{"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":"2026-08-21T15:05:34","modified_gmt":"2026-08-21T15:05:34","slug":"bitcoin-un-sistema-de-dinero-electronico-entre-pares","status":"publish","type":"post","link":"https:\/\/qat-3.multilingualpress.syde.wpinfra.cloud\/es\/blog\/2026\/04\/10\/bitcoin-un-sistema-de-dinero-electronico-entre-pares\/","title":{"rendered":"Bitcoin: un sistema de dinero electr\u00f3nico entre pares"},"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

p\u00e1gina web<\/p>\n\n\n\n

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

Resumen.<\/strong> Una versi\u00f3n de dinero electr\u00f3nico puramente entre pares permitir\u00eda
permitir\u00eda que los pagos en l\u00ednea se enviaran directamente de una parte a otra
sin pasar por una entidad financiera. Las firmas digitales
ofrecen parte de la soluci\u00f3n, pero las principales ventajas se pierden si
se sigue necesitando un tercero de confianza para evitar el doble gasto. Proponemos
Proponemos una soluci\u00f3n al problema del doble gasto mediante una red entre pares
. La red marca temporalmente las transacciones mediante su inclusi\u00f3n, mediante un algoritmo hash, en una
cadena continua de pruebas de trabajo basadas en hash, formando un registro que no puede
modificarse sin volver a realizar la prueba de trabajo. La cadena m\u00e1s larga no solo
sirve como prueba de la secuencia de eventos atestiguados, sino tambi\u00e9n como prueba de que
proviene del mayor conjunto de potencia de CPU. Siempre que la mayor\u00eda de la potencia de CPU
est\u00e9 controlada por nodos que no cooperen para atacar la
red, estos generar\u00e1n la cadena m\u00e1s larga y superar\u00e1n a los atacantes. La
red en s\u00ed misma requiere una estructura m\u00ednima. Los mensajes se transmiten
seg\u00fan el principio de \u00abmejor esfuerzo\u00bb, y los nodos pueden abandonar y volver a unirse a la red a su antojo,
aceptando la cadena m\u00e1s larga de prueba de trabajo como prueba de lo que ocurri\u00f3
mientras estaban ausentes.<\/p>\n\n\n\n

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

El comercio en Internet ha llegado a depender casi exclusivamente de
instituciones financieras que act\u00faan como terceros de confianza para procesar
los pagos electr\u00f3nicos. Aunque el sistema funciona bastante bien para la mayor\u00eda de
transacciones, sigue adoleciendo de las debilidades inherentes al modelo
. Las transacciones totalmente irreversibles no son realmente
posibles, ya que las entidades financieras no pueden evitar mediar en las disputas.
El coste de la mediaci\u00f3n aumenta los costes de transacci\u00f3n, lo que limita el
pr\u00e1ctico de las transacciones y elimina la posibilidad de realizar peque\u00f1as
ocasionales, y existe un coste m\u00e1s amplio derivado de la p\u00e9rdida de la capacidad
de realizar pagos irreversibles por servicios irreversibles. Ante la
posibilidad de reversi\u00f3n, se extiende la necesidad de confianza. Los comerciantes deben
desconfiar de sus clientes, exigi\u00e9ndoles m\u00e1s informaci\u00f3n de la que
necesitar\u00edan en otras circunstancias. Se acepta que un cierto porcentaje de fraude es
inevitable. Estos costes e incertidumbres en los pagos pueden evitarse
persona utilizando moneda f\u00edsica, pero no existe ning\u00fan mecanismo para realizar
realizar 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 la
en lugar de en la confianza, que permita a dos partes dispuestas a ello realizar transacciones
directamente entre s\u00ed sin necesidad de un tercero de confianza.
Las transacciones que resulten computacionalmente inviables de revertir
proteger\u00edan a los vendedores frente al fraude, y se podr\u00edan implementar f\u00e1cilmente
implementarse f\u00e1cilmente 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 distribuido
para generar una prueba computacional del orden cronol\u00f3gico
orden cronol\u00f3gico de las transacciones. El sistema es seguro siempre que los nodos honestos
controlen colectivamente m\u00e1s potencia de CPU que cualquier grupo cooperante de
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 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
estas al final de la moneda. Un beneficiario puede verificar las firmas para
comprobar 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 ninguno de los propietarios
no haya realizado un doble gasto de la moneda. Una soluci\u00f3n habitual consiste en introducir una
autoridad central de confianza, o \u00abcasa de la moneda\u00bb, que compruebe cada transacci\u00f3n en busca de
un doble gasto. Tras cada transacci\u00f3n, la moneda debe devolverse a
la casa de la moneda para que emita una nueva moneda, y solo se conf\u00eda en que las monedas emitidas directamente por la
casa de la moneda se consideran fiables y no se gastan dos veces. El problema de esta soluci\u00f3n
es que el destino de todo el sistema monetario depende de la empresa
que gestiona la casa de la moneda, ya que todas las transacciones tienen que pasar por ella, igual
como un banco.<\/p>\n\n\n\n

