{"id":10,"date":"2026-04-10T20:08:15","date_gmt":"2026-04-10T20:08:15","guid":{"rendered":"https:\/\/qat-3.multilingualpress.syde.wpinfra.cloud\/?p=10"},"modified":"2026-04-10T20:10:35","modified_gmt":"2026-04-10T20:10:35","slug":"bitcoin-un-sistema-de-dinero-electronico-entre-iguales","status":"publish","type":"post","link":"https:\/\/qat-3.multilingualpress.syde.wpinfra.cloud\/es\/blog\/2026\/04\/10\/bitcoin-un-sistema-de-dinero-electronico-entre-iguales\/","title":{"rendered":"Bitcoin: un sistema de dinero electr\u00f3nico entre iguales"},"content":{"rendered":"\n

<\/a>autor<\/p>\n\n\n\n

: Satoshi Nakamoto<\/p>\n\n\n\n

correo electr\u00f3nico<\/p>\n\n\n\n

: satoshin@gmx.com<\/a><\/p>\n\n\n\n

sitio<\/p>\n\n\n\n

: http:\/\/www.bitcoin.org\/<\/a><\/p>\n\n\n\n

Resumen.<\/strong> Una versi\u00f3n puramente peer-to-peer de dinero electr\u00f3nico permitir\u00eda
permitir que los pagos en l\u00ednea se env\u00eden directamente de una parte a otra
sin pasar por una entidad financiera. Las firmas digitales
parte de la soluci\u00f3n, pero las principales ventajas se pierden si se sigue necesitando un
tercero de confianza para evitar el doble gasto. En
proponemos una soluci\u00f3n al problema del doble gasto mediante una red
entre iguales. La red marca el tiempo de las transacciones introduci\u00e9ndolas en una
en una cadena continua de pruebas de trabajo basadas en hash, formando un registro que no puede modificarse sin rehacer la prueba de trabajo.
sin rehacer la prueba de trabajo. La cadena m\u00e1s larga no s\u00f3lo
sirve como prueba de la secuencia de eventos presenciados, sino como prueba de que
proviene del mayor conjunto de CPU. Mientras la mayor\u00eda de la CPU
CPU est\u00e9 controlada por nodos que no cooperan para atacar la red.
red, generar\u00e1n la cadena m\u00e1s larga y superar\u00e1n a los atacantes. La red
red requiere una estructura m\u00ednima. Los mensajes se difunden
y los nodos pueden abandonar la red y volver a unirse a ella a voluntad,
aceptando la cadena de prueba de trabajo m\u00e1s larga como prueba de lo que ocurri\u00f3
de lo que ha ocurrido en su ausencia.<\/p>\n\n\n\n

Introducci\u00f3n<\/h2>\n\n\n\n

El comercio en Internet se ha basado casi exclusivamente en
instituciones financieras que act\u00faan como terceros de confianza para procesar
pagos electr\u00f3nicos. Aunque el sistema funciona bastante bien para la mayor\u00eda de
transacciones, sigue adoleciendo de las debilidades inherentes al modelo basado en la confianza.
confianza. Las transacciones totalmente irreversibles no son realmente posibles, ya que las instituciones financieras no pueden evitar mediar en las disputas.
posibles, ya que las instituciones financieras no pueden evitar mediar en las disputas.
El coste de la mediaci\u00f3n aumenta los costes de transacci\u00f3n, limitando el tama\u00f1o m\u00ednimo
transacciones, limitando el tama\u00f1o m\u00ednimo pr\u00e1ctico de las transacciones y eliminando la posibilidad de peque\u00f1as transacciones casuales.
transacciones casuales, y hay un coste m\u00e1s amplio en la p\u00e9rdida de capacidad
de realizar pagos no reversibles por servicios no reversibles. Con la
posibilidad de reversi\u00f3n, se extiende la necesidad de confianza. Los comerciantes deben
de sus clientes y pedirles m\u00e1s informaci\u00f3n de la que necesitar\u00edan.
de la que necesitar\u00edan. Un cierto porcentaje de fraude se acepta como
inevitable. Estos costes e incertidumbres de pago pueden evitarse en
en persona utilizando moneda f\u00edsica, pero no existe ning\u00fan mecanismo para hacer
pagos a trav\u00e9s de un canal de comunicaci\u00f3n sin una parte de confianza.<\/p>\n\n\n\n

