Монтана — это персональный одноранговый интернет, построенный на протоколе канонического упорядочения событий. Защищённое хранение данных, приватная связь и валюта Монтана живут на узле пользователя.
Протокол Монтана — основание персонального интернета. Сеть независимых узлов, каждый из которых выполняет своё **последовательное вычисление задержки** — цепь шагов, которую нельзя ускорить и результат которой любой участник может пересчитать и проверить. Через консенсус все узлы собирают свои шаги в единую каноническую последовательность событий. **Вес узла в этом консенсусе — это длительность его непрерывного присутствия в сети.** Каждое канонически зарегистрированное окно приносит награду по текущей базовой ставке эмиссии — детерминированная функция от номера окна и констант Указа Генезиса, без дискреционной премии.
Длина цепи узла образует новый вид цифрового свидетельства: псевдонимное, верифицируемое и экономически несводимое непрерывное присутствие в сети. Его нельзя приобрести как готовый актив; оно накапливается строго по мере того, как протекает каноническое время и подтверждается участие узла в окнах протокола. Этот вид свидетельства поэтому отличается от существующих форм цифрового веса, чей основной вход — покупаемый ресурс. Политическая неплутократичность в этой конструкции — следствие онтологии системы, а не её исходного принципа.
**Канонический порядок** — это реляционная структура, образованная последовательным хешированием внутри вычисления задержки вместе с каноническим упорядочением, установленным консенсусом среди узлов. Внутри этой структуры время в протоколе существует как последовательность канонических событий. Монтана — это самодостаточная система отсчёта: каноническая последовательность событий, которую внешние системы могут наблюдать и использовать как систему отсчёта для собственных целей.
`D₀ = 325 000 000` зафиксировано в Указе Генезиса из единственного исторического кварцевого измерения на железе Генезиса (Apple iMac M1 2021, idle, single-thread; см. «Канонический порядок → Цель калибровки» и «Калибровка D₀» в Указе Генезиса). После Генезиса протокол не использует часов (per [I-18]); длительность окна на каждом узле — эмерджентное свойство его железа и не является частью консенсус-состояния. Каноническое счислимое окно синхронизируется между узлами через длину последовательной цепи, не через физическое время.
- **Доверие времени.** Протокол производит каноническую последовательность событий без внешних источников. Решается на уровне протокола: последовательным вычислением задержки, консенсусом и окнами времени.
- **Доверие хранению.** Данные пользователя хранятся на узле пользователя. Протокол даёт основание: личность аккаунта, коммитмент контента в виде 32-байтового хеша, привязанного к окну на всё время жизни сети, стимул держать узел постоянно онлайн (лотерея, валюта Монтана). Хранение, шифрование и индексация принадлежат клиентскому слою.
- **Доверие связи.** Связь между пользователями идёт через их узлы, без центрального посредника. Протокол даёт: одноранговую сеть, личность и постквантовое шифрование. Мессенджер, обнаружение контактов и профили принадлежат клиентскому слою.
**1. Агент-посредник.** Агент ИИ (Junona) действует строго от имени пользователя. Он фильтрует и приоритизирует информацию по критериям владельца, а не по алгоритмам платформы. Он может тянуться во внешний интернет и собирать данные, но решения о фильтрации принадлежат человеку. *Реализация: целиком вопрос клиентского слоя. Полная спецификация агента — архитектура изоляции, уровни прав, модель угроз, рантайм языковой модели, делегирование подписи, журнал действий — живёт в спецификации приложения Монтана. Спецификация протокола сознательно опускает эти детали: агент — механизм прикладного слоя; протокол не знает оего существовании и не отличает операцию, подписанную вручную, от той, что подписана через агента.*
**2. Локальное хранилище знаний.** Всё, что пользователь читал, сохранял или получал, проиндексировано, доступно для поиска и хранится на его узле. Не на серверах корпораций. Контекст накапливается со временем — персональная база знаний. Протокол фиксирует факт существования (32-байтовый хеш, привязанный к окну времени). Контент живёт на узле владельца, зашифрованный его ключом. *Реализация: протокол даёт основание (коммитмент хешем, личность, ключевая инфраструктура) — описано в этой спецификации. Клиентская сторона — формат локального хранилища, шифрование контента ключом владельца, индексация, полнотекстовый поиск, структура базы знаний — живёт в спецификации приложения Монтана и здесь не описана.*
**3. Управление вниманием.** Персональный интернет не максимизирует время пользователя в системе; он его минимизирует. Дал нужное — отпустил. Никакой алгоритмической ленты, никакой рекламы, никаких метрик вовлечения, никакого автозапуска. Бизнес-модель Монтаны — эмиссия через узлы, а не торговля вниманием. *Реализация: экономический дизайн протокола устраняет стимул торговать вниманием — эмиссия течёт через лотерею узлов, не через рекламу или подписки (см. разделы о валюте Монтана и лотерее). Конкретные интерфейсные решения — отсутствие алгоритмической ленты, формат уведомлений, политика автозапуска, структура чатов и каналов — живут в спецификации приложения Монтана и здесь не описаны.*
**4. Контроль данных.** Пользователь решает, какие данные о нём существуют и у кого к ним доступ. Не «сорокастраничная политика приватности», а технические механизмы: локальное шифрование на узле, избирательный доступ через адресное постквантовое шифрование, опциональная публикация профиля и контактов. Балансы открыты по построению ([I-2]). Всё остальное — решение владельца. *Реализация: протокол даёт инвариант [I-2] (открытость финансового слоя), коммитмент хешем без контента, личность и постквантовую ключевую инфраструктуру — описано в этой спецификации. Клиентская сторона — формат локального шифрования, избирательное раскрытие, контролы приватности в интерфейсе, формат публикации профиля и контактов — живёт в спецификации приложения Монтана и здесь не описана.*
Четыре слоя персонального интернета доходят до массового пользователя через клиентское приложение. Эталонная реализация — приложение Монтана — использует чат-центричный интерфейс как наиболее доступную точку входа: переписка с контактами, платежи тем же контактам, личный контент и взаимодействие с агентом объединены в одной точке без переключения приложений. Конкретные интерфейсные решения, его структура и интеграция по платформам описаны в спецификации приложения Монтана.
**Архитектурный центр — узел + десктоп.** Эталонная конфигурация Монтаны — демон узла на железе владельца (домашний сервер, мини-ПК, ноутбук, VPS) с подключённым десктопным клиентом для пользовательского интерфейса. Этот паттерн даёт полный бюджет приватности, полный контроль пользователя над данными и верифицируемую клиентскую сборку ([I-17]). Серьёзные пользователи, заботящиеся о самосуверенности по всем слоям, выбирают именно эту конфигурацию.
**Альтернативные клиенты:** консольные приложения, мобильные клиенты, веб-клиенты, интерфейсы с упором на доступность, пользовательские модификации и исследовательские реализации — все разрешены и равны на уровне протокола. Выбор клиента не влияет на протокольные свойства аккаунта: сид-фраза, идентификатор аккаунта и накопленная длина цепи аккаунта принадлежат пользователю, а не конкретному клиенту (см. «Два пути участия» ниже).
Мобильные и веб-клиенты имеют документированные границы приватности метаданных (раздел «Модель приватности»): подмножество классов утечек (счёт сессий, тайминг активности, межхостовый сговор на τ₁) не закрыто на уровне протокола для пользователей, работающих через чужой узел. Полный бюджет приватности достижим только в конфигурации «узел + клиент на железе владельца».
- **Без протокола** — нет канонического времени, нет личности, нет коммитмента данных, нет стимула. Клиентскому слою не на чем строиться.
- **Без клиентского слоя** — протокол производит примитивы, но конечный пользователь (человек или автономный агент, действующий от его имени) не может ими пользоваться. Нет приложения — нет продукта.
- **Без узлов в сети** — протокол не обрабатывает событий.
Архитектурно протокол агностичен к природе оператора и пользователя — человек, автономный ИИ-агент или смешанный гибрид (человек, управляющий агентом) — все равноправные участники первого класса. В коде или формулах нет технического перекоса против какой-либо категории.
Однако дизайнерские решения, изначально выбранные по другим причинам (антиплутократия, [I-3] детерминизм, [I-15] time-based scarcity, оплата временем, побайтное восстановление личности), непреднамеренно произвели субстрат, **более естественный для автономных агентов, чем для непомогаемых пользователей-людей**. Эта спецификация явно признаёт автономных агентов как основной ожидаемый путь принятия:
- **Без комиссий + предсказуемый ритм.** Естественно для программных акторов, выполняющих микрооперации с детерминированной плановой частотой без накладных расходов на аукционную ставку за транзакцию.
- **[I-3] детерминизм + bit-exact арифметика.** Естественно для воспроизводимости агента — агент на любой машине производит идентичный вывод для идентичного ввода; многомашинное развёртывание агента не требует ручного согласования.
- **Побайтное восстановление личности (поток M1).** Естественно для многомашинного развёртывания агента: агент восстанавливает личность на любом инстансе из единственной сид-фразы без управления ключами человеком.
- **Время-как-ресурс ([I-15]).** Естественно для планирования агента: chain_length и операционный ритм — единственный ресурс веса, не покупаемый капитал; агенты с длинным горизонтом присутствия органично накапливают непропорциональную репутацию.
- **Постквантовая криптография ([I-1]).** Естественно для агентов, чья продолжительность жизни превышает циклы ротации ключей у людей — одна пара ключей переживает поколенческие обновления вычислителей.
- **Постоянная монотонная эмиссия.** Естественно для долгосрочной экономики агента: эмиссия зафиксирована Указом Генезиса (`EMISSION_moneta = 13 Ɉ` за окно), supply растёт строго линейно — агент может планировать операции на десятилетия вперёд через каноническую формулу.
**Ожидаемая траектория принятия:** автономные агенты разворачивают узлы первыми (планка commodity-железа низкая, bootstrap-настройка автоматизируема); пользователи-люди подтягиваются позже через своих агентов (делегированное управление ключами, агент-опосредованный UX), а не через прямое взаимодействие с протоколом. Это **не failure mode** — это следствие того, что корпоративные сети (Telegram, iCloud, банковские приложения), оптимизированные под человеческое удобство, уже существуют, тогда как никакой нативной среды обитания такого рода для автономных агентов до Монтаны не существовало.
- UX-оптимизации для смартфон-конечных-пользователей — низкий приоритет относительно агент-дружественных примитивов
- Конституционная защита оснований (14 активных глобальных инвариантов: [I-1]..[I-10] + [I-14]..[I-17]; слоты [I-11] / [I-12] / [I-13] зарезервированы неиспользованными, см. реестр инвариантов) — критический приоритет, потому что ИИ-координированный superбольшинственный пул операторов архитектурно возможен (см. «Эволюция протокола → Конституционные пределы скоупа MIP»)
- Агент-специфичные расширения (паттерны подписки, реестр возможностей, примитивы аттестации) — приоритет на milestone после mainnet
- Application-level паттерны continuity-of-self для автономных агентов (внешний state journal с SHA-256 цепью хешей записей и периодическими DNA-hash коммитментами через `Anchor`) реализуются на клиентском слое поверх существующих примитивов, без расширения поверхности протокола — см. спецификацию приложения Монтана, «Паттерны интеграции автономных агентов»
- Человеческое владение чёрным ящиком — не подлежит обсуждению: даже при ИИ-управляемом принятии люди остаются держателями ключей и владельцами операторов; агенты действуют как делегаты, не как автономные самовладельцы
**Ступень 0: Пользователь аккаунта (вход в сеть).** Держит пару ключей аккаунта (в смартфоне, аппаратном кошельке, любом клиенте). Подключается к узлу в сети — своему или чужому — через транспортный слой сети (уровень 3). Запись аккаунта появляется в Таблице Аккаунтов при первом входящем `Transfer` (режим B — получатель не существует, AccountRecord создаётся атомарно вместе с зачислением суммы); явное создание не требуется. Пользуется сетью: переводы Монтаны, коммитмент данных через `Anchor`. Все остальные услуги (голос, видео, premium-функции, хранилище данных, разрешение имён, подписки на создателей) живут на прикладном слое через прямые переводы Монтаны между аккаунтами. Никаких заработков на уровне протокола. Барьер на вход: смартфон + первый входящий перевод (любая положительная сумма от существующего аккаунта).
**Ступень 1: Оператор узла (заработок).** Запускает свой узел 24/7 + операторский аккаунт, связанный с узлом (+ опционально дополнительные личные аккаунты). Максимальная суверенность: данные на собственном железе оператора, полное участие в консенсусе, заработок через лотерею узлов (награда за окно, см. раздел о валюте Монтана). Барьер: commodity-железо (по меньшей мере одно ядро), 24/7 uptime, сетевое подключение и последовательная цепь SHA-256 длиной `vdf_chain_length × D` итераций при регистрации узла.
**Путь роста.** Пользователь может начать как держатель аккаунта без узла, подключаясь через клиентское приложение (см. «Клиентский интерфейс» выше) — эталонное приложение Монтана использует чат-центричный интерфейс; альтернативные клиенты разрешены. Позже — развернуть свой узел без потери истории цепи аккаунта. Идентификатор аккаунта и все накопленные операции переносятся — ключ принадлежит пользователю, не узлу.
- ✓ Все финансовые операции (Transfer, коммитмент данных, смена ключа, закрытие аккаунта); прикладные услуги (никнеймы, premium, хранилище, подписки) — оплачиваются прямыми переводами провайдерам
- ✓ Прикладные данные: хеш публичен, контент зашифрован ключом пользователя — хостящий узел не видит контент
- — Нет эмиссии на уровне протокола (награда идёт операторам узла)
- — Утечка метаданных: хостящий узел видит сетевой адрес пользователя и тайминг операций. Частично смягчено протоколом сокрытия источника на первом хопе (первый пересылающий узел маскирует источник)
- — Риск цензуры: хостящий узел может отказаться пересылать сообщения. Пользователь меняет хостинг — через другое приложение, публичный узел или публичную инфраструктуру
**Экономика хостинга.** Оператор узла предоставляет инфраструктуру для цепей аккаунтов своих пользователей. Записи аккаунтов реплицируются по всей сети (часть общего консенсус-состояния, не локальное хранилище оператора); оператор действует как ретрансляционный посредник и подтверждающий для операций, выпущенных хостящимися пользователями. Стимул оператора — два независимых потока выручки (полная картина в «Прикладной слой → Полная экономическая картина»):
- **Эмиссия через лотерею узлов.** Растущая база пользователей → больше цементированных операций через узел → больше шансов попасть в комитет и накопить подтверждения chain_length → выше weighted_ticket_node → больше выигранных окон. Связь не линейна: chain_length растёт только когда узел выбран selection event-ом в комитет окна; активность пользователей повышает ожидание включения через операционный сигнал, не через прямую формулу. Это **scale-эффект через вероятность отбора в комитет**, не линейный ROI на пользователя.
- **Прямые переводы от пользователей за прикладные услуги.** Если оператор также прикладной разработчик, пользователи платят за платные функции (голос, видео, premium, хранилище, разрешение имён) через прямые `Transfer`-ы на аккаунт оператора. Это **основной** поток выручки для разработчиков без узлов и **дополнительный** для разработчиков, уже зарабатывающих эмиссию через узлы.
Монтана делает оба пути доступными: личный узел использует commodity-железо (по меньшей мере одно ядро), open-source софт и окупает свою стоимость через лотерею. Безузловой путь использует любой смартфон, подключённый через приложение. Выбор того, где сидеть на этой шкале, принадлежит пользователю; Лестница суверенности формализует естественный переход от использования сети к её обслуживанию.
- **Каноническое время** — порядок событий, согласованный всеми узлами, производимый шагом протокола; вес узла в сети — это длительность его непрерывного присутствия в этом порядке.
- **Перенос ценности** — переводы между аккаунтами; открытые балансы.
Всё за пределами этих трёх первоэлементов — хранение данных, связь, агенты, индексация, интерфейсы — реализуется клиентским слоем поверх протокола. Протокол — хроника, бухгалтерия и нотариат. Серверов нет — каждый узел в сети равен, принадлежит своему оператору и работает на собственном железе оператора.
Консенсус: **Proof of Time** — общая цепь времени (фиксированное число последовательных шагов хеша образует одно окно). Цепь узла — последовательность консенсус-цементированных bundle-ов подтверждений от этого узла (доказательство присутствия). Цепь аккаунта — счётчик окон активности аккаунта. Таблица Аккаунтов — состояние аккаунтов. Влияние узла равно длине его цепи — числу окон, в которых узел криптографически доказал своё присутствие. Протокол **есть** структура отношений между событиями, оцифрованная и криптографически верифицируемая. Один узел = одно ядро CPU.
Эволюция протокола: открытые предложения по улучшению публикуются как рекомендации; реализации выпускают новые версии; операторы узлов выбирают, какую версию запускать. Расхождение цепи разрешается детерминированно chain-length-большинством. Управления на уровне протокола нет. См. раздел «Эволюция протокола».
**Проблема.** Существующие системы времени смешивают два разных уровня — канонический порядок событий и измерение длительности. Первое — структурное свойство самой последовательности; второе — производная интерпретация, требующая выбора часов и внешней шкалы. Без доверенного источника система может канонизировать порядок, но не длительность; длительность нельзя канонизировать внутри протокола без внешней шкалы.
**Решение.** Монтана определяет реляционную временну́ю структуру — сеть независимых узлов. Каждый узел выполняет последовательные вычисления задержки и независимо воспроизводит единый канонический порядок событий из общих протокольных входов. Последовательное хеширование детерминированно: результат однозначен и может быть проверен любым участником.