Necesitamos una forma de que el beneficiario sepa que los propietarios anteriores no
firmado ninguna transacci\u00f3n anterior. A efectos de nuestro an\u00e1lisis, la
es la que cuenta, por lo que no nos preocupan los
intentos posteriores de doble gasto. La \u00fanica forma de confirmar la ausencia de una
transacci\u00f3n es conocer todas las transacciones. En el modelo basado en la casa de moneda,
la casa de moneda ten\u00eda constancia de todas las transacciones y decid\u00eda cu\u00e1l hab\u00eda llegado primero.
Para lograrlo sin una parte de confianza, las transacciones deben
anunciadas 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 una prueba de que, en el momento de cada transacci\u00f3n, la mayor\u00eda de los nodos
estuvieran de acuerdo en que era la primera recibida.<\/p>\n\n\n\n

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

La soluci\u00f3n que proponemos parte de un servidor de marcas de tiempo. Un servidor de marcas de tiempo
funciona calculando un hash de un bloque de elementos a los que se va a aplicar la marca de tiempo y
publicando dicho hash ampliamente, por ejemplo, en un peri\u00f3dico o en una entrada de Usenet
[^2][^3][^4][^5]. El sello de tiempo demuestra que los datos deb\u00edan
existido en ese momento, obviamente, para poder incluirse en el hash. Cada
marca de tiempo incluye la marca de tiempo anterior en su hash, formando una cadena,
en la que cada marca de tiempo adicional refuerza a 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 en una red entre iguales,
tendremos que utilizar un sistema de prueba de trabajo similar al Hashcash de Adam Back
[^6], en lugar de art\u00edculos de peri\u00f3dico o publicaciones en Usenet. La prueba de trabajo consiste en
buscar un valor que, al ser sometido a un algoritmo hash \u2014como SHA-256\u2014, el hash
comience con una serie de bits cero. El trabajo medio requerido es
exponencial en funci\u00f3n del n\u00famero de bits cero requeridos y puede verificarse
ejecutar un \u00fanico hash.<\/p>\n\n\n\n

Para nuestra red de marcas de tiempo, implementamos la prueba de trabajo
incrementando un nonce en el bloque hasta encontrar un valor que proporcione
hash del bloque los bits a cero requeridos. Una vez que se ha invertido el esfuerzo de la CPU
realizado para que cumpla con la prueba de trabajo, el bloque no puede
modificado sin volver a realizar el trabajo. Dado que los bloques posteriores se encadenan a \u00e9l,
el trabajo necesario para modificar el bloque implicar\u00eda rehacer todos los bloques posteriores
\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
\u00abuna direcci\u00f3n IP, un voto\u00bb, cualquiera capaz de
asignarse muchas direcciones IP. La prueba de trabajo se basa, en esencia, en el principio de \u00abuna CPU, un voto\u00bb. La
decisi\u00f3n mayoritaria viene representada por la cadena m\u00e1s larga, que es aquella en la que
mayor esfuerzo de prueba de trabajo invertido en ella. Si la mayor\u00eda de la potencia de CPU
est\u00e1 controlada por nodos honestos, la cadena honesta crecer\u00e1 m\u00e1s r\u00e1pido
y superar\u00e1 a cualquier cadena rival. Para modificar un bloque anterior, un atacante
tendr\u00eda que volver a realizar la prueba de trabajo de ese bloque y de todos los bloques posteriores a
, para luego ponerse al d\u00eda y superar el trabajo de los nodos honestos.
M\u00e1s adelante demostraremos que la probabilidad de que un atacante m\u00e1s lento alcance
disminuye exponencialmente a medida que se a\u00f1aden bloques posteriores.<\/p>\n\n\n\n