Lo que se necesita es un sistema de pago electr\u00f3nico basado en pruebas criptogr\u00e1ficas en lugar de en la confianza.
criptogr\u00e1fica en lugar de en la confianza, que permita a dos partes
directamente entre s\u00ed sin necesidad de un tercero de confianza.
Las transacciones que son computacionalmente impracticables de revertir proteger\u00edan a los vendedores del fraude.
proteger\u00edan a los vendedores del fraude, y para proteger a los compradores podr\u00edan aplicarse
para proteger a los compradores. En este art\u00edculo proponemos una soluci\u00f3n
al problema del doble gasto mediante un servidor de marcas de tiempo
para generar pruebas computacionales del orden cronol\u00f3gico de las transacciones.
cronol\u00f3gico de las transacciones. El sistema es seguro siempre que los nodos honestos
controlen colectivamente m\u00e1s potencia de CPU que cualquier grupo de nodos
nodos atacantes.<\/p>\n\n\n\n

Transacciones<\/h2>\n\n\n\n

Definimos una moneda electr\u00f3nica como una cadena de firmas digitales. Cada propietario de
propietario transfiere la moneda al siguiente firmando digitalmente un hash de la
transacci\u00f3n anterior y la clave p\u00fablica del siguiente propietario y a\u00f1adiendo
al final de la moneda. Un beneficiario puede verificar las firmas para
verificar la cadena de propiedad.<\/p>\n\n\n\n

\"\"<\/figure>\n\n\n\n

El problema, por supuesto, es que el beneficiario no puede verificar que uno de los propietarios
no gast\u00f3 dos veces la moneda. Una soluci\u00f3n com\u00fan es introducir una
autoridad central de confianza, o casa de la moneda, que compruebe cada transacci\u00f3n para
doble gasto. Despu\u00e9s de cada transacci\u00f3n, la moneda debe devolverse a la ceca para que emita una nueva moneda.
a la F\u00e1brica de la Moneda para que emita una nueva moneda, y s\u00f3lo se conf\u00eda en que las monedas emitidas directamente por la F\u00e1brica de la Moneda no hayan sido gastadas dos veces.
de la f\u00e1brica de la moneda. El problema de esta soluci\u00f3n
es que el destino de todo el sistema monetario depende de la empresa
que gestiona la f\u00e1brica de la moneda, ya que cada transacci\u00f3n tiene que pasar por ellos, al igual que
como un banco.<\/p>\n\n\n\n

Necesitamos una forma de que el beneficiario sepa que los propietarios anteriores no firmaron ninguna transacci\u00f3n anterior.
no firmaron ninguna transacci\u00f3n anterior. Para nuestros prop\u00f3sitos, la transacci\u00f3n
transacci\u00f3n es la que cuenta, as\u00ed que no nos importan los posteriores
intentos posteriores de doble gasto. La \u00fanica forma de confirmar la ausencia de una
transacci\u00f3n es estar al tanto de todas las transacciones. En el modelo basado en la casa de la moneda,
la casa de la moneda estaba al tanto de todas las transacciones y decid\u00eda cu\u00e1l llegaba primero.
Para lograr esto sin una parte de confianza, las transacciones deben ser
anunciarse p\u00fablicamente[^1], y necesitamos un sistema para que los participantes se pongan de acuerdo
en un \u00fanico historial del orden en que se recibieron. El beneficiario
necesita pruebas de que en el momento de cada transacci\u00f3n, la mayor\u00eda de los nodos
acordaron que fue la primera recibida.<\/p>\n\n\n\n

Servidor de marcas de tiempo<\/h2>\n\n\n\n

La soluci\u00f3n que proponemos comienza con un servidor de marcas de tiempo. Un servidor
Un servidor de marcas de tiempo funciona tomando un hash de un bloque de elementos a los que se les va a poner una marca de tiempo y publicando ampliamente el hash, por ejemplo, en un sitio web.
y lo publica ampliamente, por ejemplo en un peri\u00f3dico o en Usenet.
post[^2][^3][^4][^5]. La marca de tiempo demuestra que los datos
existir en ese momento, obviamente, para poder entrar en el hash. Cada
marca de tiempo incluye la marca de tiempo anterior en su hash, formando una cadena,
Cada marca de tiempo adicional refuerza las anteriores.<\/p>\n\n\n\n