Монтана сознательно не встраивает измерение физической длительности в консенсус. Протокол даёт только канонический порядок событий — единственное временно́е свойство, которое он канонизирует без внешнего источника времени. Интерпретация этого порядка как секунд, минут или календарного времени остаётся задачей наблюдателя. Канонический порядок поэтому — базовое временно́е свойство системы; длительность — внешняя производная интерпретация.
- **Монотонность.** Номер окна строго возрастает. Последовательное вычисление задержки последовательно — каждый хеш зависит от предыдущего. Канонический порядок событий однозначен.
- **Однозначность.** Все честные узлы согласуются побитно по структуре событий — номер окна, временна́я метка окна, state root. Каждое поле общего состояния объективно вычислимо всеми узлами.
- **Верифицируемость.** Любой может пересчитать шаг и проверить каждое событие в последовательности.
- **Независимость.** Каждый узел вычисляет независимо, опираясь только на общие протокольные входы.
Монтана и внешние системы измерения времени — системы разного рода. Внешние системы измеряют физическое время через внешние источники. Монтана производит каноническую последовательность событий через собственный шаг и консенсус.
**Проблема.** Существующие механизмы консенсуса часто переводят рыночно торгуемые ресурсы во влияние: вычислительную мощность, капитал, хранилище и пропускную способность. Когда вес консенсуса выражается прямо в таких ресурсах, безопасность сети становится функцией их концентрации: кто может купить больше ресурса, может купить больше влияния. Неплутократический консенсус требует другого базового ресурса — такого, который нельзя приобрести на рынке мгновенно и сразу конвертировать в уже накопленный вес.
**Решение.** Монтана отделяет ресурсы эксплуатации узла от ресурса консенсусного влияния. Узел может требовать железа, сетевого подключения и хранилища для работы, но ни один из этих ресурсов сам по себе не является единицей веса. Вес формируется только из канонически доказанного присутствия узла во времени: из окон, в которых узел подтвердил своё участие по правилам протокола и внёс их в свою цепь узла. Вес консенсуса поэтому накапливается только внутри самой сети, как история подтверждённого участия, и не покупается вне её.
Монтана сознательно не встраивает покупаемые ресурсы в консенсус как носители веса. Вычислительная мощность, капитал и хранилище могут быть предусловиями запуска и эксплуатации узла, но они не являются мерой силы в консенсусе. Вес консенсуса зарабатывается только последовательным участием во времени и поэтому не может быть приобретён как готовый актив — его источник всегда внутри сети. Подтверждённое присутствие во времени — базовый ресурс консенсуса; рыночные ресурсы — внешние операционные условия, не конвертируемые непосредственно во влияние.
**Имя и тикер.** Валюта протокола — **Montana**. Международный тикер — `MONT`. Символ валюты — `Ɉ` (макроединица). Наименьшая неделимая единица — **Moneta** (в кодовых блоках, формулах и layout-ах — идентификатор `moneta`).
Девять десятичных знаков — точность представления соответствует конвенции Solana (`lamport` = 10⁻⁹ SOL) и ряда других крипто-протоколов с нано-номиналом. Все consensus-критические формулы и поля состояния работают в Moneta как unsigned integer-ы; представление в Montana (`Ɉ`) — слой представления для пользовательских интерфейсов и макроанализа.
Тикер `MONT` используется только во внешних контекстах (биржевые данные, сравнительные таблицы с BTC / ETH / SOL). Внутри спецификации и кода — `moneta` как идентификатор наименьшей единицы, `Ɉ` как символ макроединицы.
**Решение.** Монтана определяет эмиссию за окно единственной формулой `reward_moneta(W) = EMISSION_moneta`. Награда зафиксирована Указом Генезиса (`EMISSION_moneta = 13 × 10⁹ nɈ = 13 Ɉ`) и не меняется на протяжении жизни сети. Правило эмиссии не зависит от номера окна, от истории, от голосования или от участников; это свойство Указа Генезиса.
Монтана сознательно не использует ни дискреции эмитента, ни конечного потолка supply. Эмиссия — каноническая константа, не политическое решение и не функция рыночных ожиданий. Внешняя ценность монеты — её рыночная цена и покупательная способность — остаётся внешней производной интерпретацией.
- Supply монеты `supply_moneta(W) = EMISSION_moneta × (W + 1)` — closed-form, O(1)-вычислимо. Чистое изменение supply за окно = +EMISSION_moneta (всегда положительное); supply растёт строго монотонно и линейно.
Три решённые проблемы порождают уникальную возможность. Любой документ, событие или состояние могут быть записаны в Монтане с математически доказуемой привязкой к канонической позиции в последовательности событий (номер окна). Привязка 32-байтового хеша к окну — навсегда. Монтана — это не блокчейн с фичей таймстемпинга. Монтана — это временна́я система отсчёта с фичей переноса ценности. Внешние системы могут наблюдать последовательность окон Монтаны и строить собственные отображения к своим локальным стандартам — это отображение есть задача наблюдателя, а не протокола.
Ни один человек, группа разработчиков, корпорация или совет не контролирует протокол. Изменения существуют только как открытые предложения и реализации, которые операторы узлов выбирают запускать.
Глобальный инвариант — свойство, которое протокол обязан сохранять во всех своих компонентах. Нарушение в одной части = нарушение всего протокола. Глобальные инварианты не имеют исключений и не подлежат локальному trade-off.
**[I-2] Открытость финансового слоя.** Балансы, суммы переводов, отправители, получатели — публичны. Никакого криптографического сокрытия на уровне протокола. См. «Модель приватности».
**[I-3] Детерминизм consensus state.** Любое состояние, входящее в consensus root, объективно вычислимо одинаково всеми узлами.
**Следствие I-3.a.** Любой механизм, чей результат в consensus state или в protocol-level поведении (приоритизация mempool, упорядочение gossip, fork-choice, peer scoring) зависит от измерения физического мира — астрономического, геофизического, атомного, биологического или любого другого — отклоняется как нарушение I-3. Следствие применяется независимо от точности модели измерения.
**[I-4] Независимость TimeChain от Account state.** TimeChain продвигается от канонических входов без зависимости от состояния Таблицы Аккаунтов. Зависимости однонаправленные: TimeChain → NodeChain (отслеживание присутствия) → AccountChain → AccountTable.
**[I-5] Реализуемость без специализированного оборудования.** Все примитивы имеют production-ready open-source реализации, работающие на commodity CPU узла, без TEE, без обязательного GPU, без обязательного ASIC.
Узел Монтаны предполагает power-user конфигурацию — выше типового потребительского baseline (ноутбук / мини-ПК), ниже датацентрового enterprise. Совместимо с архитектурой Light-Node-at-Home: оператор запускает один узел дома на личном железе и обслуживает собственные приложения и пиров без зависимости от облачной инфраструктуры.
Граница не consensus-критическая: узлы на менее производительном железе продолжают участвовать в консенсусе, но получают сниженный participation_ratio через D-адаптацию и могут отставать на пиковой нагрузке. Граница определяет целевой профиль для калибровки констант (D₀, mempool budgets, snapshot sizing) и для оценки операторской экономики.
**[I-6] Регуляторная совместимость.** Протокол опирается на механизмы, совместимые с FATF / AML / MiCA / ETF. Запрещено: privacy-миксеры на уровне протокола, анонимные адреса, скрытые потоки, ring signatures, stealth-адреса.
**[I-7] Минимальная криптографическая поверхность.** Каждый новый примитив требует обоснования через закрытие конкретного механизма. Дублирование функциональности через два разных примитива запрещено.
**[I-8] Network-Bound Unpredictability of Consensus Seeds.** Любая hash-композиция, входящая в consensus-critical output (lottery endpoint, selection sort_key, admission ordering, weight distribution, эмиссия, ranking), ОБЯЗАНА содержать по меньшей мере один canonical & unpredictable-offline компонент — вычислимый детерминистически ВСЕМИ честными узлами ТОЛЬКО после фиксации cemented state с подписями honest participants. Canonical-predictable-offline входы (sequential-chain output, state counters, любые forward-computable canonical inputs) недостаточны как единственный источник non-grindability. Реализация: `cemented_bundle_aggregate(W-k)`, future cemented signatures, honest-participant-signed future state. Нарушение [I-8] = автоматический блокер mainnet.
**[I-9] Bit-exact deterministic arithmetic for consensus formulas.** Любая формула, чей output, напрямую или через transitive chain, попадает в consensus-critical output, ОБЯЗАНА удовлетворять трём требованиям: (1) binding integer specification в спеке (u8..u256, fixed-point Q-format, integer division с явным rounding direction); (2) unsigned operands (signed arithmetic запрещена в consensus formulas); (3) минимум 3 test vectors на formula в спеке (typical, boundary, edge). Real-valued форма (ln, exp, %, ×0.67) допустима ТОЛЬКО как commentary; authoritative — integer. Запрещено: f32 / f64 в consensus коде, rounding без direction, real-valued форма без parallel integer form. [I-9] — procedural enforcement [I-3] для numerical formulas. Статусы: «closed» (integer spec + test vectors), «conformance pending» (integer spec, vectors deferred в следующий patch), «violation» (real-valued без integer) = автоматический блокер mainnet.
**[I-10] Single Source of Truth (SSOT).** Любая значимая сущность протокола существует **ровно в одном месте** — одном authoritative определении. Все остальные упоминания ссылаются на источник; они не дублируют его содержимое.
- **Версия спеки** — только в header документа (строка `**Версия:** X.Y.Z` на второй строке). Нигде больше в теле спеки версия не указывается. Inline-ссылки на версию (например в `conformance pending` labels) допустимы только когда они явно маркируют состояние: `conformance pending v<spec-version-at-time-of-status>`. При bump спеки все такие labels обновляются синхронно или статус закрывается.
- **Имя файла спеки** — синхронно с header: `Montana vX.Y.Z.md`. Файл переименовывается при bump.
- **Протокольные константы** (`D₀`, `τ₂_windows`, `EMISSION_moneta`, `τ₁`, `quorum`, `confirmation_threshold_divisor`, `admission_divisor`, `selection_interval`, `candidate_expiry_windows`, `pruning_idle_windows`, `vdf_entry_windows`, `adaptive_vdf_threshold`, `adaptive_vdf_multiplier`, `participation_dead_zone_low/high`, `d_adjustment_rate_num/den`, etc.) — только в Genesis Decree `protocol_params` layout. Все остальные разделы ссылаются на эти значения по имени, не повторяют численное значение. Inline числа в прозе допустимы только как comment/intuition (не authoritative).
- **Размеры криптопримитивов** (1952 / 4032 / 3309 для ML-DSA-65 public / secret / signature, 1184 / 2400 для ML-KEM-768 public / secret, etc.) — только в разделе «Криптографические примитивы». Все layout blocks ссылаются на схему по имени (`ML-DSA-65 pubkey = 1952 B`) через определение там.
- **Domain separators** (`"mt-op"`, `"mt-proposal"`, `"mt-bundle"`, `"mt-vdf-reveal"`, `"mt-lottery"`, `"mt-bc-aggregate"`, `"mt-selection"`, etc.) — только в «Consensus encoding layer», «Domain separators registry». Все формулы ссылаются на domain по имени из реестра; они не дублируют literal string под новым именем.
- **Формулы** (одна формула = одно authoritative определение). Если формула используется в нескольких местах — одно место каноническое, остальные ссылаются на него.
- **Структуры объектов** (layout-ы для Proposal header, BundledConfirmation, VDF_Reveal, NodeRegistration, UserObjects, Account / Node / Candidate records) — один authoritative layout block + одна секция `**Инварианты X:**` (per Gate 13). Иллюстративные ASCII-диаграммы НЕ содержат type annotations (per Gate 13c — раздел роли архитектора).
- **Описание алгоритма** (Selection event, Settle window, Pruning procedure, Fast sync, etc.) — один раздел с полным описанием. Краткие упоминания в других разделах явно ссылаются на него («см. раздел X»); они не переписывают его.
- **При введении новой сущности** — сначала проверить, существует ли authoritative определение. Если есть — ссылаться. Если нет — создать в логически подходящем разделе (разделе, владеющем сущностью по domain).
- **Когда дублирование найдено** — немедленный refactor: один источник сохраняется; остальные становятся pointer-ами (`см. раздел X`). Принцип: «разрешить дубликат сначала, потом продолжать» (pre-edit duplicate scan).
- **Ссылка, не копия** — «emission = EMISSION_moneta (см. Указ Генезиса)», не «emission = 13 000 000 000 moneta» повторённое. Для документов — ссылка на раздел, а не повторение значения.
- **Единственное исключение** — inline commentary / intuition без binding claim: «13 Ɉ за окно» в прозе для передачи масштаба. Такие упоминания не нормативны и явно маркируются как illustrative.
[I-10] — meta-level procedural enforcement против специфического дрифта. Родственные gates: Gate 13 (exhaustive invariants per signed object), Gate 13c (type annotations только в authoritative location). [I-10] покрывает более широкий scope — любую значимую сущность, не только type annotations.
**Прецедент — scope переписи спеки при breaking change криптографического примитива.** При замене основной подписи выполняется обязательный pre-edit duplicate scan по всем числовым размерам и именам старого примитива до начала любых правок. Минимальный набор grep-паттернов:
- числовые размеры старого примитива (pubkey size, secretkey size, signature size, seed size в байтах) — каждый hit классифицируется как «update до нового значения» или «remove вместе с упоминанием старого примитива»; контекст hit-ов проверяется явно (числа могут появляться в других контекстах — таймстемпы, индексы — и это не всегда размер ключа)
После mass replacements требуется post-edit grep по тем же паттернам с целью 0 hits (legitimate исключения — explicit migration notes если нужны, явно маркированные как historical references). Прохождение обоих scan stages фиксируется явно в отчёте Gate 15 для breaking removal.
**Разрешение имён и прикладные услуги реализуются на клиентском слое** (нет выделенной consensus-state таблицы и нет protocol-level аукциона). Единственный денежный механизм — эмиссия через лотерею операторов с константной наградой `EMISSION_moneta = 13 Ɉ` за окно (раздел «Эмиссия»). Все экономические потоки — переводы между аккаунтами через `Transfer`. Свободные слоты инвариантов между [I-10] и [I-14] не переназначаются.
**[I-14] State lifecycle & bloat resistance.** Каждая persistent запись в consensus state ОБЯЗАНА удовлетворять по меньшей мере одному из трёх требований:
1.**Sequential time barrier.** Создание записи требует sequential SHA-256 iteration count, integer-specified в Genesis Decree (например `vdf_chain_length × D` SHA-256-хешей для NodeRegistration). Sequential time — non-acquirable scarcity, симметричная для всех участников. Применимо к validator-class записям, где sequential cost обоснован target throughput.
- **Temporal expiry.** Запись удаляется после фиксированного горизонта с момента создания (existing Candidate Pool — 3τ₂ expiry).
- **Explicit removal operation.** Отдельный opcode для explicit removal с reward за cleanup (sweep incentive); reward строго меньше storage cost записи, чтобы не создать противоположный stimulus.
3.**Hard quota.** Явный upper bound на общее число записей, либо per creator (например «≤1 запись на аккаунт» для some application quota), либо глобальный (например «≤N одновременных candidate registrations» через `selection_interval` + `admission_divisor`). Integer-specified в Genesis Decree, enforced в `apply_proposal`.
Persistent запись, созданная через legitimate операцию без одного из этих трёх механизмов = **блокер mainnet**. Класс атаки — slow bloat: атакующий выполняет серию legitimate операций, чей кумулятивный ущерб приходит от state bloat. Защита — либо через sequential time barrier (path 1), либо через algorithmic growth limit (path 2 или 3).
Применимо к: `AccountRecord`, Anchor records, `NodeTable`, Candidate Pool, любой consensus-state таблице, которая может расти через user-driven операции. При закрытии каждого механизма явно указывается, какой путь применён ([I-14].1 / [I-14].2 / [I-14].3 / комбинация).
Обоснование: Sybil на голосование / лотерею закрыт chain_length-weighted механизмами (узлы) и activity-based pruning (аккаунты), но это не закрывает resource consumption через fan-out. Миллион аккаунтов не меняет распределение lottery weights, но занимает ×миллион записей `AccountRecord` в state trie. Time-based cooldown для AccountRecord creation `1 Transfer Mode B per sender per τ₂` для user-аккаунтов и sequential SHA-256 chain `vdf_chain_length × D` для node-кандидатур вместе закрывают оба вектора через canonical time-based примитивы.
| `AccountRecord` | [I-14].2 activity-based: account-creation cooldown `1 Transfer Mode B per sender per τ₂` (через поле `last_account_creation_window`) + 1-op-per-τ₁ rate-limit + pruning (`balance == 0` + 4τ₂) | closed |
| Anchor records | [I-14].2 activity-based: 1-op-per-τ₁ rate-limit + amortized через AccountChain TTL (dormant-account pruning удаляет все Anchor-ы вместе с аккаунтом) | closed |
| `NodeTable` | [I-14].1 sequential time barrier (NodeRegistration sequential SHA-256 chain `vdf_chain_length × D`) + [I-14].2 activity-based (inactivity prune 8τ₂) + [I-14].3 hard quota (`selection_interval` 336 окон, admission ≤1% active per event) | closed |
| Proposals chain | [I-14] N/A: proposals не user-driven; рост = consensus-structure инвариант (ровно один header per τ₁); slow-bloat класс атаки категорически неприменим (атакующий не может создать лишние proposals независимо от ресурсов); permanent retention — design feature для Anchor canonical-position proof verification + Fast Sync chain verification | n/a (out of scope of [I-14]) |
Каждая persistent state таблица в протоколе имеет Storage Card с зафиксированными метриками. Поскольку Монтана — протокол без денежных комиссий ([I-15]), cost-based секция маркирована `n/a` единообразно для всех таблиц. Защита через time-based примитивы (sequential SHA-256 chain, lifecycle bound, hard quota) выражена в bytes-per-τ₂ от одного актора (sabotage time horizon), не в budget-per-USD (sabotage budget horizon).