Para compensar el aumento de la velocidad del hardware y la variaci\u00f3n del inter\u00e9s en
ejecutar nodos a lo largo del tiempo, la dificultad de la prueba de trabajo viene determinada por una
media m\u00f3vil que tiene como objetivo 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 poner en marcha la red son los siguientes:<\/p>\n\n\n\n

    \n
  1. Las nuevas transacciones se transmiten 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 se dedica a buscar una prueba de trabajo (proof-of-work) para su bloque.<\/li>\n\n\n\n
  4. Cuando un nodo encuentra una prueba de trabajo, transmite el bloque a todos los
    nodos.<\/li>\n\n\n\n
  5. Los nodos aceptan el bloque solo si todas las transacciones que contiene son v\u00e1lidas y
    no se hayan gastado ya.<\/li>\n\n\n\n
  6. Los nodos expresan su aceptaci\u00f3n del bloque trabajando en la creaci\u00f3n
    el siguiente bloque de la cadena, utilizando el hash del bloque aceptado como
    hash anterior.<\/li>\n<\/ol>\n\n\n\n

    Los nodos siempre consideran que la cadena m\u00e1s larga es la correcta y
    siguen trabajando para ampliarla. Si dos nodos difunden simult\u00e1neamente versiones diferentes
    del siguiente bloque simult\u00e1neamente, es posible que algunos nodos reciban primero una o
    otra primero. En ese caso, trabajan en la primera que hayan recibido, pero
    guardan la otra rama por si acaso esta se alarga m\u00e1s. El empate se resolver\u00e1
    cuando se encuentre la siguiente prueba de trabajo y una de las ramas se haga m\u00e1s larga; los
    nodos que estaban trabajando en la otra rama pasar\u00e1n entonces a la
    m\u00e1s larga.<\/p>\n\n\n\n

    Las nuevas transmisiones de transacciones no tienen por qu\u00e9 llegar necesariamente a todos los nodos.
    Siempre que lleguen a muchos nodos, se incluir\u00e1n en un bloque antes de
    mucho tiempo. Las transmisiones de bloques tambi\u00e9n son tolerantes a la p\u00e9rdida de mensajes. Si un nodo
    no recibe un bloque, lo solicitar\u00e1 cuando reciba el siguiente
    y se da cuenta de que se 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 crea una nueva moneda propiedad del creador del bloque. Esto supone un
    incentivo para que los nodos respalden la red y ofrece una forma de
    distribuir inicialmente las monedas en circulaci\u00f3n, ya que no existe una
    que las emita. La incorporaci\u00f3n constante de una cantidad fija de
    monedas nuevas es an\u00e1logo a los mineros de oro que invierten recursos para a\u00f1adir oro a
    circulaci\u00f3n. En nuestro caso, lo que se gasta es tiempo de CPU y electricidad
    .<\/p>\n\n\n\n

    El incentivo tambi\u00e9n puede financiarse con comisiones por transacci\u00f3n. Si el valor de salida
    de una transacci\u00f3n es inferior a su valor de entrada, la diferencia constituye una
    comisi\u00f3n de transacci\u00f3n que se suma al valor del incentivo del bloque
    que contiene la transacci\u00f3n. Una vez que un n\u00famero predeterminado de monedas haya
    entrado en circulaci\u00f3n, el incentivo puede pasar a consistir \u00edntegramente en
    comisiones de transacci\u00f3n y estar totalmente libre de inflaci\u00f3n.<\/p>\n\n\n\n