\"\"<\/figure>\n\n\n\n

Prueba de trabajo<\/h2>\n\n\n\n

Para implementar un servidor de marcas de tiempo distribuido de igual a igual, necesitaremos
necesitaremos utilizar un sistema de prueba de trabajo similar a Hashcash
[^6] de Adam Back, en lugar de peri\u00f3dicos o mensajes de Usenet. La prueba de trabajo consiste en
la b\u00fasqueda de un valor que cuando se hash, como con SHA-256, el hash
comience con un n\u00famero de bits cero. El trabajo medio requerido es
exponencial en el n\u00famero de bits cero necesarios y puede verificarse
ejecutando un \u00fanico hash.<\/p>\n\n\n\n

Para nuestra red de marcas de tiempo, implementamos la prueba de trabajo mediante
incrementando un nonce en el bloque hasta que se encuentra un valor que da al
hash del bloque los cero bits necesarios. Una vez que el esfuerzo de la CPU
para hacer que satisfaga la prueba de trabajo, el bloque no puede ser
cambiar sin rehacer el trabajo. Como los bloques posteriores se encadenan despu\u00e9s de \u00e9l,
el trabajo para cambiar el bloque incluir\u00eda rehacer todos los bloques despu\u00e9s de
de \u00e9l<\/p>\n\n\n\n

\"\"<\/figure>\n\n\n\n

La prueba de trabajo tambi\u00e9n resuelve el problema de determinar la representaci\u00f3n
en la toma de decisiones por mayor\u00eda. Si la mayor\u00eda se basara en
una direcci\u00f3n IP, un voto, podr\u00eda ser subvertida por cualquiera capaz de asignar muchas direcciones IP.
asignar muchas IPs. Proof-of-work es esencialmente una CPU por voto. La decisi\u00f3n mayoritaria de
decisi\u00f3n mayoritaria est\u00e1 representada por la cadena m\u00e1s larga, que tiene el
mayor esfuerzo de prueba de trabajo invertido en ella. Si la mayor\u00eda de la CPU
est\u00e1 controlada por nodos honestos, la cadena honesta crecer\u00e1 m\u00e1s r\u00e1pido
y superar\u00e1 a cualquier cadena competidora. Para modificar un bloque anterior, un atacante
tendr\u00eda que rehacer la prueba de trabajo del bloque y de todos los bloques posteriores.
y despu\u00e9s alcanzar y superar el trabajo de los nodos honestos. En
demostraremos m\u00e1s adelante que la probabilidad de que un atacante lento se ponga al d\u00eda
disminuye exponencialmente a medida que se a\u00f1aden bloques.<\/p>\n\n\n\n

Para compensar el aumento de la velocidad del hardware y el inter\u00e9s variable en
nodos en funcionamiento a lo largo del tiempo, la dificultad de la prueba de trabajo se determina mediante una
media m\u00f3vil que apunta a un n\u00famero medio de bloques por hora. Si
se generan demasiado r\u00e1pido, la dificultad aumenta.<\/p>\n\n\n\n

Red<\/h2>\n\n\n\n

Los pasos para hacer funcionar la red son los siguientes:<\/p>\n\n\n\n

    \n
  1. Las nuevas transacciones se difunden a todos los nodos.<\/li>\n\n\n\n
  2. Cada nodo recopila las nuevas transacciones en un bloque.<\/li>\n\n\n\n
  3. Cada nodo trabaja para encontrar una prueba de trabajo dif\u00edcil para su bloque.<\/li>\n\n\n\n
  4. Cuando un nodo encuentra una prueba de trabajo, difunde el bloque a todos los nodos.
    nodos.<\/li>\n\n\n\n
  5. Los nodos aceptan el bloque s\u00f3lo si todas las transacciones que contiene son v\u00e1lidas y no se han gastado.
    y no se han gastado.<\/li>\n\n\n\n
  6. Los nodos expresan su aceptaci\u00f3n del bloque trabajando para crear
    el siguiente bloque de la cadena, utilizando el hash del bloque aceptado como
    el hash anterior.<\/li>\n<\/ol>\n\n\n\n