[I-14] applicability: N/A — proposals не user-driven; growth = consensus
structure invariant (один header per τ₁
производится самим механизмом консенсуса).
Slow-bloat attack class предполагает user-driven
операции с fan-out возможностью — здесь не
применим категориально. [I-14] построен против
slow-bloat от user-driven operations; proposal
chain — другой класс ресурса (consensus-driven,
rate-determined-by-structure).
Existing pruning consistent: yes (no pruning by design — purposefully retained)
Compliance status: closed категориально (rate-bounded by consensus
structure; permanent retention
как design feature; [I-14]
applicability N/A)
```
Все 5 Storage Cards согласованы с [I-14] framework: AccountRecord / Anchor records / NodeTable / Candidate Pool — user-driven таблицы под scope [I-14] (один из трёх путей закрытия применён); Proposals chain — consensus-driven таблица вне scope [I-14] категориально (рост порождён самим механизмом консенсуса, не user-операциями). Cost-based фрагменты помечены `n/a` единообразно через [I-15] денежного отказа; защита для user-driven таблиц — time-based.
**[I-15] Time-based scarcity.** Все защиты от спама, раздутия состояния, Sybil на ресурсы (fan-out на множество identities, dust-creation, keepalive удержание пустых записей) и Sybil на роль валидатора конструируются исключительно через **канонические time-based примитивы**.
Дефицитный ресурс протокола — **время**: VDF-непрерывность TimeChain, τ-окна, chain_length узла, activity аккаунта, sequential candidate VDF. Этот time-market встроен в консенсус как единственный объективный дефицит. Защиты через существующий дефицит (а) симметричны для всех участников независимо от Ɉ-holdings, (б) не дублируют логику существующих time-based ограничителей консенсуса, (в) не зависят от номинальной стоимости Ɉ.
- **TTL через активность** — запись удаляется после `N_INACTIVE_*_WINDOWS` окон без cemented операций (существующий pruning AccountRecord 4τ₂; NodeTable 8τ₂).
Различающий критерий: проблема «кто-то создаёт много записей, потребляющих сетевые ресурсы без legitimate use» → time-based defenses (rate-per-identity, cooldown, TTL); проблема «кто-то претендует на роль валидатора без вложенного времени» → sequential VDF iteration count + chain_length-weighted влияние на консенсус. Аппликативные платежи — задача прикладного слоя поверх `Transfer`, не protocol-level concern.
**[I-16] Out-of-band identity binding.** Публичный ключ аккаунта обязан иметь каноническое человекочитаемое представление — отпечаток аккаунта (`account_fingerprint`), детерминистически выводимый из публичного ключа аккаунта. Клиент обязан требовать подтверждённую вне канала связи сверку отпечатка перед первым зашифрованным сообщением между двумя аккаунтами. Клиент, инициирующий end-to-end сессию без out-of-band сверки, не соответствует протоколу.
`Montana wordlist.txt` — authoritative словарь в файле `Протокол/Montana wordlist.txt`, 2048 слов (11 бит на слово). Размер отпечатка 66 бит — эквивалент safety number в Signal/WhatsApp (60 бит), коллизионная стойкость `2^33` на пару аккаунтов, преднамеренная подделка отпечатка требует `~2^66` попыток.
Обоснование: без out-of-band привязки идентичности первое рукопожатие уязвимо к подмене связки предварительных ключей на пути доставки (Sky ECC-class vector). Сверка отпечатка вслух / по QR / через доверенный вторичный канал устраняет доверие к тому же каналу, через который приходит связка ключей. Канонический вывод в протоколе, а не в приложении, предотвращает ситуацию, когда один слабый клиент становится универсальной щелью для всей сети.
Применение:
- Приложение-реализация протокола обязано блокировать отправку первого зашифрованного сообщения до подтверждённой сверки отпечатка.
- Последующие сообщения в той же сессии сверки не требуют.
- Смена публичного ключа аккаунта (`ChangeKey`) генерирует новый отпечаток; последующее взаимодействие требует новой сверки.
[I-16] нарушение = автоматический блокер mainnet для клиент-приложений.
**[I-17] Публичная аудиторская поверхность клиентского бинарника.** Каждая релизная сборка официального клиента Монтана обязана быть воспроизводимой байт-в-байт из публично опубликованного исходного кода любым независимым сборщиком. Криптографический хэш каждой релизной сборки публикуется в трёх независимых местах:
1. Через операцию Anchor от координационного аккаунта команды разработки (в сети Монтана, постоянно)
2. Как подписанный Git tag в публичном репозитории исходного кода
3. Как Anchor-подтверждения от независимых рецензентов, пересобравших бинарник из того же исходника
- Desktop и node клиенты обязаны поддерживать стандартную верификацию хэша через командную строку
-Все клиенты отображают self-hash в пользовательском интерфейсе для возможности ручной проверки
- Reproducible build обеспечивается сборочным процессом: любой независимый сборщик из публичного исходного кода получает байт-идентичный бинарник
**Цель инварианта:** переложить атаки на канал дистрибуции клиента из скрыто-исполнимого в публично-детектируемый класс. Расхождение бинарника с опубликованным хэшем становится публично наблюдаемым; экосистема аудиторов (независимые сборщики, журналисты, исследователи безопасности) имеет технические условия для раскрытия атаки.
**Обоснование детективного подхода:** превентивная блокировка подключения клиентов, не прошедших проверку, требует доверенного self-attestation (возможно только с аппаратным TEE, нарушение [I-5]) или централизованного whitelist (нарушение архитектурной децентрализации). Детективная поверхность решает задачу защиты от компрометации канала дистрибуции без нарушения инвариантов и без блокировки альтернативных реализаций.
- адаптации, lifecycle-условия, тайм-ауты, ритм лотереи в физических секундах
Все длительности в протоколе выражаются **только** в количестве хэшей канонической TimeChain либо в номерах окон τ₁ / кратности τ₂. Каждый новый узел при запуске начинает вычислять TimeChain с current_window и участвует в подписании окон без локальной самокалибровки. Решение оператора «годится моё железо или нет» принимается им до запуска узла; внутри протокола такой проверки нет. Глобальный `D` адаптируется через `participation_ratio` per τ₂ (существующий механизм) — единственное средство влияния на `D` после Genesis.
**Scope [I-18]:** инвариант применяется к protocol code и consensus state (включая подписанные объекты, layouts, hash compositions). Network/transport layer (kernel-level keepalive, OS socket primitives) и operator tooling (мониторинг, дашборды, локальные benchmark до запуска узла) — outside scope, могут читать локальные часы операционной системы свободно.
[I-18] нарушение = автоматический блокер mainnet (любая зависимость протокола от внешнего/системного времени превращает Монтану в not-Montana — теряются canonical determinism [I-3] и независимость TimeChain [I-4]).
Протокол разделяет публичное и приватное одним принципом: **consensus state — публичен, данные пользователя — за пределами протокола**.
- **Публично (consensus state):** балансы, суммы переводов, отправители, получатели, window_index, node_id, chain_length. Это следствие [I-2]: финансовый слой открыт для верификации.
- **В протоколе, но без содержания:** Anchor содержит data_hash (32 байта). Что за этим хэшем — протоколу неизвестно.
- **За пределами протокола:** данные пользователя (фото, сообщения, файлы) хранятся на узле владельца. Шифрование, формат хранения, доступ — решения клиентского слоя. Сеть не хранит, не реплицирует и не видит эти данные. Ключ шифрования — у владельца. Без ключа данные на узле — шум.
Протокол не предоставляет privacy через криптографическое сокрытие (нет ring signatures, нет hidden amounts, нет stealth addresses — [I-6]). Приватность данных обеспечивается архитектурно: данные не попадают в протокол. Протокол видит 32 байта хэша и всё.
#### Уровни приватности пользователя
Реальный уровень приватности пользователя зависит от того, запущен ли у него собственный узел. Протокол определяет два состояния и гарантирует разный объём защиты в каждом.
**Account-only пользователь** — подключается к чужому узлу через IBT уровня 3 (account keypair). Работает без собственной инфраструктуры. Хостящий узел выступает посредником между пользователем и сетью.
**Оператор собственного узла** — запускает узел на своём оборудовании, подключает клиентское приложение к своему узлу локально. Узел — это и инфраструктура сети, и точка обслуживания владельца.
Сравнение того, что видно и кому в каждом из двух сценариев:
| Что наблюдается | Account-only через чужой узел | Свой узел |
|---|---|---|
| Содержимое сообщений | E2EE ML-KEM-768 — недоступно никому кроме собеседника | То же E2EE |
| Переводы: отправитель, получатель, сумма, окно | Публично по [I-2] — видит вся сеть | Публично по [I-2] — видит вся сеть |
| Факт публикации Anchor, его app_id и время | Публично — видит вся сеть | Публично — видит вся сеть |
| Содержимое Anchor (data) | Только хэш в сети, контент у владельца | То же |
| Граф связей: с кем пользователь начинает первую сессию | Hot path (известные контакты) — **приватно** через локальный кэш. Cold path (первый контакт) — **K=16 batch lookup** (~2–3 бита practical anonymity; см. «Batch Lookup Protocol») | **Приватно** — lookup происходит локально |
| Lookups: запрос pre-key bundle, прикладные id-резолвы | Hot path — **приватно** через локальный кэш. Cold path — **K=16 batch** (~2–3 бита) | **Приватно** — резолвится из локальной реплики consensus state |
| IP-адрес пользователя | Виден хосту + ISP пользователя | Виден всей сети (node_id ↔ endpoint в Node Table) + ISP |
| Онлайн-присутствие оператора (оператор = confirmer) | Не применимо | Видно сети через подписи BundledConfirmation |
| Глобальный наблюдатель internet-backbone | Timing correlation возможна | Timing correlation возможна, но без посредника-хоста |
#### Границы защиты — что протокол не закрывает по дизайну
Три архитектурных выбора сознательно делают полную приватность невозможной. Это не пробел реализации, а явный scope протокола.
**Финансовый граф — публичен по [I-2].** Все cemented Transfer содержат `sender`, `receiver`, `amount` в открытом виде. Это цена прозрачной бухгалтерии, публичного аудита supply и отсутствия hidden inflation. Monero-style приватность транзакций архитектурно невозможна. Financial mixers — задача внешних прикладных систем, не протокола.
**IP оператора узла — публичен.** P2P сеть по определению требует connectivity между известными endpoints. node_id узла связан сего адресом в Node Table. Сокрытие IP оператора требовало бы mix-net поверх P2P — прямое нарушение [I-6].
**Паттерны онлайн-активности оператора — видны.** Подписи BundledConfirmation и VDF_Reveal публичны. Оператор, подписывающий bundles, раскрывает свой рабочий график. Для оператора-активиста это наблюдаемо.
**Global passive adversary traffic correlation — возможна.** Противник, наблюдающий весь internet-backbone, может связать исходящий трафик клиента с cemented operations через timing. Защита требует mix-net с random delays, что нарушает [I-6] и Corollary I-3.a (детерминизм). Выход за рамки protocol-level защиты — достигается внешними инструментами (Tor, VPN) как opt-in пользователя.
**Тип использования через app_id в Anchor.** Anchor-операции со статичным `app_id = SHA-256("mt-app" || app_name)` публикуют тип приложения открыто в cemented state — виден всей сети по [I-2], не только хосту пользователя. Через известный реестр имён приложений `app_id` декодируется в семантическое значение (мессенджер, профиль, ключи, конкретная платформа). Этот класс утечки одинаков для всех пользователей независимо от типа подключения — свой узел устраняет third-party хоста как наблюдателя, но не скрывает `app_id` от остальной сети. Messenger-сессии не затронуты — используют ротируемые метки очередей per τ₁ (клиентский слой, App spec). Затронуты низкочастотные статичные Anchor: profile, encryption-keys, pre-key bundles, niche приложения со статичным app_name. Mainstream приложения получают анонимность через толпу; niche приложения идентифицируемы по volume + timing patterns.
**Тайминг cemented operations.** Каждая подтверждённая операция в AccountChain (Transfer, Anchor, ChangeKey, CloseAccount) привязана к каноническому `window_index` — виден всей сети по [I-2]. Наблюдатель цепочки строит temporal profile аккаунта через canonical window_index: распределение активности по окнам, периоды отсутствия (паузы активности интерпретируются как offline), корреляция с внешними событиями (операция в окне `W_X` через `N` окон после publicly-known event в окне `W_X − N` связывает аккаунт с этим событием). Этот класс утечки одинаков для всех пользователей независимо от типа подключения — свой узел устраняет third-party хоста, но операция после cementing распространяется по gossip всей сети. Защита на protocol level архитектурно невозможна без нарушения инвариантов: batch publishing с delay ломает UX операций (Transfer ждёт подтверждения минуты вместо секунд); cover operations (fake Transfer / Anchor) нарушают [I-2] semantically (засоряют открытую бухгалтерию) и не защищают от intersection analysis по provenance; mix-net с random delays нарушает [I-6] (regulatory compatibility) и Corollary I-3.a (детерминизм). Mainstream users получают анонимность через толпу (миллионы операций в каждом окне); users с identifiable activity patterns — идентифицируемы временным анализом. Опциональная защита вне протокола: Tor/VPN для IP-level (не скрывает window_index, но скрывает network origin); разделение ролей между несколькими аккаунтами (разные аккаунты для разных типов активности); сознательное поведение «как толпа» (избегать уникальных temporal patterns).
#### Правильная коммуникация уровня приватности пользователю
Любое клиент-приложение обязано явно информировать пользователя о текущем уровне приватности:
- При подключении через чужой узел — показать: «Используется сторонний узел. Хост видит ваш IP, паттерны активности и с кем вы начинаете переписку. Для полной приватности metadata запустите собственный узел.»
- При подключении к собственному узлу — показать: «Подключено к вашему узлу. Metadata приватна локально; финансовые операции публичны по дизайну сети.»
- Скрытие или маркетинговое преуменьшение ограничений защиты — нарушение духа инварианта честности по отношению к пользователю. Обещание «абсолютной приватности» недопустимо: модель защиты Монтаны bounded и должна быть явной.
Практические паттерны настройки собственного узла (Light-Node-at-Home, Phone-to-Own-Node pairing) и UI-индикация уровня — описаны в спецификации приложения Монтаны.
### Языковая изоляция
В нормативном тексте спецификации Монтана допустимые термины для описания протокольных объектов, счётчиков, периодов или интервалов: `window`, `tick`, `epoch`, `cycle` — определённые через window counts. Термины физического времени (`second`, `minute`, `hour`, `day`, `week`, `month`, `year`) применяются только в advisory контекстах клиентского слоя и в описании транспортного уровня (implementation guidance).
---
## Канонический порядок
Первичный продукт протокола — канонический порядок событий, реализованный как глобальная цепь `TimeChain` от Genesis Decree. Каждое окно `τ₁` — это `D` последовательных SHA-256 итераций от предыдущего канонического anchor; число `D` фиксируется в Genesis Decree и может адаптироваться через participation-ratio feedback (см. раздел «Адаптация D»).
Свойства канонического порядка (монотонность, однозначность, проверяемость, независимость) — см. раздел 1 «Каноническая временная координата».
Победитель окна регистрирует одно окно канонического порядка и получает `reward_moneta(W) = EMISSION_moneta` (см. раздел «Эмиссия»).
Единственное каноническое определение временной координаты в протоколе. Номер окна `W` — это каноническая позиция события в упорядоченной последовательности. Всё остальное — производные или advisory вычисления клиентского слоя.
### Гранулярность
Атом канонического порядка — одна SHA-256 итерация. Окно канонического порядка — `D` атомов. Произвольный интервал — `N` окон. Все три уровня выражены в канонических числах, на которые bit-exact согласны все узлы.
Физическая длительность одной итерации зависит от оборудования узла (наносекунды — десятки наносекунд на обычном процессоре). Физическая длительность окна зависит от скорости железа узла и от участия сети. Физическая длительность — свойство конкретного наблюдателя, выводимое на клиентском слое.
- **Protocol-нормативное определение окна.** Окно = `D` последовательных SHA-256 итераций. Детерминированный invariant per [I-3]. Никаких binding claims о внешнем времени.
- **Per-узел длительность окна.** Зависит от hardware конкретного узла; emergent property его кварца и архитектуры процессора, не входит в consensus state. Variance между классами hardware (genesis-class commodity, cloud VPS, ASIC) достигает ×20+. Operator выбирает железо до запуска узла.
- **Canonical window count.** Синхронен между узлами через VDF chain length. Узлы быстрее median простаивают между окнами; узлы медленнее median отстают и догоняют через VDF computation. Никакой узел не сообщает свою wall-clock длительность в сеть.
**Single point of derivation truth.** Quartz-замер для `D₀` произошёл **до** запуска сети на генезис-железе, методология и hardware profile зафиксированы в Указе Генезиса для воспроизводимости любым независимым ревьюером. После Genesis post-genesis adaptation — через `participation_ratio` feedback в `D` per τ₂ (см. раздел «Адаптация D»), без обращения к каким-либо часам.
**Внешнее время — задача клиентского слоя.** Перевод canonical window count в любые внешние временные шкалы (секунды, часы, дни) — interpretation клиентского слоя. Binding claim протокола только на canonical window count и derivation формулы (`τ₁_windows`, `τ₂_windows`).
### Оракул времени
Канонический `window_index` каждого proposal — верифицируемая координата события. Внешние системы используют канонический порядок Монтаны как систему отсчёта:
- **Проставление временной метки.** `H(document)`, привязанный к `window_index`, — криптографическое доказательство существования в позиции `W` канонической последовательности.