    El incentivo puede contribuir a que los nodos se mantengan honestos. Si un atacante codicioso
    atacante codicioso es capaz de reunir m\u00e1s potencia de CPU que todos los nodos honestos,
    tendr\u00eda que elegir entre utilizarla para estafar a la gente rob\u00e1ndoles
    sus propios pagos, o utilizarla para generar nuevas monedas. Le resultar\u00eda
    m\u00e1s rentable cumplir 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

    Recuperaci\u00f3n de espacio en disco<\/h2>\n\n\n\n

    Una vez que la \u00faltima transacci\u00f3n de una moneda queda sepultada bajo un n\u00famero suficiente de bloques, las
    transacciones gastadas anteriores a ella pueden descartarse para ahorrar espacio en disco. Para
    facilitar esto sin romper el hash del bloque, las transacciones se
    se someten a un hash en un \u00e1rbol de Merkle[^7][^8][^9], incluy\u00e9ndose \u00fanicamente la ra\u00edz en el
    hash del bloque. A continuaci\u00f3n, los bloques antiguos pueden compactarse eliminando las ramas
    del \u00e1rbol. No es necesario almacenar los hash interiores.<\/p>\n\n\n\n

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

    Una cabecera de bloque sin transacciones tendr\u00eda un tama\u00f1o aproximado de 80 bytes. Si
    suponemos que los bloques se generan cada 10 minutos, 80 bytes * 6 * 24 *
    365 = 4,2 MB al a\u00f1o. Teniendo en cuenta que, en 2008, los sistemas inform\u00e1ticos sol\u00edan venderse con 2 GB
    de RAM en 2008, y teniendo en cuenta que la Ley de Moore prev\u00e9 un crecimiento actual de 1,2 GB
    al a\u00f1o, el almacenamiento no deber\u00eda suponer un problema, incluso si las cabeceras de los bloques tuvieran que
    se mantuvieran en memoria.<\/p>\n\n\n\n

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

    Es posible verificar los pagos sin ejecutar un nodo completo de la red. Un
    usuario solo tiene que conservar una copia de las cabeceras de bloque de la cadena de
    de la cadena de prueba de trabajo, que puede obtener consultando a los nodos de la red hasta que
    est\u00e9 convencido de que tiene la cadena m\u00e1s larga, y obtener la rama de Merkle
    que vincula la transacci\u00f3n al bloque en el que est\u00e1 sellada con la marca de tiempo. No puede
    comprobar la transacci\u00f3n por s\u00ed mismo, pero al vincularla a un punto de la
    cadena, puede ver que un nodo de la red la ha aceptado, y los bloques a\u00f1adidos
    despu\u00e9s de ella confirman adem\u00e1s que la red la ha aceptado.<\/p>\n\n\n\n

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

    Por lo tanto, la verificaci\u00f3n es fiable siempre que los nodos honestos controlen
    la red, pero resulta 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 transacciones falsas creadas por un atacante
    , siempre y cuando este pueda seguir dominando la
    red. Una estrategia para protegerse contra esto consistir\u00eda en aceptar alertas
    de los nodos de la red cuando detecten un bloque no v\u00e1lido, lo que provocar\u00eda que el
    software del usuario a descargar el bloque completo y las transacciones sobre las que se ha alertado para
    confirmar la inconsistencia. Es probable que las empresas que reciben pagos con frecuencia
    probablemente seguir\u00e1n queriendo ejecutar sus propios nodos para disfrutar de una mayor
    y una verificaci\u00f3n m\u00e1s r\u00e1pida.<\/p>\n\n\n\n

    Combinaci\u00f3n y divisi\u00f3n del valor<\/h2>\n\n\n\n

    Aunque ser\u00eda posible gestionar las monedas de forma individual, resultar\u00eda
    complicado realizar una transacci\u00f3n por separado para cada c\u00e9ntimo de una transferencia. Para
    permitir que el valor se divida y se combine, las transacciones contienen m\u00faltiples
    entradas y salidas. Normalmente habr\u00e1 una \u00fanica entrada procedente de una
    transacci\u00f3n anterior de mayor cuant\u00eda o varias entradas que combinen
    cantidades, y como m\u00e1ximo dos salidas: una para el pago y otra que devuelve
    el cambio, si lo hubiera, al remitente.<\/p>\n\n\n\n