    Los nodos siempre consideran que la cadena m\u00e1s larga es la correcta y seguir\u00e1n trabajando para ampliarla.
    y seguir\u00e1n trabajando para ampliarla. Si dos nodos difunden versiones diferentes
    del siguiente bloque simult\u00e1neamente, algunos nodos pueden recibir uno u otro primero.
    otro primero. En ese caso, trabajan en la primera que recibieron, pero
    guardan la otra rama por si se alarga. El empate se romper\u00e1
    cuando se encuentre la siguiente prueba de trabajo y una de las ramas se alargue.
    nodos que estaban trabajando en la otra rama cambiar\u00e1n entonces a la
    rama m\u00e1s larga.<\/p>\n\n\n\n

    Las transmisiones de nuevas transacciones no tienen por qu\u00e9 llegar a todos los nodos.
    Mientras lleguen a muchos nodos, no tardar\u00e1n en entrar en un bloque.
    tiempo. Las transmisiones en bloque tambi\u00e9n toleran los mensajes perdidos. Si un nodo
    Si un nodo no recibe un bloque, lo solicitar\u00e1 cuando reciba el siguiente bloque y se d\u00e9 cuenta de que ha perdido uno.
    bloque y se d\u00e9 cuenta de que ha perdido uno.<\/p>\n\n\n\n

    Incentivo<\/h2>\n\n\n\n

    Por convenci\u00f3n, la primera transacci\u00f3n de un bloque es una transacci\u00f3n especial
    que inicia una nueva moneda propiedad del creador del bloque. Esto a\u00f1ade un incentivo
    incentivo para que los nodos apoyen la red, y proporciona una forma de
    distribuir inicialmente las monedas en circulaci\u00f3n, ya que no hay una autoridad
    central que las emita. La adici\u00f3n constante de una cantidad constante de
    nuevas monedas es an\u00e1loga a los mineros de oro que gastan recursos para a\u00f1adir oro a la
    a la circulaci\u00f3n. En nuestro caso, lo que se gasta es tiempo de CPU y electricidad.
    electricidad.<\/p>\n\n\n\n

    El incentivo tambi\u00e9n puede financiarse con comisiones por transacci\u00f3n. Si el valor
    Si el valor de salida de una transacci\u00f3n es menor que su valor de entrada, la diferencia es una tasa de transacci\u00f3n que se a\u00f1ade al valor de incentivo del bloque.
    que se a\u00f1ade al valor del incentivo del bloque que contiene la transacci\u00f3n.
    que contiene la transacci\u00f3n. Una vez que un n\u00famero predeterminado de monedas
    de monedas en circulaci\u00f3n, el incentivo puede pasar a ser
    de transacci\u00f3n y estar completamente libre de inflaci\u00f3n.<\/p>\n\n\n\n

    El incentivo puede ayudar a animar a los nodos a mantenerse honestos. Si un atacante
    atacante es capaz de reunir m\u00e1s potencia de CPU que todos los nodos honestos,
    tendr\u00eda que elegir entre usarla para defraudar a la gente robando
    sus pagos, o utilizarla para generar nuevas monedas. Deber\u00eda
    m\u00e1s rentable jugar seg\u00fan las reglas, unas reglas que le favorecen con
    m\u00e1s monedas nuevas que todos los dem\u00e1s juntos, que socavar el sistema
    y la validez de su propia riqueza.<\/p>\n\n\n\n

    Recuperar espacio en disco<\/h2>\n\n\n\n

    Una vez que la \u00faltima transacci\u00f3n de una moneda est\u00e1 enterrada bajo suficientes bloques, las
    transacciones anteriores pueden descartarse para ahorrar espacio en disco. Para
    facilitar esto sin romper el hash del bloque, las transacciones se
    en un \u00e1rbol Merkle[^7][^8][^9], y s\u00f3lo la ra\u00edz se incluye en el hash del bloque.
    hash del bloque. Los bloques antiguos se pueden compactar eliminando ramas
    del \u00e1rbol. No es necesario almacenar los hashes interiores.<\/p>\n\n\n\n

