不需要中间人的情况下分给所有人。总而言之，这意味着：“我的数据，我的价值”。
与传统的搜索技术相比，我们可能并不总是意识到，每次我们通过搜索引擎、社交媒体或大型零售商浏览互联网时，我们的很多个人信息都会以某种形式被跟踪和记录。然后将这些信息用于无数营销活动。这些企业花费巨资希望在价值数十亿美元的在线消费行业中分一杯羹。这些活动被转化为侵入性的弹出式广告，而且大多是无关紧要的赞助广告，这些广告密封了我们的日常在线体验。
这些案例几乎是无限的，可以应用于我们感兴趣和在线搜索的任何产品或服务。同时也收到了目标报价的补偿。这意味著所谓去中心化的分布式搜索引擎，就是没有中央控制。
与此相反， Qitchain 的分布式搜索引擎工作方式不同。它采用了开放式搜索引擎的方法。使用开放式搜索引擎，任何搜索引擎都无法拥有您的数据。他们甚至无法访问您的搜索信息。它与传统的搜索使用没有太大区别。唯一不同的是，当其他人需要使用我的数据时，他们需要我的许可。当我的数据产生价值时，部分利润价值将归还给我。
我们看到区块链的现状：生态繁荣的以太坊网络，它的数据其实存储在中心化服务器中。现在在区块链的去中心化网络中，有大量的 NFT 和元界数据；未来数据会越来越多，分布式存储和搜索的需求也会越来越大，那么奇链将利用自身的技术和共识优势，提供WEB3.0服务的基础设施，提供分布式存储和检索服务
创建目标一万亿美金的生态体系
Q3：在区块链项目中，我们经常提到生态。您认为 QitChain 的理想生态应该是什么样的？你是如何接近理想生态的？
答： 在基础设施里面，QitChain 已经构建了区块链的账本、文件存储和交互协议等服务，为构建各种去中心化服务提供了基石。
在技术整合方面，QitChain将整合AI、AR、VR、IoT等一系列前端技术，随着技术的进步，未来将吸收更多高 科技 ，构建更强大的生态系统。
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在生态服务体系中，QitChain不仅提供DeFi、NFT、 游戏 、社交等共享去中心化应用，还塑造去中心化搜索引擎、元界等应用，建立Web3.0体系。转型、供应链金融、医疗保健和教育也将发挥重要作用。
技术上，主要是为未来大规模生态应用的落地做准备。首先也是最重要的是安全性。除了QITCHAIN对情节点的友好和低门槛外，有利于节点的去中心化和共识的建立，增加网络。
除了sanctuary，边缘计算也在取得突破，也就是说可以在web客户端实时进行数据加密和确认。二是提高图灵完整性，这是一个比较大的进步，预计最迟2022年第四季度可以实现大规模跨生态应用与合作。
Q4：如何理解QitChain的“三核两辐射”？它们与生态有何联系？
答： 在QitChain的生态规划中，首次提出以整个区块链为底层基础设施的“三核两带”——QitChain Network（核心支持）、Qit Search（核心服务）、Qit Mateverse （核心世界）和技术服务带，服务辐射带。
QitChain 以搜索引擎为主要服务，早期专注于底层数据的有效性和卓越性。为了让更多的成员参与到网络中，其共识机制建立了一个几乎没有门槛的模型。结合激励机制，可以有效获得全球会员对网络的持续参与和维护。
QitChain 没有在网络中设置固定的用户检索费用，而是由存储服务商为自己的服务定价，在存储服务商之间形成一个良性的竞争环境，从而更好地为用户服务。对于用户而言，“搜索即服务”可以满足未来更大的数据信息需求。同时，QitChain 将形成一个巨大的绿色聚合器，可以为所有用户提供他们感兴趣的任何服务。
从长远的生态发展来看，QitChain 作为区块链的底层基础设施，未来可能会成为一个难以替代的运营信息聚合器。随着技术的不断更新和突破， QitChain公链上将构建各类DApp，定期推进生态服务。多重通货紧缩的经济模型也将更加有力地供给网络生态循环。全球存储服务商的服务将更贴近用户的需求。存储服务商和用户可以获得最有价值的服务系统。
基于生态中其他两个核心和两个辐射带的支持，未来我们将推出元界产品。这是一个真正完全去中心化的虚拟世界和可搜索的虚拟世界。
Q5：潜在项目如何参与QitChain的生态建设？他们如何使项目盈利？
答： QTC主链新增PoST算法。这是CHIA的链式算法。 PoST 算法有大量的潜力，没有 P 盘也可以提供存储服务。升级周期约60天，3月1日开始扩容，预计4月底完成。 Qitchain的算法将升级为CPoC和PoST，Chia服务商将不再需要P盘为QTC生态建设者提供存储服务。 Qitchain主链算法升级 。由于增加了PoST算法，那么更加有利于主网进行嫁接智能合约，这样有利于跨链融合，后期也会设置QTC为搜索引擎的数据存储和搜索，并为其他生态提供存储和下载等服务，并建设其他生态，包括商城、知识付费、培训等，其中这些服务都需要消耗QTC进行。
Q6：QitChain的生态建设目前进展如何？你们将推出哪些举措来推动QitChain的生态建设？
答： 本月启动的主网升级计划进行了无限演进，预计第二季度完成。目前，团队正全力推进 CpoC+PoST主网升级，希望尽快上线。该基金会将设立1000万美元的基金进入二级市场。基金会与矿池开发商共同发起“QTC100”生态发展奖励计划；该活动将从4月开始，一直持续到2022年6月。之前由QTC组织的DAO活动为QitChain的生态建设背书，本月再次开始第六届DAO治理活动。
Q7：估计QitChain的生态规模？你觉得QitChain的生态最多能容纳多少生态建设者？
答： qitchain的生态规模估计为 1 万亿美元。 每年最多3000P的容量，后期会有升级的计划。
❼ 区块链为什么突然就火了
区块链火了！火得都快没有朋友了！这几天被各种区块链科普段子刷屏就像前两年讲众筹和股权，原始股一样，你出门跟人唠嗑，你不讲点区块链别人都不好意思跟你唠下去了教科书式解释：用分布式数据库识别、传播和记载信息的智能化对等网络。是一个由不同节点共同参与的分布式数据库系统，是开放式的账簿系统（ledger）。
微信组局中的“规则定下来后，大家自发登记”，对应在区块链中的概念即“去中心化，没有任何单一用户能够控制它”。微信组局中的“在微信群里登记情况”，对应在区块链中的概念即“点对点对等网络”。微信组局中的“只要联网就能得知最新进展”，对应在区块链中的概念即“博弈机制”。