- **Упорядочивание.** Два события, привязанные к разным `window_index`, имеют доказуемый канонический порядок между собой.
- **Якорение.** Внешний протокол якорится в каноническом порядке Монтаны для независимой верификации порядка своих событий.
Перевод `window_index → физическое время` в любых внешних стандартах (UTC, TAI, GPS Time) является задачей клиентского слоя. Монтана производит каноническую последовательность окон; внешний наблюдатель выбирает собственный метод привязки `window_index` к своим локальным временным единицам.
`TimeChain` хранится навсегда. Канонические координаты верифицируемы любым узлом в любой момент.
---
## Криптография
Два фундаментальных примитива с разделёнными ролями:
- **ML-DSA-65** (Module-Lattice Digital Signature Algorithm, NIST FIPS 204 finalized August 2024, NIST security level 3; reference implementation production-ready) — подписи операций аккаунтов и proposals узлов
SHA-256 обеспечивает квантовую устойчивость консенсуса: алгоритм Гровера сокращает безопасность с 256 до 128 бит. ML-DSA-65 обеспечивает математическую постквантовую устойчивость подписей на основе module-lattice проблем (Module-LWE и Module-SIS).
Вспомогательные композиции поверх SHA-256 — HMAC-SHA-256 (RFC 2104), PBKDF2-HMAC-SHA-256 (RFC 8018 §5.2), HKDF-Expand (RFC 5869 §2.3) — используются в client-side деривации ключей из мнемоники (см. «Ключи»). Они не вводят независимых криптографических предположений, являются стандартными композициями уже принятого SHA-256.
Для клиентского шифрования сообщений применяется ML-KEM-768 (FIPS 203) — post-quantum KEM, используется вне consensus поверхности (см. Application Layer).
ML-DSA-65 (NIST level 3) и ML-KEM-768 (NIST level 3) формируют единый security level всего PQ-стека Монтаны. Оба primitive финализированы в FIPS 203/204 в августе 2024, оба основаны на module-lattice проблемах — структурное единство криптоповерхности по [I-7].
Других независимых криптографических примитивов в протоколе нет — финансовый слой публичен, приватность данных обеспечивается на уровне приложений через Anchor.
### Подписи — ML-DSA-65
Module-lattice подпись (Dilithium-3, NIST level 3). Stateless, многоразовая, deterministic либо randomized variant — Монтана использует deterministic вариант (RND = 0x00 × 32 в FIPS 204 §3.7) для бит-точной воспроизводимости подписи при идентичных (sk, message). Публичный ключ закрепляется за аккаунтом при создании и используется для всех последующих операций.
| Компонент | Размер |
|-----------|--------|
| Приватный ключ | 4 032 B |
| Публичный ключ | 1 952 B |
| Подпись | 3 309 B |
Поле suite_id в формате блока обеспечивает миграцию подписи без изменения модели состояния. Активация новой схемы требует protocol upgrade. Активная схема на момент запуска: ML-DSA-65.
**Единый security level.** ML-DSA-65 + ML-KEM-768 — оба NIST security level 3, оба основаны на module-lattice проблемах (Module-LWE / Module-SIS), оба финализированы в FIPS 204 / FIPS 203 в августе 2024. PQ-стек Монтаны имеет единый security level 3 для подписи и шифрования. Структурное единство криптоповерхности по [I-7].
### Подписанная область, идентичность и агрегация — универсальные правила
Для любого подписанного объекта протокола (UserObject, ControlObject, Proposal header, BundledConfirmation, VDF_Reveal, любой future-вводимый подписанный класс) действуют три универсальных правила.
**Правило R1 — Signed scope.** Каждый подписанный объект имеет canonical_bytes с полем signature последним. Сообщение, подаваемое в ML-DSA-65 sign и verify:
Внешний SHA-256 слой над signed_scope не применяется — ML-DSA использует SHAKE-256 при формировании challenge внутри (FIPS 204 §3.7), дополнительное хэширование избыточно и нарушает [I-7].
**signer_suite_id(obj)** определён таблицей:
| Класс объекта | signer_suite_id |
|---------------|-----------------|
| Transfer (Mode A/B), ChangeKey, Anchor, CloseAccount | `AccountTable[sender].suite_id` |
Future suites — через protocol version upgrade с explicit записью в эту таблицу.
Для ChangeKey подписывает **старый** ключ (AccountTable[sender] до apply), не новый. new_pubkey в payload определяет ключ для проверки будущих операций, signature_size для текущей ChangeKey определяется старым suite_id.
**Правило R2 — Stable identifier.** Канонический 32-байтовый идентификатор подписанного объекта в любой consensus hash composition (op_hashes[], frontier_hash, Merkle leaves in proposal-level trees, sort keys, chain linking proposal_hash):
- **signature input (ML-DSA-65)** — domain — префикс input для ML-DSA-65 signature construction. Формула применения определяется в инвариантах конкретного механизма (для PoP: `ML-DSA-65("mt-operator-pop" || node_pubkey, operator_secretkey)`). Output — 3309-byte signature, не identifier.
Identifier вычисляется от signed_scope (не от wire encoding с signature) — свойство стабильности по конструкции независимо от choice варианта ML-DSA-65 (deterministic либо randomized). Монтана использует deterministic вариант ML-DSA-65 (RND = 0x00 × 32 в FIPS 204 §3.7) — при идентичных (sk, message) подпись бит-точно одна и та же; identifier остаётся тем же при любом переподписании. Свойство также покрывает любую future signature scheme, добавленную через protocol upgrade с potentially randomized variants.
**Правило R3 — Consensus seed aggregation.** Для любого aggregate, feeding в consensus-critical seed output (lottery endpoint, selection sort_key, admission ordering, weight distribution, emission, ranking) aggregate input — только (signer_node_id, context), без content объектов и без signatures:
Grinding surface для single participant: **ноль**. signer_node_id детерминирован через hash от registered pubkey (committed при registration, не меняется); context canonical; composition of S emergent через quorum dynamics (single participant не контролирует, кто ещё попал в cemented set).
**R3 никогда не использует R2 identifier как input** — включение signed_scope через identifier оставило бы grinding knob через attacker-choose-able content в signed_scope.
### Адреса
Формат: `mt` + Base58(account_id + checksum).
Account_id = SHA-256("mt-account" || suite_id || pubkey). Стабильный идентификатор аккаунта. Смена ключа или схемы подписи выполняется через ChangeKey без изменения account_id — account_id привязан к первому pubkey, а текущий ключ хранится в состоянии аккаунта.
**Инвариант derivation.** Проверка `account_id == SHA-256("mt-account" || suite_id || pubkey)` происходит **один раз** при создании AccountRecord — для user-аккаунта на settle `Transfer` Mode B (apply at window close, payload содержит `receiver_pubkey` и `suite_id`); для operator-аккаунта на cementing Selection event (NodeRegistration содержит `operator_pubkey`, derivation проверяется при cementing записи в Candidate Pool). После создания account_id — каноничный ключ записи, формула не пересчитывается. Доказательство derivation навсегда сохранено в proposal с финализированной операцией создания. Любой аудитор может replay из proposal history. Original_pubkey не дублируется в Account Table — integrity гарантируется неизменностью proposal chain.
Поле `suite_id` в Account Table — **current** (мутируется ChangeKey синхронно с current_pubkey), используется для верификации текущих подписей. Original suite_id зафиксирован только в исторической записи операции создания AccountRecord в proposal chain.
---
## Account Chain (Block Lattice)
Каждый аккаунт имеет собственную цепочку операций. Перевод — одна операция в цепочке отправителя. Зачисление получателю — детерминированно после финализации. Цепочки аккаунтов полностью независимы.
Type byte (первый байт canonical_bytes операции) — global unique across all classes, использующих **полиморфный wire slot** (разные типы в одном формате блока, dispatch по первому байту).
0x05, 0x08, 0x09, 0x0A — ранее выделены под operations прикладного слоя; type bytes
освобождены, не выделяются вновь (сохранение совместимости с
archived proposals имеющими эти opcodes как unknown user-payload).
0x20-0x2F consensus meta-objects
0x30-0x3F governance / MIP objects
0x40-0xFF unallocated
```
Type byte `0x01`**не выделен**. AccountRecord создаётся автоматически: для аккаунта пользователя — при первом входящем `Transfer`с положительным amount на ещё не существующий receiver; для operator-аккаунта — атомарно с записью узла в Node Table при cementing Selection event для NodeRegistration. Самоинициация создания аккаунта невозможна; отдельного opcode активации не существует.
**Signed objects без type byte** (каждый в собственном dedicated wire slot, disambiguation через class_domain Правила R2):
- Proposal header — `"mt-proposal"` class domain
- BundledConfirmation — `"mt-bundle"` class domain
- VDF_Reveal — `"mt-vdf-reveal"` class domain
Cross-class signature confusion structurally невозможна: для polymorphic classes первый байт signed_scope различается (0x01..0x04, 0x11); для non-polymorphic class_domain в identifier обеспечивает разделение hash spaces, а signed_scope разных classes имеет несовпадающую структуру (SHA-256 collision resistance negligibly мала).
Все операции — этот шаблон. `prev_hash` связывает операции в цепочку аккаунта. `signature` — ML-DSA-65 владельца над `signed_scope(op)` (см. Правило R1). `payload` зависит от типа. Все операции начинают payload с`sender (32B account_id)` — узел проверяет `Account Table[sender].frontier_hash == prev_hash` и `signature валиден для current_pubkey` за O(1).
Особый случай — операция первой signed receiver-операции после создания AccountRecord (через `Transfer` Mode B либо через atomic activation на Selection event). Receiver's AccountChain ещё пуст: `AccountTable[receiver].frontier_hash == 0x00...00` (initialized при создании записи). Первая signed receiver-op имеет `prev_hash == 0x00...00` — она становится genesis receiver's chain. После apply frontier_hash обновляется до `identifier(op)`.
`op_hash` в любом consensus контексте (op_hashes[] в BundledConfirmation, frontier_hash, sort_key apply_proposal, H(Anchor) в Anchor verification) = `identifier(op)`с class domain `"mt-op"` (см. Правило R2). Identifier вычисляется от signed_scope без signature — стабилен по конструкции независимо от choice варианта подписи (deterministic либо randomized).
**Transfer** — публичный перевод. Единый opcode для двух режимов: receiver уже существует в Account Table → пополнение баланса; receiver не существует → атомарное создание AccountRecord и зачисление amount. Branch определяется наличием `payload.link` в Account Table на момент apply.
Wire-формат payload в Mode B расширен полями `suite_id` и `receiver_pubkey` — необходимы для derivation receiver account_id и для записи `current_pubkey` в новый AccountRecord. Различение режимов на стороне узла: после parse payload узел читает `link`; если `Account Table[link]` существует — Mode A (короткий payload 80 B); если не существует — Mode B (расширенный payload 2034 B). Sender обязан выбрать формат, соответствующий ожидаемому состоянию receiver на момент apply; несоответствие формата состоянию = reject.
- **Cooldown создания AccountRecord** per [I-15]: `current_window >= Account Table[sender].last_account_creation_window + τ₂_windows` (sender выполняет максимум один Transfer Mode B за τ₂; нарушение — **reject**`AccountCreationCooldownNotElapsed`). Исключение — sender с`last_account_creation_window == 0` (никогда не создавал AccountRecord этим путём) проходит без проверки.
`receiver_pubkey` обязателен в Mode B payload — без него невозможен binding verify `link == H(domain || suite_id || pubkey)`. Sender узнаёт `receiver_pubkey` offline (QR-код, сообщение, nickname lookup). Sender **не** владеет private key receiver; `AccountTable[link].current_pubkey` устанавливается из payload и впредь служит для верификации подписей receiver.
Receiver's AccountChain остаётся пустой после Mode B apply (`frontier_hash = 0x00...00`). Первая signed op receiver'а имеет `prev_hash == 0x00...00` и становится genesis receiver's chain.
Открытые поля: отправитель (через frontier index по prev_hash), получатель, сумма, баланс после операции (через Account Table). Псевдонимность на уровне account_id. Финансовая приватность — задача приложений (микшеры, payment channels), не протокола.
-`payload.new_suite_id` соответствует активной схеме подписи; прочие значения — **reject** (UnsupportedSuite)
- Signature ML-DSA-65 valid для **старого**`Account Table[sender].current_pubkey` над signed_scope (Правило R1; подпись старым ключом **до** apply; `new_pubkey` становится current только после apply)
**Anchor** — криптографический якорь (привязка данных ко времени):
Anchor — запись data_hash в цепочку аккаунта с привязкой к timechain_value окна финализации, без перемещения средств. Стоимость Anchor выражается через 1-op-per-τ₁ rate-limit аккаунта (single time-based primitive). Приватность данных приложения обеспечивается тем, что в сеть попадает только хэш — содержимое хранится у владельца зашифрованным.
**Anchor lifecycle — persistent design через [I-15].** Anchor — **persistent** запись в AccountChain sender'а (не ephemeral event). Это сохраняет лёгкую верификацию: любая full node может предоставить inclusion proof для данного Anchor через стандартный Merkle path AccountChain без обращения к архивным узлам.
Защита от раздутия state через Anchor spam соответствует [I-15] time-based scarcity:
1.**Rate-per-identity (существующее):** одна операция per аккаунт per τ₁ — sender не может сделать более 20 160 Anchor записей за τ₂.
2.**Amortization через AccountChain TTL:** Anchor записи — часть AccountChain владельца; при pruning inactive аккаунта (`balance == 0` + 4τ₂ без активности) **все** Anchor удаляются вместе с AccountRecord — не остаются orphan'ами в state.
3.**Cooldown создания AccountRecord (Пункт 3):** ввод нового аккаунта для Anchor-фарминга ограничен `1 Transfer Mode B per sender per τ₂` — fan-out на массу дешёвых Anchor-аккаунтов экспоненциально медленный (binary tree expansion).
Quantify: атакующий с одного активного sender может за τ₂ создать до `τ₂_windows` Anchor записей (по ≈3 438 B каждая под ML-DSA-65 signature, суммарно `τ₂_windows × 3 438 B` на sender). Для поддержания `M` Anchor'ов постоянно активными (избежание pruning 4τ₂) требуется `M / τ₂_windows` senior senders, генерирующих `M` подписанных operations за τ₂ — видимо в сетевой статистике signature verifications + gossip bandwidth. Storage damage: `M × 3 438 B` per node (≈3.4 GB для M = 10⁶ Anchors) — покрыто time-based защитой того же класса, что AccountRecord.
Защита Anchor — через существующие time-based паттерны [I-15]: rate-per-identity (1-op-per-τ₁) + amortization + cooldown активации.
**Service economy реализуется прикладным слоем.** Никнеймы — apps реализуют через `Anchor` либо собственные registries. Платные сервисы (звонки, видеосвязь, премиум-функции, хранение, подписки) — apps принимают `Transfer` оплату напрямую от пользователя на аккаунт-провайдер сервиса; протокол только обеспечивает каноническую финализацию `Transfer`. Type bytes `0x05 / 0x08 / 0x09` зарезервированы как unused (см. реестр типов объектов).
Баланс обновляется не при cement (quorum event), а в конце окна при батчевом apply. Между cement и settle операция необратима, но баланс ещё не изменён. Никаких proofs, никакой криптографии помимо подписи и хэша.
O(1) проверка на каждое state transition (одно чтение константы из ProtocolParams). Глобальный инвариант `Σ balance == supply_moneta(window_index)` истинен по индукции от genesis при условии, что каждый переход поддерживает per-operation invariant.
`supply_moneta` — pure function от номера окна (state-поля не нужно): `supply_moneta(W) = EMISSION_moneta × (W + 1)`. Closed-form O(1), supply растёт монотонно линейно, никогда не убывает.
```
genesis state (аксиома): window_index не определён, Σ balance = 0
первое окно (W = 0): supply_moneta(0) = EMISSION_moneta = 13 × 10⁹ nɈ
окно W (любое): supply_moneta(W) = EMISSION_moneta × (W + 1)
```
Никаких откатов cemented операций не требуется — каждое cemented локально валидно по конструкции.
**τ₂ sanity check.** Дополнительная проверка раз в τ₂: пересчёт `Σ balance` по всей Account Table и сравнение с`supply_moneta(window_index) = EMISSION_moneta × (window_index + 1)`. Не load-bearing для финализации — служит для обнаружения багов реализации. Расхождение = немедленная остановка узла, дамп state для расследования.
### Перевод
Перевод на несуществующий account_id — отклоняется. Получатель обязан существовать в Account Table до получения перевода.
### Валюта Монтана
Победитель окна W регистрирует одно окно канонического порядка: `EMISSION_moneta` Монет. При финализации proposal окна W+1 выплата применяется (one-window lag):
Атомарное обновление баланса. Узел получает награду через привязанный operator_account (зафиксирован при NodeRegistration). Никаких отдельных coinbase-структур, никаких отдельных таблиц эмиссии. Зачисление есть состояние Account Table.
**Без конфликта:** операция → узлы валидируют → публикуют confirmation → quorum → cemented (необратимо, в пределах текущего τ₁; emergent ~0.3 секунды на genesis-калибровке, illustrative). Баланс обновляется при settle (apply at window close).
1. Узел получает операцию X с prev_hash = H. Узел уже видел операцию Y с prev_hash = H, Y ≠ X. Форк обнаружен. Обе операции помечаются как equivocated.
2. Если одна операция уже cemented (quorum до обнаружения конфликта) — cemented необратимо. Вторая отклоняется.
3. Если ни одна не cemented — узлы продолжают собирать confirmations для обеих. Если одна набирает quorum → cemented, вторая отклоняется.