    \"\"<\/figure>\n\n\n\n

    Una cabecera de bloque sin transacciones ocupar\u00eda unos 80 bytes. Si
    Si suponemos que los bloques se generan cada 10 minutos, 80 bytes * 6 * 24 * 365 = 4,2 MB al a\u00f1o.
    365 = 4,2 MB al a\u00f1o. Con los sistemas inform\u00e1ticos que suelen venderse con 2 GB
    de RAM a partir de 2008, y la Ley de Moore predice un crecimiento actual de 1,2 GB
    por a\u00f1o, el almacenamiento no deber\u00eda ser un problema, incluso si las cabeceras de bloque deben mantenerse en memoria.
    en memoria.<\/p>\n\n\n\n

    Verificaci\u00f3n de pagos simplificada<\/h2>\n\n\n\n

    Es posible verificar los pagos sin ejecutar un nodo de red completo. A
    Un usuario s\u00f3lo necesita guardar una copia de las cabeceras de bloque de la cadena de prueba de trabajo m\u00e1s larga.
    de la cadena de prueba de trabajo m\u00e1s larga, que puede obtener consultando los nodos de la red hasta que est\u00e9 convencido de que tiene la cadena de prueba de trabajo m\u00e1s larga.
    que est\u00e9 convencido de que tiene la cadena m\u00e1s larga, y obtener la rama Merkle
    …que vincula la transacci\u00f3n con el bloque en el que est\u00e1 registrada. No puede
    comprobar la transacci\u00f3n por s\u00ed mismo, pero mediante la vinculaci\u00f3n a un lugar en el
    …puede ver que un nodo de la red la ha aceptado, y los bloques agregados…
    despu\u00e9s confirman que la red la ha aceptado.<\/p>\n\n\n\n

    \"\"<\/figure>\n\n\n\n

    As\u00ed, la verificaci\u00f3n es fiable mientras los nodos honestos controlen la red.
    controlen la red, pero es m\u00e1s vulnerable si la red es dominada por un
    atacante. Aunque los nodos de la red pueden verificar las transacciones por s\u00ed mismos,
    el m\u00e9todo simplificado puede ser enga\u00f1ado por un atacante.
    mientras el atacante siga dominando la red.
    red. Una estrategia para protegerse de esto ser\u00eda aceptar alertas
    de los nodos de la red cuando detecten un bloque inv\u00e1lido.
    de descargar el bloque completo y las transacciones alertadas para confirmar la inconsistencia.
    para confirmar la incoherencia. Las empresas que reciben pagos frecuentes
    nodos propios para una seguridad m\u00e1s independiente y una verificaci\u00f3n m\u00e1s r\u00e1pida.
    y una verificaci\u00f3n m\u00e1s r\u00e1pida.<\/p>\n\n\n\n

    Combinar y dividir valor<\/h2>\n\n\n\n

    Aunque ser\u00eda posible manejar las monedas de forma individual, ser\u00eda
    una transacci\u00f3n separada por cada c\u00e9ntimo de una transferencia. Para
    dividir y combinar el valor, las transacciones contienen m\u00faltiples entradas y salidas.
    entradas y salidas. Normalmente habr\u00e1 una \u00fanica entrada procedente de una
    transacci\u00f3n anterior m\u00e1s grande o varias entradas que combinan
    como m\u00e1ximo dos salidas: una para el pago y otra para devolver el cambio, si lo hay, al remitente.
    el cambio, si lo hay, al remitente.<\/p>\n\n\n\n

    \"\"<\/figure>\n\n\n\n

    Hay que tener en cuenta que el fan-out, cuando una transacci\u00f3n depende de varias
    transacciones, y esas transacciones dependen de muchas m\u00e1s, no es un
    problema. Nunca es necesario extraer una copia completa e independiente del historial de una transacci\u00f3n.
    del historial de una transacci\u00f3n.<\/p>\n\n\n\n