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

    Cabe se\u00f1alar que el \u00abfan-out\u00bb, en el que una transacci\u00f3n depende de varias
    transacciones, y estas a su vez dependen de muchas m\u00e1s, no supone un
    problema en este caso. Nunca es necesario extraer una
    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 al limitar
    el acceso a la informaci\u00f3n a las partes implicadas y a un tercero de confianza
    . La necesidad de anunciar p\u00fablicamente todas las transacciones impide
    este m\u00e9todo, pero la privacidad puede mantenerse interrumpiendo el flujo de
    informaci\u00f3n en otro punto: manteniendo el anonimato de las claves p\u00fablicas. El
    p\u00fablico puede ver que alguien est\u00e1 enviando una cantidad a otra persona, pero
    sin informaci\u00f3n que vincule la transacci\u00f3n con nadie. Esto es similar
    al nivel de informaci\u00f3n que divulgan las bolsas de valores, donde la hora
    y el volumen de las operaciones individuales \u2014la \u00abcinta\u00bb\u2014 se hacen p\u00fablicos, pero sin
    revelar qui\u00e9nes eran las partes.<\/p>\n\n\n\n

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

    Como medida de seguridad adicional, se deber\u00eda utilizar un nuevo par de claves para cada
    transacci\u00f3n para evitar que se puedan vincular a un propietario com\u00fan. Cierta
    v\u00ednculos siguen siendo inevitables en las transacciones con m\u00faltiples entradas, que
    revelan necesariamente que sus entradas pertenec\u00edan al mismo propietario. El
    riesgo es que, si se revela la identidad del propietario de una clave, dicha vinculaci\u00f3n podr\u00eda revelar
    otras transacciones que pertenecieran al mismo propietario.<\/p>\n\n\n\n

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

    Consideramos el escenario en el que un atacante intenta generar una
    m\u00e1s r\u00e1pido que la cadena honesta. Aunque lo consiga,
    el sistema no queda expuesto a cambios arbitrarios, como crear
    valor de la nada o quedarse con dinero que nunca perteneci\u00f3 al
    atacante. Los nodos no van a aceptar una transacci\u00f3n no v\u00e1lida como
    pago, y los nodos honestos nunca aceptar\u00e1n un bloque que las contenga. Un
    atacante solo puede intentar modificar una de sus propias transacciones para recuperar
    el dinero que acaba de gastar.<\/p>\n\n\n\n

    La carrera entre la cadena honesta y la cadena del atacante puede
    caracterizarse como un paseo aleatorio binomial. El evento de \u00e9xito es que la cadena honesta
    se ampl\u00ede en un bloque, aumentando su ventaja en +1, y el
    evento de fracaso es que la cadena del atacante se ampl\u00ede en un bloque,
    lo que reduce la diferencia en -1.<\/p>\n\n\n\n

    La probabilidad de que un atacante recupere el retraso a partir de un d\u00e9ficit dado es
    an\u00e1loga al problema de la \u00abruina del jugador\u00bb. Supongamos que un jugador con
    cr\u00e9dito que empieza con un d\u00e9ficit y realiza un n\u00famero potencialmente infinito de
    intentos para intentar alcanzar el umbral de rentabilidad. Podemos calcular la probabilidad de que
    alcance alguna vez el punto de equilibrio, o de que un atacante logre alguna vez ponerse a la altura de la
    cadena honesta, de la siguiente manera[^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 llegue a alcanzar la cadena honesta partiendo de un retraso de z bloques<\/p>\n\n\n\n

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

    Dada nuestra hip\u00f3tesis de que p > q, la probabilidad disminuye exponencialmente a medida que
    aumenta el n\u00famero de bloques que el atacante tiene que alcanzar. Con
    las probabilidades en su contra, si no da un salto de suerte hacia delante desde el principio
    , sus posibilidades se vuelven \u00ednfimas a medida que se va quedando cada vez m\u00e1s atr\u00e1s.<\/p>\n\n\n\n