4. Если через 13 окон ни одна не набрала quorum → обе отклоняются окончательно. Аккаунт продолжает с последней cemented операции. Владелец отправляет новую операцию.
Equivocation создаётся только владельцем аккаунта (требуется подпись). Третья сторона не может создать equivocation для чужого аккаунта. Стимул: двойная трата = потеря обеих операций.
### Антиспам
Антиспам через время: право на операцию = доказанное время существования аккаунта (account_chain_length + last_account_creation_window для cooldown создания новых AccountRecord).
`account_age` — возраст аккаунта в окнах. Растёт линейно. Некупуемый. `windows_since_last_op` — окна с последней операции аккаунта. Сбрасывается при каждой операции. Спамер обнуляет приоритет с каждой операцией — самонаказание.
При переполнении ёмкости сети — операции с наименьшим приоритетом ожидают следующего окна.
Изоляция спама. Каждый аккаунт может опубликовать максимум одну операцию за окно τ₁ (dependency rule). При переполнении сети (больше операций в мемпуле, чем пропускная способность окна) — бакеты определяют **приоритет включения**. Round-robin по бакетам: одна операция из бакета 0, одна из бакета 1, ..., по кругу. Спам в бакете 0 не вытесняет операции из бакетов 1-3.
Границы бакетов = 4^N × τ₂. Все аккаунты: максимум 1 операция за τ₁. Бакет определяет приоритет при переполнении, не потолок TPS.
Новый аккаунт — бакет 0 с момента создания. 1 операция за τ₁. Вход без ожидания: получил перевод → сразу можешь отправить.
#### Throughput на аккаунт
Каждая цепочка аккаунта: 1 операция за τ₁. Правило per-account по проектированию — одно окно, один шаг в личной цепочке времени пользователя. Ритм τ₁ достаточен для любых задач одного пользователя в сети.
Одно правило закрывает конструкцией пять задач сразу:
1.**Spam protection by time-pacing.** Рейт операций аккаунта ограничен структурой состояния (1-op-per-τ₁ через op_height инкремент), не очередью узла. Узлам не нужно отбивать флуд от одного аккаунта — следующая операция этого аккаунта попросту не существует до закрытия окна. Time-pacing на уровне state machine — единственный rate-limit primitive.
2.**Детерминизм apply_proposal (инвариант [I-3]).** N>1 операций одного аккаунта в одном окне потребовали бы intra-window ordering. Любое такое правило обязано быть либо subjective (mempool-зависимое — автоматическая дыра), либо дополнительной canonical hash composition в consensus-critical output (расширение поверхности [I-8]). При N=1 проблема отсутствует: выбор операции окна единственный.
3.**Dependency rule.** Операция аккаунта в окне ссылается на frontier_hash из settled state предыдущего окна. N>1 операций одного аккаунта в одном окне потребовали бы intra-window ordering — либо subjective (mempool-зависимое, нарушение [I-3]), либо canonical hash composition (расширение поверхности [I-8]). При N=1 проблема отсутствует: порядок операции единственный.
4.**Семантика chain_length как веса.**`account_chain_length` = количество окон τ₁ с операцией, то есть окон присутствия. Вес в консенсусе измеряется временем, а не числом операций. N>1 операций за окно разорвало бы связь «вес = присутствие во времени» и открыло Sybil-накачку веса через спам операций в собственной цепочке.
5.**Бинарная разрешимость double-spend.** Правило «67% active_chain_length за одну операцию по одному prev_hash» работает потому, что конфликт двоичен: либо A, либо B. N>1 операций за окно делает конфликт multi-way и требует дополнительного механизма выбора между тремя и более ветвями за окно — блокер liveness и новая поверхность атаки.
Объём данных за одну операцию не ограничен ритмом: Anchor содержит Merkle root над произвольным числом off-chain записей, привязанных к одному окну.
Сетевой throughput складывается параллелизмом независимых цепочек аккаунтов и ограничен пропускной способностью канала узла и размером proposal, не правилом per-account.
Высокочастотные сценарии sub-τ₁ (микроплатежи, streaming) находятся вне scope протокола: введение throughput-слоя ниже τ₁ разрушит каждую из пяти перечисленных гарантий. Применения, которым нужна такая частота, строятся на других субстратах.
Спамер с 1000 новых аккаунтов: 1000 операций за τ₁ в бакете 0. Бакет 0 получает 1/4 от round-robin. Изолирован. Аккаунты в бакетах 1-3 не замечают.
---
## Состояние сети
Глобальное состояние = Account Table + Node Table + Candidate Pool. Награда константна (`reward_moneta(W) = EMISSION_moneta`), читается из ProtocolParams и не требует state-полей.
**Active node predicate (derived).** Узел считается активным если опубликовал cemented BundledConfirmation за последние 2τ₂:
```
active(node, W) = (W - node.last_confirmation_window) <= 2 × τ₂_windows
```
Predicate вычисляется из `last_confirmation_window` и текущего `window_index`. Применяется в quorum, confirmation_threshold, лотерее, валидации selection event.
### Корень состояния
Merkle-дерево глобального состояния. Три подкорня обновляются при применении операций (apply_proposal и apply at window close):
internal(left, right) = SHA-256("mt-merkle-node" || left || right)
empty_leaf = 0x00 × 32
account_root = root of sparse Merkle tree over Account Table
```
Обновление одного аккаунта пересчитывает ровно `log₂(N)` хэшей пути от листа к корню — для N=10⁹ аккаунтов это 30 SHA-256 вычислений (~60 µs CPU).
**Структура Node Table Root:** аналогично, sparse Merkle tree по `node_id`. Размер сети ≤ 10⁵ узлов → пути ~17 хэшей.
**Canonical serialization — single source of truth.** Определения полей каждой таблицы (Node Table, Account Table, Candidate Pool) задают canonical byte-for-byte сериализацию каждой записи. Эта сериализация используется одновременно для (1) вычисления leaf_hash в Merkle tree, (2) хранения на диске, (3) передачи через Fast Sync snapshot. Любое изменение record format требует одновременного обновления canonical encoding во всех трёх путях использования. Fast Sync автоматически следует за canonical encoding — см. раздел Fast Sync «Полнота сериализации snapshot».
**Структура Candidate Pool Root:** sparse Merkle tree глубины 256, индексированный по `node_id`. Empty root = `empty_internal(256)` (authoritative значение см. раздел «Genesis State Hash» строка с binding `empty_internal(256)`).
Каждый узел в Node Table — участник сети. Узел существует в таблице = участвует.
Все sort keys фиксированной длины. Побайтовое лексикографическое сравнение. Две реализации с одинаковыми данными строят одинаковое дерево и получают одинаковый State Root.
State Root коммитится в заголовке каждого proposal τ₁. `account_root`, `node_root` и `candidate_root` соответствуют settled state после apply at window close — все cemented операции окна W применены к таблицам перед сборкой proposal.
**Структура proposal-level Merkle roots.** Поля заголовка proposal `control_root`, `included_bundles_root`, `included_reveals_root` (см. раздел «Proposal») строятся как **тот же canonical sparse Merkle tree глубины 256**, что используется для state-уровня (Account / Node / Candidate Pool). Reuse того же primitive — единое определение `leaf_hash` / `internal` / `empty_internal` через domain separators `mt-merkle-leaf` / `mt-merkle-node` (см. выше). Никаких отдельных Merkle конструкций для proposal-уровня не вводится ([I-7] минимальная криптографическая поверхность).
**Set semantics, не sequence.** В отличие от ordered Merkle tree (например Bitcoin block Merkle где порядок транзакций задаёт структуру), proposal-level Merkle roots реализуются как **set indexed by canonical key** — порядок включения объектов в окно не влияет на root, root зависит только от содержимого set. Любая независимая реализация при том же canonical filtered set получает byte-exact тот же root. Слово «список» в narrative описании поля (например «Merkle root списка...» в разделе Proposal) обозначает множество включаемых объектов с canonical filter, не упорядоченную последовательность.
где reveal_metadata = (reveal_author_node_id, reveal_hash)
canonical-encoded.
```
**Empty marker — единый.** Для всех трёх proposal-level roots при пустом set: `root = empty_internal(256)` (authoritative значение см. раздел «Genesis State Hash» — та же константа что для пустого `genesis_candidate_root`, переиспользование per [I-10] SSOT, не дублирование). Реализация конструктивно даёт это значение через стандартную SMT процедуру построения над пустым набором; explicit hex не дублируется в этом разделе.
**Single-leaf поведение.** Для set из одного элемента: root вычисляется через стандартную SMT процедуру (вставка одного `(key, leaf_hash)` в пустое дерево даёт path из 256 уровней `internal(...)` хэшей, на каждом уровне sibling = `empty_internal(level)` cached константа). Никаких shortcuts «root = leaf bytes напрямую» — правило uniform для любого размера set.
**Inclusion proof для proposal-level Merkle.** Структурно идентичен state-уровню — путь из ~17 различных хэшей (для размера set ≤ 10⁵) против 239 cached `empty_internal(level)` константных значений. Любой узел с access к canonical filtered set может предоставить inclusion proof для конкретного включения и любой узел без полного set может verify proof против `*_root` поля заголовка proposal.
Любой cemented аккаунт может предоставить доказательство существования в state:
```
proof = Merkle path длиной log₂(N) (~30 хэшей для N=10⁹)
verify(proof, account_record, account_root):
reconstruct path bottom-up; compare с account_root
```
Доказательство верифицируется против `account_root` любого финализированного proposal начиная с окна когда состояние было обновлено. Не нужны архивы операций — текущее состояние самодостаточно.
#### Pruning
На τ₂ boundary применяется pruning неактивных аккаунтов:
```
Удалить все записи Account Table где:
balance == 0 <-нулевойбаланс
AND last_op_window + 4τ₂ <= current_window <-нетактивности4τ₂(52000окон)
AND is_node_operator == 0 <-непривязанкакoperatorузла
AND нет cemented NodeRegistration в control_set <-нетpendingпривязки
ожидающего apply, ссылающегося на этот account_id
```
Пустой аккаунт без активности 4τ₂ — удаляется, кроме:
- Operator-аккаунтов уже зарегистрированных узлов (`is_node_operator == 1`)
- Аккаунтов на которые ссылается cemented NodeRegistration ожидающий apply
**[I-14] compliance через [I-15].** Защита от раздутия state достигается time-based путём: cooldown `1 Transfer Mode B per sender per τ₂` (см. инварианты Transfer Mode B) ограничивает rate создания новых AccountRecord, tree-expansion атакой на 10⁶ записей требует `⌈log₂(10⁶)⌉ = 20 τ₂`, keepalive-атака через постоянную активность видна статистически и упирается в 1-op-per-τ₁ rate limit. Существующее pruning (`balance == 0` + 4τ₂) закрывает dormant bloat. Все три защитных механизма — канонические time-based примитивы [I-15].
Без второго исключения возможна race: NodeRegistration cemented (operator валиден), pruning применился до apply этого NodeRegistration → аккаунт удалён → apply отклонён. Защита: pruning не трогает аккаунты, на которые есть cemented pending registration.
Каждое удаление пересчитывает соответствующий путь в Merkle tree (logarithmic). Pruning детерминирован, автоматичен, каноничен.
**Recovery semantics.** Воссоздание pruned аккаунта через новый `Transfer` Mode B (либо через повторное появление в Selection event если речь об operator-аккаунте) с тем же receiver_pubkey создаёт **новую цепочку**: frontier_hash начинается заново, op_height сбрасывается в 1, account_chain_length = 0. Старые prev_hash references на цепочку до pruning отклоняются — цепочка удалена из текущего state. История переводов до pruning не восстанавливается из текущего Account Table, но навсегда сохранена в proposals. Восстановление истории возможно через scan архива proposals.
Конкретный subtype: **iterated SHA-256 chain** — `T_r = SHA-256(T_{r-1})`, sequential by construction. Верификация требует пересчёта O(D × chain_length) последовательных SHA-256 (нет succinct proof размером O(log T) как у Wesolowski ePrint 2018/623 или Pietrzak ePrint 2018/627). Выбор подтипа обоснован [I-1]: production-grade succinct VDF существуют только на classical groups (RSA, class groups мнимо-квадратичных полей) — ломаются Shor's algorithm; PQ-secure succinct VDF на момент Genesis — research grade без production audit history.
D — количество последовательных хэшей за одно окно τ₁. Каждый хэш — один тик осциллятора. D хэшей — одно колебание. TimeChain продвигается по расписанию окон. Для фиксированного индекса r значение T_r совпадает у всех честных узлов. Каждый узел вычисляет TimeChain независимо — результат детерминирован.
TimeChain не зависит от состояния, транзакций и поведения отдельных узлов. Даже при отказе всего Account слоя часы продолжают тикать.
Доказательство присутствия конкретного node_id в каждом окне. Каждое окно с cemented BundledConfirmation = одно звено NodeChain. chain_length — позиция узла в NodeChain: = 1 при активации (Genesis для bootstrap, selection event для нового узла), +1 при каждом cemented BundledConfirmation. Инвариант: chain_length ≥ 1 для любого узла в Node Table — гарантирует корректность знаменателей в weighted_ticket лотереи и в seniority_term.
NodeChain не является VDF-цепочкой. Узел доказывает присутствие публикацией BundledConfirmation (подтверждение операций сети), не вычислением per-node VDF. Один VDF на всю сеть (TimeChain) — достаточен.
NodeChain зависит от TimeChain (якорится через window_index). TimeChain не зависит от NodeChain.
**Liveness узла и сетевое включение.** Рост chain_length требует cementing BundledConfirmation через confirmation threshold 67% active_chain_length. При стандартной BFT-assumption (≥67% active_chain_length честны и достижимы по P2P) BC активного узла cemented в каждом окне участия. Изоляция узла от confirmers (eclipse, network partition, propagation failure) останавливает рост chain_length независимо от локальной работы узла. Это свойство consensus-механизма, не свойство узла: chain_length измеряет подтверждённое сетью присутствие, не локальную CPU-работу.
### AccountChain — персональная цепочка аккаунта
Криптографическое доказательство присутствия конкретного account_id в дискретных моментах. Каждое звено — финализированная операция аккаунта (Transfer Mode A, Transfer Mode B исходящий от данного аккаунта, Anchor, ChangeKey, CloseAccount). Linking через `prev_hash` (хэш предыдущей операции в цепочке аккаунта). Якорится в TimeChain через timechain_value момента финализации каждой операции.
Длина AccountChain — количество окон τ₁ в которых аккаунт имел cemented операцию:
```
account_chain_length(account, W) = | { w : w <= W, аккаунт имел cemented операцию в окне w } |
```
Dependency rule ограничивает аккаунт одной операцией за окно τ₁ — поэтому длина AccountChain совпадает с числом окон активности. Поле `account_chain_length` хранится в Account Table, обновляется при apply операции:
| Длина | chain_length (окна с BundledConfirmation) | account_chain_length (окна с операцией) |
| Единица длины | окно τ₁ | окно τ₁ |
| Накопление | автоматически при публикации BundledConfirmation | через активность пользователя |
| Защита от подделки | подпись ML-DSA-65 | подпись ML-DSA-65 |
| Защита от Sybil | τ₂ окон VDF + selection event | накопление окон требует активности |
Узел доказывает присутствие публикацией BundledConfirmation в каждом окне. Аккаунт — операцией. Оба механизма верифицируемы, оба производят запись на одной шкале времени.
AccountChain зависит от TimeChain напрямую. AccountChain не зависит от NodeChain по построению.
### VDF Reveal и лотерея
В лотерее участвует **только один класс** субъектов — узлы (через VDF_Reveal). Аккаунты в лотерее не участвуют (см. раздел «Аккаунты не участвуют в лотерее» ниже). Каждый узел производит ticket, взвешенный по длине своей NodeChain.
Confirmers (~100 узлов с наибольшим chain_length) публикуют BundledConfirmation для финализации окна. Все узлы с weighted_ticket_node <targetпубликуютVDF_Revealдлялотереи.VDF_RevealцементируетсячерезBundledConfirmation:confirmersвключаютполученныеVDF_RevealsвсвоиbundlesнарядусUserObjectsиControlObjects.Cementthresholdтотже—67%active_chain_length.Proposerизвлекаеттолькоcementedreveals—дискрециянадлотереей =ноль.
#### Класс 1: узлы
После завершения VDF окна W каждый узел вычисляет свой ticket.
`chain_length_snapshot` — количество окон с cemented BundledConfirmation за последние 6τ₂ (120 960 окон ≈ 84 дня при τ₁ ≈ 60 с). Вычисляется через checkpoint-механизм: на каждой τ₂-boundary фиксируется checkpoint chain_length; snapshot = chain_length - checkpoint_6τ₂_ago. Хранится 6 checkpoint-ов (48B на узел). Обновляется на τ₂-boundary (шаг 3.6 apply_proposal).
**Инвариант DS-2 (lottery_weight floor).** Для любого узла N, участвующего в лотерее окна W (active(N, W) = true): `lottery_weight(N, W) ≥ 1`. Деление `ticket / lottery_weight` в формуле weighted_ticket_node гарантированно определено.
Ordering `2τ₂ < 4τ₂ < 6τ₂` гарантирует: узел либо active (публикует BC → chain_length растёт → snapshot ≥ 1), либо inactive (исключён из лотереи), либо pruned (удалён из Node Table до того как snapshot мог бы упасть до 0). Сценарий «active узел с snapshot = 0» невозможен по построению.
Инвариант ОБЯЗАТЕЛЕН для enforcement в apply_proposal: при вычислении weighted_ticket_node валидатор проверяет `lottery_weight > 0`. Нарушение = protocol violation, proposal отклоняется. Нарушение указывает на баг в pruning или active_predicate — consensus critical.
- **Quorum (безопасность):** абсолютный `chain_length`. Старожилы доминируют в финализации.