    Privacidad<\/h2>\n\n\n\n

    El modelo bancario tradicional logra un nivel de privacidad limitando
    acceso a la informaci\u00f3n a las partes implicadas y al tercero de confianza.
    de confianza. La necesidad de anunciar p\u00fablicamente todas las transacciones excluye este m\u00e9todo.
    este m\u00e9todo, pero se puede mantener la privacidad interrumpiendo el flujo de
    informaci\u00f3n en otro lugar: manteniendo el anonimato de las claves p\u00fablicas. El p\u00fablico de
    p\u00fablico puede ver que alguien est\u00e1 enviando una cantidad a otra persona, pero
    pero sin informaci\u00f3n que vincule la transacci\u00f3n con nadie. Esto es similar
    al nivel de informaci\u00f3n divulgada por las bolsas de valores, donde la hora
    y el volumen de cada operaci\u00f3n, la \u00abcinta\u00bb, se hace p\u00fablica, pero sin decir qui\u00e9nes son las partes.
    qui\u00e9nes son las partes.<\/p>\n\n\n\n

    \"\"<\/figure>\n\n\n\n

    Como cortafuegos adicional, debe utilizarse un nuevo par de claves para cada
    para evitar que se vinculen a un propietario com\u00fan. En
    vinculaci\u00f3n sigue siendo inevitable con las transacciones multientrada, que
    necesariamente revelan que sus entradas pertenec\u00edan al mismo propietario. El riesgo
    El riesgo es que si se revela el propietario de una clave, la vinculaci\u00f3n podr\u00eda revelar
    otras transacciones que pertenec\u00edan al mismo propietario.<\/p>\n\n\n\n

    C\u00e1lculos<\/h2>\n\n\n\n

    Consideramos el escenario de un atacante que intenta generar una cadena alternativa
    alternativa m\u00e1s r\u00e1pida que la cadena honesta. Aunque esto se consiga
    el sistema a cambios arbitrarios, como crear valor de la nada o tomar dinero que
    crear valor de la nada o tomar dinero que nunca perteneci\u00f3 al atacante.
    atacante. Los nodos no van a aceptar una transacci\u00f3n inv\u00e1lida como pago.
    como pago, y los nodos honestos nunca aceptar\u00e1n un bloque que las contenga. Un atacante de
    Un atacante s\u00f3lo puede intentar cambiar una de sus propias transacciones para recuperar el dinero que ha gastado recientemente.
    dinero que ha gastado recientemente.<\/p>\n\n\n\n

    La carrera entre la cadena honesta y una cadena atacante se puede
    puede caracterizarse como un paseo aleatorio binomial. El evento de \u00e9xito es que la cadena honesta
    honesta se ampl\u00eda en un bloque, aumentando su ventaja en +1, y el
    El evento de fracaso es que la cadena del atacante se extienda un bloque,
    reduciendo la diferencia en -1.<\/p>\n\n\n\n

    La probabilidad de que un atacante se ponga al d\u00eda a partir de un d\u00e9ficit dado es
    an\u00e1loga al problema de la ruina del jugador. Supongamos que un jugador con cr\u00e9dito ilimitado
    cr\u00e9dito ilimitado comienza con un d\u00e9ficit y juega un n\u00famero potencialmente infinito de pruebas para intentar alcanzar el punto de equilibrio.
    pruebas para intentar alcanzar el punto de equilibrio. Podemos calcular la probabilidad de que
    de que llegue al punto de equilibrio, o de que un atacante alcance a la
    cadena honesta, como sigue[^10]:<\/p>\n\n\n\n

    | p = probabilidad de que un nodo honesto encuentre el siguiente bloque
    | q = probabilidad de que el atacante encuentre el siguiente bloque
    | qz = probabilidad de que el atacante alcance a z bloques por detr\u00e1s<\/p>\n\n\n\n

    $$begin{aligned}
    q_z =
    …q_z = …q_z = …q_z = …q_z = …q_z =
    1 & text{if } p leqslant q
    left(q\/pright)^z & text{if } p > q
    fin{casos}
    end{aligned}$$<\/p>\n\n\n\n

    Dada nuestra suposici\u00f3n de que p > q, la probabilidad cae exponencialmente a medida que
    el n\u00famero de bloques que el atacante tiene que alcanzar aumenta. Con
    con las probabilidades en su contra, si no da un golpe de suerte pronto
    sus posibilidades se desvanecen a medida que se retrasa.<\/p>\n\n\n\n