    Ahora analizamos cu\u00e1nto tiempo debe esperar el destinatario de una nueva transacci\u00f3n
    esperar antes de tener la certeza suficiente de que el remitente no puede modificar la
    transacci\u00f3n. Suponemos que el remitente es un atacante que quiere hacer creer al
    que el destinatario crea que le ha pagado durante un tiempo, para luego cambiarlo y devolverse el dinero
    a s\u00ed mismo una vez que haya transcurrido cierto tiempo. El destinatario recibir\u00e1 una alerta cuando
    eso ocurra, pero el remitente espera que ya sea demasiado tarde<\/p>\n\n\n\n

    El destinatario genera un nuevo par de claves y entrega la clave p\u00fablica al
    remitente poco antes de firmar. Esto impide que el remitente prepare una
    cadena de bloques con antelaci\u00f3n trabajando en ella de forma continua hasta que tenga
    tenga la suerte de adelantarse lo suficiente, para luego ejecutar la transacci\u00f3n en
    ese momento. Una vez enviada la transacci\u00f3n, el remitente deshonesto comienza a
    trabajar en secreto en una cadena paralela que contiene una versi\u00f3n alternativa de
    su transacci\u00f3n.<\/p>\n\n\n\n

    El destinatario espera hasta que la transacci\u00f3n se haya a\u00f1adido a un bloque y
    se hayan encadenado z bloques a continuaci\u00f3n. No conoce el avance exacto
    progreso que ha logrado el atacante, pero suponiendo que los bloques leg\u00edtimos hayan tardado el
    tiempo medio esperado por bloque, el avance potencial del atacante
    seguir\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 ponerse al d\u00eda en este momento,
    multiplicamos la densidad de Poisson correspondiente a cada nivel de avance que podr\u00eda haber
    alcanzar a partir de ese punto:<\/p>\n\n\n\n

    $$begin{aligned}
    sum _{k=0}^infty frac{lambda ^k e^{-lambda}}{k!} cdot
    begin{cases}
    left(q\/pright)^{(z-p)} & text{si } k leqslant z
    1 & text{si } k > z
    end{cases}
    end{aligned}$$<\/p>\n\n\n\n