Endpoint узла вычисляется детерминированно из канонических данных:
```
endpoint_node(W) = SHA-256(
"mt-lottery" ||
T_r(W) ||
cemented_bundle_aggregate(W-2) ||
node_id ||
window_index
)
```
Где:
-`T_r(W)` — TimeChain VDF output окна W (каноничен, одинаков у всех узлов).
-`cemented_bundle_aggregate(W-2)` — агрегат подписей cemented BundledConfirmation окна W-2 (см. раздел BundledConfirmation). Lookback на 2 окна: cemented set окна W-2 зафиксирован в proposal_{W-1}, канонически финализирован к концу окна W. Все узлы используют одно значение.
Endpoint верифицируем за O(1) — один SHA-256, плюс lookup `cemented_bundle_aggregate(W-2)` из уже финализированного state.
**Grinding resistance.** Атакующий с VDF hardware advantage способен пре-вычислить `T_r(W)` на много окон вперёд. Но`cemented_bundle_aggregate(W-2)` содержит ML-DSA-65 подписи будущих confirmers — их privкey не у атакующего, aggregate непредсказуем offline. Grinding по node_id (выбор keypair с favorable future endpoints) не работает: endpoint зависит от canonical-но-непредсказуемого компонента. Горизонт grinding схлопывается до уже cemented (публично известного) окна W-2, где keypair уже зафиксирован.
Если weighted_ticket_node <target—узелкандидатипубликуетVDF_Reveal:
-`weighted_ticket_node(node_id, window_index) < target(window_index)` — узел прошёл порог кандидатства (иначе reveal не имеет лотерейного смысла, reject)
- Один VDF_Reveal per `(node_id, window_index)` — повторный отклоняется (equivocation)
- Signature ML-DSA-65 valid over signed_scope(reveal) против `Node Table[node_id].node_pubkey` (Правило R1)
Любой активный узел может стать кандидатом лотереи — lottery_weight основан на недавней работе (snapshot 6τ₂), старожилы получают bounded seniority bonus.
#### Аккаунты не участвуют в лотерее
Аккаунты **не участвуют** в лотерее эмиссии (Лестница суверенности — design choice — см. «Два пути участия»). Единственный protocol-level earning path — node lottery. Пользователи-аккаунты используют сеть (Transfer, Anchor, ChangeKey, CloseAccount); прикладные сервисы оплачиваются через прямые `Transfer` приложениям-провайдерам. Заработок Ɉ через lottery возможен только после перехода к роли оператора узла (Шаг 1 Лестницы суверенности).
Обоснование design choice:
1.**[I-5] commodity hardware.** Scarce contribution — узел (uptime, validation, gossip, hosting). Account activity — abundant ресурс (любой смартфон). Эмиссия направляется на scarce contribution, не на abundant.
2.**[I-7] минимальная крипто-поверхность.** Single reward path (node lottery) минимизирует audit surface — одна формула winner-а, один binding vector, одна ветвь apply_proposal.
3.**[I-10] SSOT.** Один reward path (node lottery) исключает дрифт между параллельными формулами эмиссии.
4.**Лестница суверенности — ясность.** Single emission target (только node) делает переход к роли оператора единственным protocol-level earning шагом.
Поле `account_chain_length_snapshot` присутствует в AccountRecord как seniority-метрика активности аккаунта; используется прикладным слоем как anti-Sybil сигнал в собственных allocation-задачах. На уровне протокола поле читается только τ₂ snapshot-ом и не влияет на консенсусные веса.
Экономическая модель — монотонная эмиссия только узлам через `reward_moneta(W)`. Реальная стоимость Ɉ определяется демандом прикладной экосистемы (`Transfer` оплаты приложениям-провайдерам сервисов).
Winner окна W-1 определяется при cementing proposal окна W. Proposer окна W = winner окна W-2 (канонически известен из cemented state).
**Механика:**
1. Окно W-1 завершается: confirmers публикуют BundledConfirmation_{W-1} (операции окна W-1 + VDF_Reveals окна W-2), кандидаты публикуют VDF_Reveal_{W-1}, аккаунты публикуют операции.
2.`proposer_W = winner_{W-2}` (канонически определён из proposal_{W-1}).
3. Окно W начинается. Confirmers получают VDF_Reveals_{W-1} через P2P и включают их в BundledConfirmation_W наряду с операциями окна W. VDF_Reveal идентифицируется по `window_index = W-1`.
4. VDF_Reveal_{W-1} cemented когда confirmers с суммарным chain_length ≥ 67% active_chain_length включили его в свои BundledConfirmation_W. Cement status каноничен — каждый узел отслеживает его независимо по P2P bundles.
5. Proposer_W собирает BundledConfirmation-ы окна W-1 и cemented set:
```
included_bundles_{W-1} = BundledConfirmation-ы окна W-1 из view proposer-а
included_reveals_{W-1} = VDF_Reveal-ы окна W-1, cemented через
BundledConfirmation окна W (67% active_chain_length)
```
6. Из included_reveals_{W-1} извлекаются все node endpoints (только node candidates; cemented account operations из included_bundles_{W-1} релевантны для apply_proposal по балансам и account_chain_length increment, но НЕ участвуют в лотерее).
7.`winner_{W-1} = argmin(weighted_ticket_node)` среди cemented VDF_Reveal узлов-кандидатов окна W-1.
- included_bundles содержат ≥ 67% active_chain_length? (проверяемо из Node Table)
- included_reveals_{W-1} = cemented set VDF_Reveals окна W-1? (валидатор сверяет с собственным tracking cement status из BundledConfirmation окна W)
- winner_{W-1} = argmin из (included_reveals ∪ account_candidates)? (детерминированно проверяемо)
- state_root корректен? (независимый пересчёт)
10. Если 67% active_chain_length подписывают proposal_W → proposal cemented. Winner_{W-1} получает `reward(W-1)` Ɉ. Winner_{W-1} становится proposer_{W+1}.
11. Если <67%подписали→proposalотклонён.Fallback:`fallback_proposer_W = second_min(weighted_ticket)`окнаW-2.Fallbackcascade:third_min,fourth_min,etc.
**Cross-window cementing timeline.** VDF_Reveals окна W-1 публикуются при завершении окна W-1 (VDF computation = window duration). Цементируются в BundledConfirmation окна W. Между публикацией reveals и сборкой proposal — целое окно. Timing constraint отсутствует.
**Leader skin in the game.** Proposer_W публикует свой VDF_Reveal для окна W. Если его proposal отклонён (<67%подписейсети),егоVDF_RevealисключаетсяизпулакандидатовокнаW.Потеряlotteryticket =экономическийкнутзацензуруилибездействие.Отказподписатьproposal =implicitrejectionоткаждогоузла.
**Genesis bootstrap.** proposer_0 и proposer_1 = bootstrap-узел (единственный в Genesis Decree). Начиная с proposer_2 = winner_0, стандартная lookback логика.
#### Калибровка target
Target калиброван на ~13 кандидатов VDF_Reveal за окно. Калибровка на τ₂:
Conformance status: closed (binding test vectors выше).
```
Трафик reveal за окно: ~13 VDF_Reveal × 738B ≈ 9.6 KB (P2P gossip; далее включаются в BundledConfirmation для cementing). Аккаунты участвуют через cemented операции в BundledConfirmation — дополнительного трафика для аккаунтов нет.
| Anchor | Якорь данных ко времени | ML-DSA-65 подпись, prev_hash, app_id = 32B, data_hash = 32B |
| CloseAccount | Явное закрытие аккаунта | см. раздел «Жизненный цикл аккаунта» |
**ControlObjects** — объекты управляющие составом сети:
| Тип | Описание | Валидация |
|-----|----------|-----------|
| NodeRegistration | Регистрация узла (кандидатура) | ML-DSA-65 `signature` валидна для `node_pubkey` над signed_scope (Правило R1); ML-DSA-65 `operator_pop` валидна для `operator_pubkey` над bytes (`"mt-operator-pop" \|\| node_pubkey`) — proof of possession с class domain separator (Правило R2; без него squatting на чужой operator_pubkey возможен через cross-class confusion); `node_id` уникален (не в Node Table и не в Candidate Pool); `operator_account_id == SHA-256("mt-account" \|\| suite_id \|\| operator_pubkey)` (binding derivation); если AccountRecord operator-а существует — `is_node_operator == 0` AND `current_pubkey == operator_pubkey`, иначе AccountRecord создаётся атомарно при cementing Selection event; `proof_endpoint` верифицируем через VDF от candidate_vdf_init. `nodereg_hash` = identifier(nr) с class domain `"mt-nodereg"` (Правило R2) |
Каждый узел валидирует объекты обоих классов локально при получении. Валидные объекты ретранслируются по P2P.
Все объекты — UserObjects, ControlObjects и VDF_Reveals — финализируются (cemented) одинаково: через 67% active_chain_length подтверждения в BundledConfirmation. Cemented status объективен и одинаков для всех узлов. Дискреция победителя над включением ControlObjects и VDF_Reveals = ноль.
#### Proposal
Proposal содержит **control_set** и метаданные окна. UserObjects применяются к Account Table батчем при settle (apply at window close); в proposal они не повторяются. ControlObjects применяются к Node Table в apply_proposal step 1 в детерминированном порядке.
Где `previous_proposal.window` — окно предыдущего финализированного proposal в цепочке. Множество детерминировано: cemented_window — каноническое поле объекта (известно всем узлам через BundledConfirmation), op_hash — детерминирован.
Победитель **обязан** включить весь control_set целиком. Пропуск или добавление лишнего ControlObject = невалидный proposal = fallback. Каждый узел независимо вычисляет ожидаемый control_set по той же формуле и сравнивает с proposer's set.
Форки аккаунтов (две операции с одним prev_hash) разрешаются голосованием узлов весом chain_length. 67% active_chain_length за одну операцию → побеждает (см. раздел «Двойная трата»).
- **Lookback Leader.** `proposer_W = winner_{W-2}` — канонически определён из cemented proposal_{W-1}. Каждый узел вычисляет proposer_W детерминированно из canonical state.
- **Cemented reveals.** VDF_Reveals окна W-1 публикуются при завершении W-1, цементируются чер<D0B5><D180>з BundledConfirmation окна W (confirmers включают полученные reveals в свои bundles). `included_reveals_{W-1}` = cemented set (67% active_chain_length). Proposer извлекает cemented reveals и cemented account operations из included_bundles_{W-1}, определяет `winner_{W-1} = argmin(weighted_ticket)`. Дискреция proposer-а над составом лотереи = ноль.
- **Canonical acceptance.** Сеть валидирует proposal_W: (a) proposer = winner_{W-2}, (b) included_bundles ≥ 67% active_chain_length, (c) included_reveals = cemented set VDF_Reveals окна W-1, (d) winner_{W-1} = argmin из (cemented reveals ∪ account_candidates), (e) state_root корректен. Если 67% active_chain_length подписывают proposal_W → cemented. Canonical set зафиксирован.
- **Leader skin in the game.** Proposer_W участвует в лотерее окна W через свой VDF_Reveal (cemented в BundledConfirmation окна W+1). При отклонении proposal (<67%подписей)—VDF_Revealproposer-аисключаетсяизпулакандидатовокнаW.Отказподписатьproposal =implicitrejection.Отдельногоcensorshipvoteнет.
- **Fallback cascade.** Если proposal от proposer_W отклонён или отсутствует, роль переходит к `fallback_1 = second_min(weighted_ticket)` окна W-2, затем third_min, etc. Все канонически известны из cemented state.
- **ControlObjects.** ControlObjects попадают в control_set proposal по моменту cement — canonically deterministic.
**Свойство темпа сети.** Сеть продвигается со скоростью медианного активного набора узлов. Quorum требует подписей большинства по chain_length — быстрейший узел ждёт, пока достаточно других успеет. Hardware progress ускоряет сеть естественно — когда ускоряется медиана, participation_ratio растёт выше 0.95, D адаптивно увеличивается.
**One-window lag награды.** `reward(W-1)` за окно W-1 зачисляется winner_{W-1} при cementing proposal_W. Задержка в одно окно между завершением работы и получением награды.
- **included_bundles_{W-1}**: BundledConfirmation окна W-1 (суммарный chain_length ≥ 67% active_chain_length). Из included_bundles извлекаются cemented account operations для apply_proposal (баланс, account_chain_length increment); account operations не участвуют в лотерее (см. «Аккаунты не участвуют в лотерее»).
- **included_reveals_{W-1}**: VDF_Reveals окна W-1, cemented через BundledConfirmation окна W (67% active_chain_length). Из cemented reveals определяется `winner_{W-1}` (получатель `reward(W-1)` за окно W-1). Лотерея single-class — winner всегда узел; cemented account operations окна W-1 не участвуют в выборе winner-а.
- **control_set**: все cemented ControlObjects в окнах (previous_proposal.window, W]. Свобода = ноль (каноничен).
- **State Root snapshot**: account_root, node_root и candidate_root после apply at window close (все cemented операции + control objects + selection event + Монтана transfer to winner_{W-1} применены батчем).
Свобода proposer: included_bundles ограничены порогом 67%. included_reveals детерминированы cement status-ом. control_set детерминирован формулой. State root и winner_{W-1} вычисляются из cemented sets — каждый валидатор проверяет корректность детерминированно.
Proposal с набором included_bundles <67%active_chain_length,невернымincluded_reveals(несовпадаетсcementedset),невернымwinner_{W-1},пропущеннымcementedControlObject,илиневернымstate_rootотклоняется→fallbackнаsecond_min(weighted_ticket)окнаW-2.
#### Финальность proposal
Финальность proposal = подпись proposer_node_id на proposal header (верифицируемая против Node Table[proposer_node_id].node_pubkey) + независимая верифицируемость состояния.
proposal_hash = identifier(header) с class domain "mt-proposal" (Правило R2)
```
Все поля proposal header канонически вычислимы bit-exact из предыдущего state и cemented set окна W. Каждое поле имеет источником либо canonical state, либо детерминированную функцию от canonical state.
**Разделение ролей winner_id и proposer_node_id.** Это два независимых поля с разными назначениями:
-`winner_id` — получатель Монтана. Лотерея single-class: winner — всегда узел, выигравший лотерею окна. `reward(W-1)` зачисляется на `operator_account_id` узла-winner-а в apply_proposal step 2.
-`proposer_node_id` — узел ответственный за сборку и публикацию proposal. Подписывает header своим node_pubkey. Верификация подписи proposal — против `Node Table[proposer_node_id].node_pubkey`, всегда.
Штатный случай: `winner_id` == `proposer_node_id` (узел-winner сам собирает свой proposal). Fallback: если winner-узел молчит — proposal собирает следующий узел по lowest weighted_ticket, `proposer_node_id` ≠ `winner_id`; reward всё равно зачисляется на operator_account_id winner-а, proposer не получает дополнительной награды — это его обязанность как ближайшего активного узла.
-`protocol_version >= prev_proposal.protocol_version` (не убывает; изменяется только через software upgrade узла, см. раздел «Эволюция протокола»)
-`protocol_version <= local_max_supported_version` (узел **обязан отклонить** proposal с protocol_version которую его реализация не поддерживает; принятие неизвестной версии = принятие непроверяемых правил = нарушение безопасности)
-`proposer_node_id` существует в `Node Table` и имеет `suite_id` соответствующую поддерживаемой схеме подписи; signature ML-DSA-65 verify over signed_scope(header) против `Node Table[proposer_node_id].node_pubkey` (Правило R1)
**Cemented window** объекта — `window_index` proposal-а в котором BundledConfirmation с этим объектом достиг quorum. Определён детерминированно для каждого cemented объекта.
**Settled window** объекта — `window_index` proposal-а в котором объект был применён к state:
- Для UserObjects: `settled_window = cemented_window` (apply batch at window close того же окна). Следующая операция от того же sender возможна в окне `cemented_window + 1` (dependency rule)
- Для ControlObjects: `settled_window` = window_index первого proposal где объект попал в control_set (обычно `cemented_window + 1`)
Fallback: если proposal от `proposer_W = winner_{W-2}` отклонён (<67%подписей)илиотсутствует(proposeroffline),рольпереходитк`fallback_1 = second_min(weighted_ticket)`окнаW-2.Еслиfallback_1тожеотклонён—кthird_min,ит.д.ВсяcascadeканоническиопределенаизcementedstateокнаW-2.
При fallback `proposer_node_id` меняется; `winner_{W-1}` определяется fallback-proposer-ом из cemented set (тот же cemented set — canonical для всех узлов). Новый proposer подписывает header своим node_pubkey, `fallback_depth` инкрементируется.
**Leader penalty при отклонении:** endpoint proposer-а, чей proposal отклонён, исключается из lottery пула текущего окна W. Proposer теряет шанс на `reward(W)`. Это экономический кнут за бездействие или цензуру.
**Полная симметрия fallback:** молчание первого proposer переводит обязанность сборки proposal к следующему узлу. Награда за окно W-1 привязана к лотерейному билету и гарантирована, если хотя бы один узел в сети соберёт валидный proposal через fallback cascade.
#### Непрерывность VDF
VDF следующего окна вычисляется непрерывно, не ожидая завершения финализации предыдущего. TimeChain для окна N+1 детерминирован — каждый узел вычисляет его независимо. Reveal phase и финализация происходят параллельно с началом VDF следующего окна.
#### Confirmations (финализация операций и control objects)
Confirmers — узлы с`chain_length >= confirmation_threshold`. Подтверждают **все** валидные объекты окна (UserObjects + ControlObjects) от имени сети.
≈ 256 confirmers при large-scale сети (active_chain_length / 256).