    Consideremos ahora cu\u00e1nto tiempo debe esperar el destinatario de una nueva transacci\u00f3n
    esperar antes de estar suficientemente seguro de que el emisor no puede cambiar la transacci\u00f3n.
    transacci\u00f3n. Suponemos que el remitente es un atacante que quiere hacer creer al destinatario que le ha pagado durante un tiempo.
    destinatario crea que le ha pagado durante un tiempo, y luego lo cambie para pagarse a
    s\u00ed mismo despu\u00e9s de que haya pasado alg\u00fan tiempo. El receptor ser\u00e1 alertado cuando
    eso ocurra, pero el remitente espera que sea demasiado tarde.<\/p>\n\n\n\n

    El receptor genera un nuevo par de claves y entrega la clave p\u00fablica al
    remitente poco antes de firmar. Esto evita que el emisor prepare una
    cadena de bloques con antelaci\u00f3n trabajando en ella continuamente hasta que tenga la
    hasta que tenga la suerte de adelantarse lo suficiente y ejecute la transacci\u00f3n en ese momento.
    ese momento. Una vez enviada la transacci\u00f3n, el emisor deshonesto empieza a
    una cadena paralela que contiene una versi\u00f3n alternativa de su transacci\u00f3n.
    de su transacci\u00f3n.<\/p>\n\n\n\n

    El receptor espera hasta que la transacci\u00f3n se haya a\u00f1adido a un bloque y
    z bloques se hayan enlazado despu\u00e9s de ella. No conoce la cantidad exacta de
    progreso que ha hecho el atacante, pero suponiendo que los bloques honestos tardaron el
    tiempo medio esperado por bloque, el progreso potencial del atacante ser\u00e1
    ser\u00e1 una distribuci\u00f3n de Poisson con valor esperado:<\/p>\n\n\n\n

    $$lambda = z frac{q}{p}$$<\/p>\n\n\n\n

    Para obtener la probabilidad de que el atacante a\u00fan pueda alcanzarnos ahora, multiplicamos
    multiplicamos la densidad de Poisson para cada cantidad de progreso que podr\u00eda haber
    …por la probabilidad de que pueda alcanzarlo desde ese punto:<\/p>\n\n\n\n

    $$begin{aligned}
    suma _{k=0}^infty frac{lambda ^k e^{-lambda}} \u00a1k!} cdot
    begin{casos}
    izquierda(q\/pderecha)^{(z-p)} & text{if } k leqslant z
    1 y si k > z
    y si k > z
    end{aligned}$$<\/p>\n\n\n\n

    Reordenando para evitar sumar la cola infinita de la distribuci\u00f3n…<\/p>\n\n\n\n

    $$1 – sum _{k=0}^z frac{lambda ^k e^{-lambda}}{k!} left(1 – left(q\/pright)^{(z-k)}right)$$<\/p>\n\n\n\n