    Reorganizando 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

    Convirti\u00e9ndolo a c\u00f3digo C…<\/p>\n\n\n\n

    #include <math.h>\ndouble ProbabilidadDe\u00c9xitoDelAtacante(double q, int z)\n{\n    double p = 1,0 - q;\n    double lambda = z * (q \/ p);\n    double suma = 1.0;\n    int i, k;\n    for (k = 0; k <= z; k++)\n    {\n        double poisson = exp(-lambda);\n        for (i = 1; i <= k; i++)\n            poisson *= lambda \/ i;\n        sum -= poisson * (1 - pow(q \/ p, z - k));\n    }\n    return sum;\n}<\/code><\/pre>\n\n\n\n
    Al ejecutar algunos resultados, podemos observar que la probabilidad disminuye exponencialmente
    con z.<\/p>\n\n\n\n
    q=0,1\nz=0 P=1,0000000\nz=1 P=0,2045873\nz=2 P=0,0509779\nz=3 P=0,0131722\nz=4 P=0,0034552\nz=5 P=0,0009137\nz=6 P=0,0002428\nz=7 P=0,0000647\nz=8 P=0,0000173\nz=9 P=0,0000046\nz=10 P=0,0000012\n\nq=0,3\nz=0 P=1,0000000\nz=5 P=0,1773523\nz=10 P=0,0416605\nz=15 P=0,0101008\nz=20 P=0,0024804\nz=25 P=0,0006132\nz=30 P=0,0001522\nz=35 P=0,0000379\nz=40 P=0,0000095\nz=45 P=0,0000024\nz=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\nq = 0,10 z = 5\nq = 0,15 z = 8\nq = 0,20 z = 11\nq = 0,25 z = 15\nq = 0,30 z = 24\nq = 0,35 z = 41\nq = 0,40 z = 89\nq = 0,45 z = 340<\/code><\/pre>\n\n\n\n
    Conclusi\u00f3n<\/h2>\n\n\n\n
    Hemos propuesto un sistema para realizar transacciones electr\u00f3nicas sin depender de
    confianza. Partimos del marco habitual de las monedas basadas en
    , que ofrece un control riguroso de la propiedad, pero que resulta
    incompleto si no se dispone de un mecanismo para evitar el doble gasto. Para resolverlo, hemos
    propusimos una red entre pares que utiliza la prueba de trabajo para registrar un
    historial de transacciones que r\u00e1pidamente se vuelve computacionalmente inviable
    que un atacante pueda modificar si los nodos honestos controlan la mayor\u00eda de la
    . La red es robusta gracias a su simplicidad no estructurada. Los nodos funcionan
    todos a la vez con escasa coordinaci\u00f3n. No es necesario identificarlos,
    ya que los mensajes no se env\u00edan a ning\u00fan lugar concreto y solo deben
    entregarse seg\u00fan el principio de \u00abmejor esfuerzo\u00bb. Los nodos pueden abandonar y volver a unirse a la
    red a su antojo, aceptando la cadena de prueba de trabajo como prueba de lo que
    ha ocurrido mientras han estado ausentes. Votan con la potencia de su CPU,
    expresando su aceptaci\u00f3n de los bloques v\u00e1lidos trabajando en su ampliaci\u00f3n
    y rechazando los bloques inv\u00e1lidos al negarse a trabajar en ellos. Cualquier
    normas e incentivos necesarios pueden aplicarse mediante 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
    [^2]: H. Massias, X.S. Avila y J.-J. Quisquater, \u00abDise\u00f1o de un
    servicio seguro de sellado de tiempo con requisitos m\u00ednimos de confianza\u00bb,
    en el 20.\u00ba Simposio sobre Teor\u00eda de la Informaci\u00f3n en el Benelux,
    mayo de 1999.<\/p>\n\n\n\n
    [^3]: S. Haber, W.S. Stornetta, \u00abC\u00f3mo aplicar un sello de tiempo a un
    \u00bb, en Journal of Cryptology, vol. 3, n.\u00ba 2, p\u00e1ginas
    99-111, 1991.<\/p>\n\n\n\n
    [^4]: D. Bayer, S. Haber, W.S. Stornetta, \u00abImproving the efficiency
    y la fiabilidad del sellado de tiempo digital\u00bb, en *Sequences II:
    Methods in Communication, Security and Computer Science, pp.
    329-334, 1993.<\/p>\n\n\n\n
    [^5]: S. Haber, W. S. Stornetta, \u00abNombres seguros para cadenas de bits\u00bb, en
    Actas de la 4.\u00aa Conferencia de la ACM sobre Inform\u00e1tica y
    Comunicaciones, p\u00e1ginas 28-35, abril de 1997.<\/p>\n\n\n\n
    [^6]: A. Back, \u00abHashcash: una contramedida contra los ataques de denegaci\u00f3n de servicio\u00bb,
    http:\/\/www.hashcash.org\/papers\/hashcash.pdf<\/a>(Revista de C\u00f3digos y Cifrado), 2002.<\/p>\n\n\n\n
    [^7]: R.C. Merkle, \u00abProtocols for public key cryptosystems\u00bb, en Actas del
    Simposio de 1980 sobre Seguridad y Privacidad, 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, \u00abDise\u00f1o de un
    servicio seguro de sellado de tiempo con requisitos m\u00ednimos de confianza\u00bb,
    en el 20.\u00ba Simposio sobre Teor\u00eda de la Informaci\u00f3n en el Benelux,
    mayo de 1999.<\/p>\n\n\n\n
    [^9]: S. Haber, W.S. Stornetta, \u00abNombres seguros para cadenas de bits\u00bb, en
    Actas de la 4.\u00aa Conferencia ACM sobre Inform\u00e1tica y
    Comunicaciones\u00bb, p\u00e1ginas 28-35, abril de 1997.<\/p>\n\n\n\n
    [^10]: W. Feller, \u00abUna introducci\u00f3n a la teor\u00eda de la probabilidad y sus
    aplicaciones\u00bb, 1957.<\/p>\n","protected":false},"excerpt":{"rendered":"
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