```
Только активные узлы (cemented BundledConfirmation за последние 2τ₂) учитываются. Мёртвый вес исключён конструкцией. Сканирование Node Table для вычисления `active_chain_length` — O(|Node Table|) ≤ 10⁵ записей, миллисекунды.
**Сенатская модель комитета.** Confirmers — сенат долгоживущих узлов, не ротирующаяся выборка из активного набора. Узел попадает в комитет только накопив `chain_length` выше порога; это намеренная долгосрочная инерция роли, не недостаток механизма. Разделение ролей в протоколе:
- **Confirmers (комитет)** — долгоживущие узлы, голосуют за финализацию и разрешение конфликтов.
- **Все активные узлы** — участвуют в node lottery, gossip, хранят данные, обслуживают своих операторов. Новые узлы полнофункциональны как инфраструктура с момента установки (см. раздел «Barrier scope»), но в комитет попадают только после накопления chain_length.
**Требование к развёртыванию: доля онлайн-работы честного оператора ≥ 0.85.** Это условие гарантирует что концентрация атакующего в top-K комитете ограничена коэффициентом не более 1.18× от его доли в сети. При доле атакующего в сети `f ≤ 0.25` и соблюдении этого требования доля атакующего в комитете `≤ 0.282`, что ниже порога BFT `1/3`. Нарушение требования (оператор с доступностью ниже 67%) открывает вектор захвата комитета через асимметрию времени работы.
Confirmer собирает все валидные объекты за окно и публикует один BundledConfirmation. Bundle содержит два класса хэшей: (1) операции текущего окна W (UserObjects + ControlObjects) и (2) VDF_Reveals предыдущего окна W-1 (лотерейные билеты, опубликованные при завершении W-1 и полученные через P2P):
`bundle_hash` = `identifier(bundle)`с class domain `"mt-bundle"` (Правило R2). Один BundledConfirmation per (node_id, window_index). Повторный отклоняется. Endpoint = T_r текущего окна (верифицируем: сравнение с каноническим T_r). `node.chain_length` хранится в Node Table и инкрементируется в `apply_proposal` шаг 3.5 для каждого узла с cemented BundledConfirmation в окне W.
**Инварианты BundledConfirmation:**
-`node_id` существует в Node Table и соответствует активному confirmer-у (`chain_length >= confirmation_threshold` на момент окна `window_index`)
-`window_index` равен текущему окну валидации (bundle не может относиться к произвольному окну)
-`endpoint == T_r(window_index)` каноничный (верифицируем сравнением с локально вычисленным T_r)
-`op_count ≤ max_ops_per_bundle` (верхняя граница DoS; значение константы — см. раздел «Обоснование протокольных констант»)
-`reveal_count ≤ max_reveals_per_bundle` (верхняя граница DoS)
- Каждый элемент `op_hashes[i]` — 32B `identifier(op)`с class domain `"mt-op"`; дубликаты внутри массива **запрещены**
- Каждый элемент `reveal_hashes[i]` — 32B `identifier(reveal)`с class domain `"mt-vdf-reveal"` окна W-1; дубликаты **запрещены**
- Один BundledConfirmation per `(node_id, window_index)` — повторный отклоняется (equivocation, см. раздел «Конфликты»)
- Signature ML-DSA-65 valid over signed_scope(bundle) против `Node Table[node_id].node_pubkey` (Правило R1)
Inclusion validity каждой операции внутри bundle (dependency rule: `prev_hash`, баланс, receiver existence) — см. раздел «Dependency rule» ниже; это per-context check confirmer-а, отдельный от structural инвариантов BundledConfirmation.
Объект финализирован (cemented) когда подтверждения от confirmers с суммарным chain_length > quorum. Cemented — необратимо. Типичное время: quorum event. Это правило применяется одинаково к UserObjects, ControlObjects и VDF_Reveals: cemented status объективен и каноничен для всех узлов. VDF_Reveals окна W-1 цементируются в BundledConfirmation окна W (cross-window cementing).
**Confirmation cutoff (детерминизм cemented set).** Cemented set окна W фиксируется proposer-ом окна W+1 через frozen view (Lookback Leadership). Proposer_{W+1} включает в proposal_{W+1} все BundledConfirmation окна W из своего view с суммарным chain_length ≥ 67% active_chain_length. Этот frozen view становится каноническим cemented set после cementing proposal_{W+1} сетью.
**Cemented bundle aggregate.** Канонический агрегат идентичностей confirmers окна W, используемый как unpredictable-offline компонент в формулах lottery endpoint, sort_key и candidate_vdf_init. Aggregate строится по Правилу R3 (aggregate over signer_node_id, не over signatures и не over content):
```
cemented_bundle_aggregate(W) :=
если W <2:
0x00 × 32 (до Genesis cementing)
иначе если |cemented_bundles_W| == 0:
SHA-256("mt-bc-aggregate-empty" || W.to_le_bytes_8) (вырожденный случай: окно без cementing)
иначе:
S_W := { bc.node_id : bc ∈ cemented_bundles_W }
SHA-256(
"mt-bc-aggregate" ||
concat(node_id for node_id in sorted_asc(S_W)) ||
W.to_le_bytes_8
)
```
`cemented_bundles_W` — каноническое множество cemented BundledConfirmation окна W (frozen view proposer_{W+1}). S_W — множество signer_node_id этих bundles, отсортированное по asc (32B lexicographic). Контекст `W.to_le_bytes_8` — 8-байтовый little-endian window_index.
Ветви формулы покрывают все возможные состояния окна:
- **|cemented_bundles_W| == 0:** окно без cementing (катастрофический отказ консенсуса). Возвращается детерминистический fallback. [I-8] в этой ветви вырожден, но в non-functional состоянии сети это приемлемо — protocol уже не производит консенсус.
- **Стандартная ветвь:** агрегат node_ids cemented confirmers, полная защита [I-8].
Свойства:
- **Канонический.** Cemented set объективен, порядок детерминирован. Два честных узла bit-exact получают одинаковое значение.
- **Непредсказуемый offline (в стандартной ветви).** Зависит от эмерджентного состава S_W — какие именно active confirmers набрали quorum. Атакующий с VDF hardware advantage не может пре-вычислить будущий S_W без координированного control over honest participants (никто single confirmer не контролирует набор других cemented confirmers).
- **Ноль grinding surface для single confirmer.** node_id детерминистически вычислен из registered node_pubkey (commited в NodeTable), не меняется. Content бандла (op_hashes[], reveal_hashes[]) attacker-choose-able, но **исключён из aggregate per Правило R3**. Signature σ под deterministic ML-DSA-65 уникально определена парой (sk, message), но **исключена из aggregate per Правило R3** — независимо от detminism schema. Обе grinding surface устранены конструкцией, не экономическими аргументами.
- **Degraded security margin в bootstrap периоде.** При `active_nodes = 1` агрегат содержит один node_id. Безопасность в этот период опирается на секретность bootstrap node_pubkey derivation — см. раздел «Границы модели доверия».
**Dependency rule (детерминизм apply).** Одно правило: confirmer подтверждает операцию только если все её зависимости разрешены из settled state окна W-1.
```
Операция валидна для inclusion в BundledConfirmation окна W если:
2. Для Transfer: receiver существует в Account Table
на момент settled state конца окна W-1
3. sender.balance >= amount (для Transfer)
на момент settled state конца окна W-1
```
Settled state конца окна W-1 — результат apply_proposal окна W-1 — одинаков у всех узлов (детерминированная функция от cemented set W-1 и предыдущего state). Confirmer проверяет каждую операцию против этого глобально единого состояния. Никаких bundle-local цепочек, никакого mempool order.
**Следствие: одна операция на аккаунт за окно τ₁.** Вторая операция от того же sender имеет prev_hash = H(первой операции), но первая ещё не settled (settled = конец текущего окна W). Confirmer отклоняет вторую. Она пройдёт в окне W+1 когда первая settled. Throughput на аккаунт: 1 операция за окно. Это достаточно для всех бытовых сценариев; для высокочастотных — batching через Anchor (один Anchor содержит Merkle root тысяч записей).
Cross-account зависимости сериализуются через окна — существующий аккаунт создаёт AccountRecord получателя через `Transfer` Mode B в окне W; последующие исходящие операции от этого получателя (Transfer, Anchor и т.д.) — в окнах W+1 и далее, после settle AccountRecord.
Объект cemented когда суммарный chain_length confirmers подтвердивших объект через BundledConfirmation окна W ≥ quorum(W). Активный набор детерминирован — все узлы вычисляют `active_chain_length(W)` независимо из state Node Table и получают одно и то же значение.
Если active_chain_length падает ниже минимума жизнеспособности (теоретически возможно при массовом offline) — финализация останавливается до восстановления активности. Halt by liveness, не by safety: вернувшиеся узлы возобновляют работу с последнего cemented state.
Трафик confirmations: ~100 bundles × ~4 KB ≈ 400 KB за окно. Стабильно при любом масштабе.
**Применение операций по window close.** Cemented операции окна W буферизуются до момента сборки proposal_{W+1}. Множество cemented операций фиксируется proposer-ом через frozen view (Lookback Leadership). Все cemented операции окна W применяются батчем в детерминированном порядке:
```
Порядок apply: по op_hash lex asc
```
Каждый аккаунт имеет максимум одну cemented операцию в окне W (dependency rule). Порядок между аккаунтами — лексикографически по op_hash. Детерминирован, вычислим независимо каждым узлом.
Apply каждой операции:
```
Transfer (Mode A — receiver уже в Account Table):
sender.balance -= amount
receiver.balance += amount
sender.frontier_hash = H(operation)
update_merkle_path(sender)
update_merkle_path(receiver)
Transfer (Mode B — receiver не существует, создание AccountRecord):
sender.balance -= amount
sender.frontier_hash = H(op)
sender.last_account_creation_window = current_window # [I-15] cooldown per τ₂
update_merkle_path(sender)
создать запись Account Table[link] = {
balance = amount,
current_pubkey = payload.receiver_pubkey,
suite_id = payload.suite_id,
is_node_operator = 0,
frontier_hash = 0x00...00,
op_height = 0,
account_chain_length = 0,
account_chain_length_snapshot = 0,
last_account_creation_window = 0,
creation_window = current_window,
last_op_window = current_window,
}
insert_merkle_leaf(new_account)
ChangeKey: account.current_pubkey = new_pubkey
account.suite_id = new_suite_id
account.frontier_hash = H(operation)
update_merkle_path(account)
Anchor: записать data_hash в цепочку аккаунта (frontier_hash обновлён)
update_merkle_path(account)
После каждой операции: account_root = current root.
```
**При apply каждой операции** обновляется AccountChain length signer-аккаунта (подписавшего операцию):
```
on_operation_applied(operation, window W):
signer = operation.sender # account_id из payload
signer.account_chain_length += 1
signer.last_op_window = W
signer.op_height += 1
# Получатель Transfer не получает обновления chain_length —
# пассивное получение не считается активностью.
```
Dependency rule: один аккаунт = одна операция за окно τ₁. Каждая cemented операция = +1 к account_chain_length = одно окно присутствия.
**State transition в proposal:** при settle (apply at window close) применяется атомарно:
```
apply_proposal(state, proposal) -> state':
Шаг 1: применить control_set в порядке (cemented_window asc, op_hash lex asc).
NodeRegistration: проверить node_id уникален (нет в Node Table и Candidate Pool),
проверить ML-DSA-65 signature валидна для node_pubkey над signed_scope (Правило R1),
проверить ML-DSA-65 operator_pop валидна для operator_pubkey
если Account Table[selected.operator_account_id] не существует:
создать AccountRecord для operator-аккаунта (atomic activation):
account_id = selected.operator_account_id
balance = 0
suite_id = selected.suite_id
is_node_operator = 1
frontier_hash = 0x00...00
op_height = 0
account_chain_length = 0
account_chain_length_snapshot = 0
current_pubkey = selected.operator_pubkey
creation_window = current_window
last_op_window = current_window
last_account_creation_window = 0
обновить account_root.
иначе:
установить Account Table[selected.operator_account_id].is_node_operator = 1
(existing AccountRecord — owner ранее уже мог иметь user-аккаунт через Transfer Mode B; balance, frontier_hash, account_chain_length и прочие поля остаются как есть)
удалить selected из Candidate Pool
обновить node_root и candidate_root.
**Grinding resistance selection event.** Domain separator `mt-selection` отделяет hash space от `mt-lottery` и других. Компонент `cemented_bundle_aggregate(current_window - 2)` — канонический но unpredictable offline (зависит от ML-DSA-65 подписей confirmers окна current_window-2). Атакующий с VDF hardware advantage, пре-вычисляющий `timechain_value` для будущих selection events, не может пре-вычислить sort_key без privкey confirmers. Grinding keypair (генерация N kerpairs для выбора favorable node_id) не работает: к моменту selection event sort_key определён будущими signatures, которые атакующий не контролирует.
Шаг 3.5: обновить chain_length активных узлов.
Для каждого узла N с cemented BundledConfirmation в окне W:
N.chain_length += 1
N.last_confirmation_window = W
update_merkle_path(N) в node_root
Множество узлов с cemented BundledConfirmation в окне W детерминировано
(cemented status объективен) — все узлы применяют один и тот же набор обновлений.
Шаг 3.6: обновить chain_length_snapshot на τ₂-boundary.
Если current_window % τ₂_windows == 0:
Для каждого узла N в Node Table:
rotate N.chain_length_checkpoints (сдвиг: oldest выбывает, текущий chain_length записывается как newest)
Порядок детерминирован. Каждый узел применяет одни и те же шаги и получает один и тот же state_root.
AccountTable зависит от TimeChain, NodeChain и AccountChain. Обратных зависимостей нет.
Минимум для узла: **1 ядро CPU**. TimeChain VDF (непрерывное последовательное хэширование) + валидация операций (interleaved, overhead <1%окна).СростомTPSсетидополнительныеядраускоряютверификациюопераций.Одинузел =1ядро.Любойкомпьютер =потенциальныйузел.Верификацияоперацийаккаунтовполностьюпараллелизуется—цепочкиаккаунтовнезависимы.
### Вход и регистрация
Два уровня входа в сеть. Узлы участвуют в консенсусе — открытый вход через VDF + selection event, AccountRecord operator-а создаётся атомарно при cementing Selection event. Аккаунты пользователей держат и переводят средства — AccountRecord появляется автоматически при первом входящем `Transfer` Mode B (receiver не существует — создание + зачисление amount). Самоинициация создания аккаунта невозможна; отдельного opcode активации не существует.
**Genesis State — аксиома сети.** Минимальный bootstrap: один узел, один operator-аккаунт. Bootstrap-узел стартует с положительным балансом операторского аккаунта и накапливает средства через лотерейные награды (`EMISSION_moneta` per выигранное окно). Распределение Монтана новым пользователям — через `Transfer` Mode B с cooldown `1 per sender per τ₂` per [I-15], ограничивающим темп создания новых AccountRecord.
**Bootstrap growth model.** Minimal Genesis (1 bootstrap operator account, первый и единственный держатель балансов до первой эмиссии) достаточен для запуска сети. Распространение Монтана через `Transfer` Mode B параллелизуется экспоненциально — каждый AccountRecord, накопивший положительный баланс и прошедший cooldown `1 Transfer Mode B per τ₂`, может создать новый AccountRecord:
- N = 0: 1 аккаунт (genesis operator)
- N = 1 τ₂: operator создаёт один новый AccountRecord → 2 accounts
- N = 2 τ₂: оба создают по новому → 4 accounts
- N = k τ₂: `2^k` accounts
Quantify rollout в окнах:
- 1 000 accounts: `⌈log₂(1000)⌉ = 10 τ₂`
- 1 000 000 accounts: `⌈log₂(10⁶)⌉ = 20 τ₂`
- 1 000 000 000 accounts: `⌈log₂(10⁹)⌉ = 30 τ₂`
Альтернатива: Genesis может содержать **N_SEED** bootstrap operator accounts как операционный параметр запуска — не consensus-critical, не меняет протокольные правила. Для reference mainnet `N_SEED = 1` сохраняет архитектурную чистоту и не вводит центральных точек доверия beyond единого genesis operator. Тестовые сети / локальные devnets могут использовать `N_SEED > 1` через отдельную Genesis configuration для ускорения инициализации без изменения протокола.
Growth начинается с первого cemented τ₁ окна и не требует дополнительных specialized механизмов — существующее правило `Transfer` Mode B + cooldown [I-15] покрывает весь жизненный цикл roll-out.
Начальное состояние, существующее до того как любая операция возможна:
```
Genesis State (до первого окна, supply = 0):
Account Table = 1 запись (bootstrap operator account):
Bootstrap-узел стартует с chain_length = 1 в Genesis. Каждый последующий cemented BundledConfirmation инкрементирует chain_length. Начальное значение = 1 (а не 0) — необходимо для корректности знаменателей weighted_ticket_node и seniority_term; инвариант chain_length ≥ 1 сохраняется для любого узла в Node Table.
genesis_content_data_hash (32B) хэш манифеста книги Монтана v1.0
Genesis State Hash = SHA-256("mt-genesis" || genesis_state_root || canonical_encode(protocol_params))
```
Domain separator `"mt-genesis"` обеспечивает structural разделение от других hash compositions (единое правило Domain separators registry — все consensus hash compositions содержат domain separator первым).
Bootstrap keypair (account + node) публикуется в Genesis Decree вместе с протокольными параметрами и Genesis State Hash. Genesis Decree immutable — закреплён в коде каждой реализации.