    Convirtiendo a c\u00f3digo C…<\/p>\n\n\n\n

    #include <math.h> double ProbabilidadSuccesoAtacante(double q, int z) { double p = 1.0 - q; double lambda = z * (q \/ p); double sum = 1.0; int i, k; for (k = 0; k <= z; k++) { double poisson = exp(-lambda); for (i = 1; i <= k; i++) poisson *= lambda \/ i; sum -= poisson * (1 - pow(q \/ p, z - k)); } return sum; }<\/code><\/pre>\n\n\n\n
    Corriendo algunos resultados, podemos ver que la probabilidad cae exponencialmente
    con z.<\/p>\n\n\n\n
    q=0.1 z=0 P=1.0000000 z=1 P=0.2045873 z=2 P=0.0509779 z=3 P=0.0131722 z=4 P=0.0034552 z=5 P=0.0009137 z=6 P=0.0002428 z=7 P=0.0000647 z=8 P=0.0000173 z=9 P=0.0000046 z=10 P=0.0000012 q=0.3 z=0 P=1.0000000 z=5 P=0.1773523 z=10 P=0.0416605 z=15 P=0.0101008 z=20 P=0.0024804 z=25 P=0.0006132 z=30 P=0.0001522 z=35 P=0.0000379 z=40 P=0.0000095 z=45 P=0.0000024 z=50 P=0.0000006<\/code><\/pre>\n\n\n\n
    Resolviendo para P inferior al 0,1%…<\/p>\n\n\n\n
    P < 0.001 q=0.10 z=5 q=0.15 z=8 q=0.20 z=11 q=0.25 z=15 q=0.30 z=24 q=0.35 z=41 q=0.40 z=89 q=0.45 z=340<\/code><\/pre>\n\n\n\n
    Conclusi\u00f3n<\/h2>\n\n\n\n
    Hemos propuesto un sistema para transacciones electr\u00f3nicas sin depender de
    confianza. Empezamos con el marco habitual de monedas hechas a partir de firmas
    digital, que proporciona un fuerte control de la propiedad, pero es
    incompleto sin una forma de evitar el doble gasto. Para solucionarlo
    Para resolverlo, propusimos una red de igual a igual que utiliza la prueba de trabajo para registrar un historial p\u00fablico de transacciones que se convierte r\u00e1pidamente en una prueba computacional.
    p\u00fablico de transacciones que r\u00e1pidamente se convierte en computacionalmente impracticable
    si los nodos honestos controlan la mayor\u00eda de la potencia de la CPU.
    de la CPU. La red es robusta en su simplicidad no estructurada. Los nodos trabajan
    todos a la vez con poca coordinaci\u00f3n. No necesitan identificarse,
    ya que los mensajes no se dirigen a ning\u00fan lugar en particular y s\u00f3lo necesitan
    y s\u00f3lo tienen que entregarse en funci\u00f3n del mejor esfuerzo. Los nodos pueden abandonar y volver a unirse a la
    red a voluntad, aceptando la cadena de prueba de trabajo como prueba de lo que ha ocurrido en su ausencia.
    de lo que ha sucedido en su ausencia. Votan con su potencia de CPU,
    expresan su aceptaci\u00f3n de bloques v\u00e1lidos trabajando en su ampliaci\u00f3n
    y rechazan los bloques inv\u00e1lidos neg\u00e1ndose a trabajar en ellos. Con
    con este mecanismo de consenso.<\/p>\n\n\n\n
    Referencias<\/h2>\n\n\n\n
    [^1]: W. Dai, \u00abb-money\u00bb, http:\/\/www.weidai.com\/bmoney.txt,<\/a> 1998.<\/p>\n\n\n\n
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    secure timestamping service with minimal trust requirements\u00bb.
    En 20th Symposium on Information Theory in the Benelux,
    mayo de 1999.<\/p>\n\n\n\n
    [^3]: S. Haber, W.S. Stornetta, \u00abHow to time-stamping a digital
    digital\u00bb, en Journal of Cryptology, vol. 3, n\u00ba 2, pp.
    99-111, 1991.<\/p>\n\n\n\n
    [^4]: D. Bayer, S. Haber, W.S. Stornetta, \u00abImproving the efficiency
    and reliability of digital time-stamping,\u00bb In Sequences II:
    Methods in Communication, Security and Computer Science, pp.
    329-334, 1993.<\/p>\n\n\n\n
    [^5]: S. Haber, W.S. Stornetta, \u00abSecure names for bit-strings\u00bb, en
    Proceedings of the 4th ACM Conference on Computer and
    Communications Security, p\u00e1ginas 28-35, abril de 1997.<\/p>\n\n\n\n
    [^6]: A. Back, \u00abHashcash – a denial of service counter-measure\u00bb.
    http:\/\/www.hashcash.org\/papers\/hashcash.pdf,<\/a> 2002.<\/p>\n\n\n\n
    [^7]: R.C. Merkle, \u00abProtocols for public key cryptosystems\u00bb, en Proc.
    1980 Symposium on Security and Privacy, IEEE Computer Society, p\u00e1ginas
    122-133, abril de 1980.<\/p>\n\n\n\n
    [^8]: H. Massias, X.S. Avila, y J.-J. Quisquater, \u00abDesign of a
    secure timestamping service with minimal trust requirements\u00bb.
    En 20th Symposium on Information Theory in the Benelux,
    mayo de 1999.<\/p>\n\n\n\n
    [^9]: S. Haber, W.S. Stornetta, \u00abSecure names for bit-strings,\u00bb In
    Proceedings of the 4th ACM Conference on Computer and
    Communications Security, p\u00e1ginas 28-35, abril de 1997.<\/p>\n\n\n\n
    [^10]: W. Feller, \u00abAn introduction to probability theory and its
    aplicaciones\u00bb, 1957.<\/p>\n","protected":false},"excerpt":{"rendered":"
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