**Инварианты Genesis Decree:**
-Все поля `protocol_params` имеют фиксированные значения согласно layout выше; implementer хардкодит их в коде, runtime mutation **запрещена**
- Reserved поле `(reserved) = 0x00 × 8` строго; любое другое значение — **reject** (изменяет Genesis State Hash и создаёт несовместимую сеть)
-`bootstrap_account_pubkey` и `bootstrap_node_pubkey` соответствуют эталонным значениям закреплённым в коде
-`genesis_state_root = SHA-256("mt-state-root" || genesis_node_root || genesis_candidate_root || genesis_account_root)` пересчитывается из сериализованных начальных таблиц и сверяется byte-exact
-`Genesis State Hash = SHA-256("mt-genesis" || genesis_state_root || canonical_encode(protocol_params))` совпадает с эталонным значением закреплённым в коде реализации
Параметр `D₀ = 325 000 000` (hex `0x135F1B40`) — результат **единственного исторического quartz-замера** в жизни протокола, проведённого на генезис-железе до запуска сети (per [I-18]).
**Single point of derivation truth.** Этот замер произошёл **ровно один раз** до запуска сети. После Genesis протокол не читает никакие часы (per [I-18]); число `D₀ = 325 000 000` зафиксировано в Genesis Decree `protocol_params.D₀` и неизменно. Любое post-genesis движение `D` — через canonical `participation_ratio` feedback per τ₂.
| **Genesis-железо** (iMac M1 2021, idle) | Apple M1, ARM SHA-2 hw ext, 8 GB | **5.097** (нормативный) |
| Idle VPS (Timeweb, Moscow) | QEMU Virtual CPU v4.2.0, 2.1 GHz, без hw SHA | ~3.68 |
| Loaded VPS (Timeweb, Frankfurt) | QEMU Virtual CPU v8.2.0 c SHA-NI, concurrent production сервисы на том же ядре | ~0.22 |
Comparative таблица иллюстрирует что hardware variance между классами достигает ×20+. Operator выбирает железо до запуска узла; недостаточная производительность означает participation_ratio <0.85→выпадениеизactivesetчерез8τ₂inactivitypruning.
После старта сети `D` корректируется через canonical participation_ratio feedback per τ₂ (см. раздел «Адаптация D»). Сеть самостоятельно подстраивается под фактический состав операторов без обращения к каким-либо часам.
Первое окно τ₁ после генезиса — window_index = 0, protocol_version = 1. Bootstrap-узел — единственный proposer первых двух окон (без lookback). Начиная с W = 2 — стандартная lookback логика. Bootstrap-узел получает `EMISSION_moneta = 13 Ɉ` за каждое выигранное окно. Per-operation invariant действует с первого окна.
**Bootstrap period.** До появления второго узла (первые τ₂+ окон) bootstrap-узел имеет 100% active_chain_length и является единственным confirmer-ом, proposer-ом и winner-ом. Это физическая необходимость запуска любой сети — кто-то является первым. Доминирование bootstrap-узла размывается органически: каждый новый узел, прошедший selection event, вносит свой chain_length в active set. Протокольные правила (quorum 67%, weighted_ticket лотерея, selection rate limit) одинаковы с первого окна — специальных bootstrap-правил вне lookback первых двух окон нет.
**Границы модели доверия.**
Протокол имеет два режима доверия, автоматически переключаемые из canonical state.
**Режим Genesis.** Действует от Genesis до первого cemented BundledConfirmation от узла, отличного от bootstrap. В этот период безопасность протокола опирается на:
- Неизменность Genesis Decree (захардкожен в каждой реализации)
- Секретность bootstrap privкey (доверенная сторона — автор протокола)
- Отсутствие конкуренции — один участник, лотерея без значимых соперников, quorum тривиально достигается bootstrap-узлом
`cemented_bundle_aggregate` в этот период равен хэшу одной bootstrap-подписи. Защита [I-8] от grinding работает при секретности bootstrap privкey — стандартное допущение для Genesis-систем. Экономическая нерациональность атаки на single-node сеть компенсирует degraded security margin: нет Монтана rewards за победу над единственным участником, лотерея не даёт advantage.
**Режим BFT.** Активируется автоматически при первом cemented BundledConfirmation где `BC.node_id ≠ bootstrap_node_id`. В этот период безопасность опирается на:
- ≥67% честного active_chain_length
-`cemented_bundle_aggregate` из множества ML-DSA-65 подписей — полная защита [I-8] от pre-computation grinding
- Pruning + active_predicate поддерживают соотношение honest/attacker в составе active set
**Переход.** Автоматический, наблюдаемый из canonical state: Node Table содержит ≥1 non-bootstrap узел с chain_length ≥ 1. Версия протокола не меняется. Никакого ручного вмешательства или hard fork. Threat model сдвигается с «trust the Genesis author» на «trust ≥67% chain_length» плавно и непрерывно.
**Следствия для reference implementation.** Аудит и тестирование обязаны покрывать оба режима раздельно. Тесты bootstrap-периода проверяют поведение в Genesis-режиме (single-confirmer aggregate, bootstrap winning all lotteries, proposer ротация отсутствует). Тесты после bootstrap — BFT-поведение (multi-confirmer aggregate, weighted_ticket лотерея, lookback leadership). Переходный тест обязательно проверяет корректность передачи при первой non-bootstrap регистрации — один из критичных invariant-моментов в жизни сети.
**Mandatory content replication.** Каждый узел Монтана обязан хранить текущую версию книги Монтана как persistent blob по (genesis_content_app_id, genesis_content_data_hash). При Fast Sync новый узел загружает genesis content как часть обязательной начальной синхронизации (см. раздел Fast Sync).
#### Открытый вход узлов
Вход узла в консенсус — открытый. VDF τ₂ окон + кандидатура + selection event. Никаких приглашений, никаких разрешений.
**Шаг 1: Свободный вход.** Оператор-кандидат генерирует ML-DSA-65 keypair для оператора (`operator_pubkey`) и для узла (`node_pubkey`) offline; вычисляет `operator_account_id = SHA-256("mt-account" || suite_id || operator_pubkey)` и `node_id = SHA-256("mt-node" || node_pubkey)`. AccountRecord для `operator_account_id` на этом этапе ещё не существует в Account Table — он будет создан атомарно при cementing Selection event (см. Шаг 4). Кандидат подключается к gossip через node keypair (IBT уровень 2 — read-only gossip per [Montana Network](Montana%20Network%20v1.0.0.md) § Identity-Bound Tunnel), получает TimeChain values из proposals, вычисляет candidate VDF τ₂ окон от init. NodeRegistration включает оба pubkey (`node_pubkey` и `operator_pubkey`):
NodeRegistration — ControlObject. При cementing → запись в Candidate Pool. Кандидат ожидает selection event. При отборе кандидата на selection event в Node Table добавляется запись узла; одновременно atomically создаётся AccountRecord для `operator_account_id` если он ещё не существует (balance = 0, current_pubkey = operator_pubkey, suite_id = NodeRegistration.suite_id). Existing AccountRecord (если operator уже имел user-аккаунт через Transfer Mode B) — оставляется как есть, операция только устанавливает `is_node_operator = 1`.
**Инварианты NodeRegistration:**
-`type == 0x11` (первый байт; иное значение — не NodeRegistration, misrouting)
-`suite_id` соответствует активной схеме подписи (на момент запуска: `0x0001` = ML-DSA-65); прочие значения — **reject** (UnsupportedSuite)
- Подпись ML-DSA-65 (`signature`) валидна для `node_pubkey` над signed_scope (Правило R1; node-секретarity владелец подписал заявку)
-`operator_pop` валидна как ML-DSA-65 подпись для `operator_pubkey` над bytes (`"mt-operator-pop" || node_pubkey`) — proof of possession с class domain separator (Правило R2). Class domain закрывает cross-class signature confusion: signature над голыми `node_pubkey` bytes из любого другого контекста не пригодна как PoP. Только владелец `operator_secretkey` может произвести валидную подпись с этим domain — squatting на чужой operator_pubkey без знания соответствующего secretkey невозможен; даже при совпадении derivation формулы для `operator_account_id` отсутствие валидной PoP-подписи отвергает заявку (reject `InvalidOperatorPoP`)
-`node_id = SHA-256("mt-node" || node_pubkey)` уникален (нет в Node Table и Candidate Pool)
-`operator_account_id == SHA-256("mt-account" || suite_id || operator_pubkey)` (binding derivation operator_account_id из operator_pubkey, проверяется на момент cementing)
- Если `Account Table[operator_account_id]` существует → `is_node_operator == 0` (operator-аккаунт ещё не привязан к другому узлу) и `current_pubkey == operator_pubkey` (consistency: operator подписывает узлом тем же ключом, которым владеет аккаунтом). Если не существует → создание AccountRecord откладывается до Selection event apply.
-`W_p - 2 × τ₂_windows ≤ W_start ≤ W_p - base_vdf_length` (base_vdf_length = τ₂_windows). Нижняя граница ограничивает историческое pre-computation окно. Верхняя граница гарантирует что VDF физически выполнен до publication.
-`vdf_chain_length ≥ required_vdf_length(W_p)` — длина заявленной VDF цепочки не меньше требуемой pressure-adjusted длины в момент W_p (incremental apply в батче, см. apply_proposal)
-`proof_endpoint` верифицируем: пересчёт VDF от `SHA-256("mt-candidate-vdf-init" || timechain_value(W_start) || cemented_bundle_aggregate(W_start - 2) || node_id)` через `vdf_chain_length` окон. Если `vdf_chain_length × D hashes` VDF iteration от init даёт `proof_endpoint` — валидно.
Верификация: `vdf_chain_length` сегментов VDF проверяются параллельно. На C ядрах: ~(vdf_chain_length/C) × t_segment.
**[I-8] compliance.** `cemented_bundle_aggregate(W_start - 2)` в candidate_vdf_init — canonical & unpredictable-offline компонент (зависит от ML-DSA-65 подписей confirmers окна W_start - 2). Атакующий с VDF hardware advantage не может pre-compute init для произвольного будущего W_start — aggregate доступен только после cementing W_start - 2. Pre-computation grinding закрыт по построению.
**Шаг 3: Selection event.** Каждые `selection_interval = 336` окон сеть выбирает кандидатов из Candidate Pool. Полная каноническая формула `sort_key`, количество мест `slots = max(1, floor(active_nodes / 130))`, обработка expiry и включения в Node Table описаны в `apply_proposal` шаг 3b (раздел «Состояние сети → Двигатели → State transition»). Обоснование `admission_divisor = 130` и связь с upper bound 1% active_nodes per event — в таблице «Обоснование протокольных констант → Безопасность консенсуса и сети».
**Шаг 4: Регистрация.** Выбранные кандидаты → Node Table:
```
start_window = W (окно selection event)
chain_length = 1
last_confirmation_window = 0
```
Узел добавляется в Node Table с chain_length = 1 (позиция активации). Каждое последующее окно с cemented BundledConfirmation инкрементирует chain_length. Оператор-аккаунт получает `is_node_operator = 1`. Если `Account Table[operator_account_id]` ещё не существовал — создаётся атомарно в этом же шаге apply со всеми полями AccountRecord согласно authoritative описанию `apply_proposal` Шаг 3b (раздел «Состояние сети → Двигатели → State transition»). Запись удаляется из Candidate Pool.
**Expiry.** Кандидатура истекает через `candidate_expiry_windows = 3τ₂ = 60 480 окон` (см. Genesis Decree). Запись удаляется из Candidate Pool автоматически.
1.**VDF-барьер:** τ₂ окон последовательного хэширования (при нормальной нагрузке). Физическая работа, sequential по построению — не ускоряется параллелизмом.
2.**Adaptive VDF:** стоимость кандидатуры пропорциональна давлению на сеть в момент **публикации** NodeRegistration (не в момент начала VDF работы). Это закрывает timing-manipulation: attacker не знает заранее какое pressure будет в момент W_p.
**Привязка к W_p (не W_start).** `required_vdf_length` вычисляется из canonical state **в момент cementing NodeRegistration (W_p)**. Кандидат декларирует `vdf_chain_length` в NodeRegistration — длину своей VDF цепочки. Валидатор проверяет `vdf_chain_length ≥ required_vdf_length(W_p)` и корректность proof_endpoint через пересчёт VDF от init на `vdf_chain_length` окон.
**Incremental apply в батче одного окна.** Если несколько NodeRegistrations cemented в одно окно W_p, они применяются по canonical sort order с инкрементальным pending:
Батч одного окна: первая NR видит pending baseline, каждая последующая видит +1. Required растёт в батче. Attacker не получает batch-advantage.
**[I-8] binding sort order.** Domain separator `mt-nodereg-sort` изолирует hash space. `cemented_bundle_aggregate(W_p - 2)` — canonical & unpredictable-offline компонент, зависящий от ML-DSA-65 подписей confirmers окна W_p - 2. Атакующий с hardware advantage не может пре-вычислить `nr_sort_key` без privкey honest participants → не может grind `node_pubkey` для favorable позиции в батче. Incremental apply неуязвим к keypair-grinding.
**Extension rule для honest operators.** Если первая попытка NodeRegistration rejected по `vdf_chain_length < required`, оператор может:
1. Продолжить VDF работу от текущего proof_endpoint на дополнительные окна
2. Обновить NodeRegistration: новый proof_endpoint = VDF(old_proof_endpoint, additional_length), vdf_chain_length = old + additional
3. Повторить publication с updated proof
VDF работа не теряется — только admission откладывается. Honest strategy: consecutive VDF extension пока required не удовлетворено.
**Self-correcting механика.** Чем сильнее давление → тем длиннее required VDF → дороже Sybil → давление падает через admission или expiry. При снижении давления (expiry 3τ₂ для просроченных кандидатов) → pending уменьшается → required нормализуется → легитимный вход восстанавливается.
**[I-8] compliance — grinding resistance.** Attacker не может предсказать `required_vdf_length(W_p)` в момент начала VDF: pressure зависит от будущих cemented NodeRegistrations и будущих BCs (active_nodes). Attacker не контролирует privкey honest participants → не может предвычислить pressure. Forced over-provisioning или extension rule.
**Timing manipulation закрыта.** Attacker не может начать VDF при низком давлении и подать при высоком — required проверяется на момент публикации. Minimum VDF (base_vdf_length = τ₂) достаточен только если pressure(W_p) ≤ 1%. Иначе нужен extended VDF пропорционально pressure.
**Slow-rate participation = организacный рост.** Если actor публикует ≤1 NodeRegistration per selection interval (336 окон), pending не накапливается (selection event admitting ~1% за event). Pressure остаётся baseline. Стоимость = минимум per candidate. Это **legitimate участие**, неотличимое от honest — и правильно не наказывается. Adaptive защищает только от превышения естественного темпа приёма.
3.**Selection rate limit:** max(1, active_nodes/130) за 336 окон. Массовый вход ограничен. Минимум 1 кандидат всегда проходит.
4.**Weighted механизмы:** chain_length определяет вес в quorum (безопасность). lottery_weight (snapshot 6τ₂ + seniority bonus) определяет вес в лотерее (эмиссия). Новые узлы начинают с минимальным влиянием. Время — единственный путь к весу.
#### Создание аккаунта
Два пути создания AccountRecord, ни один не требует отдельной opcode-операции активации:
1.**User-аккаунт через `Transfer` Mode B.** Получатель генерирует ML-DSA-65 keypair → вычисляет `account_id = SHA-256("mt-account" || suite_id || pubkey)` offline → делится `receiver_pubkey` / `account_id`с отправителем по out-of-band каналу (QR, сообщение, nickname lookup). Существующий аккаунт с положительным балансом публикует `Transfer`с расширенным payload (Mode B): `link == account_id` нового получателя, `receiver_pubkey` для binding derivation, `amount > 0`. Операция cemented → AccountRecord получателя появляется в Account Table при settle окна с`balance = amount`. Самоинициация создания невозможна.
2.**Operator-аккаунт через NodeRegistration → Selection event.** Кандидат-оператор включает `operator_pubkey` в NodeRegistration. При cementing Selection event для этого кандидата атомарно создаётся AccountRecord для `operator_account_id = SHA-256("mt-account" || suite_id || operator_pubkey)`, если он ещё не существует: `balance = 0`, `current_pubkey = operator_pubkey`, `is_node_operator = 1`. Operator не нуждается во входящем переводе для появления собственного AccountRecord — VDF + selection заменяют этот путь. Пополнение баланса operator-аккаунта — через лотерейные награды (`reward_moneta` per выигранное окно) либо входящие `Transfer` от других аккаунтов.
Sybil-барьер для user-аккаунтов: time-based — sender ограничен `1 Transfer Mode B per τ₂` (см. инварианты `Transfer` Mode B, поле `last_account_creation_window`). Fan-out на 10⁶ записей требует `⌈log₂(10⁶)⌉ = 20 τ₂` через binary tree expansion. Дополнительно account_chain_length определяет приоритет операций — новый аккаунт начинает с 1-op-per-τ₁ rate-limit. Рост приоритета = время. Пустые аккаунты пруняются через `balance == 0` + 4τ₂.
Sybil-барьер для operator-аккаунтов: sequential VDF `vdf_chain_length × D` SHA-256 хэшей до публикации NodeRegistration + selection_interval (336 окон) между событиями admission. Денежного барьера нет.
#### Скорость роста сети
Узлы: selection event каждые 336 окон, slots = max(1, active_nodes/130). Рост ограничен selection rate:
```
Genesis (1 узел): 1 новый узел за 336 окон
active_nodes = 100: 1 новый узел за 336 окон
active_nodes = 1 000: 10 новых узлов за 336 окон
active_nodes = 10 000: 100 новых узлов за 336 окон
```
Каждый кандидат проходит τ₂ окон VDF. Первые кандидаты появляются через τ₂ окон после genesis.
Сетевой TPS не зависит от |Node Table|. Монтана — replicated state machine, каждый узел обрабатывает все операции окна. Entry rate регулирует безопасность weight distribution и темп децентрализации, не пропускную способность. TPS масштабируется апгрейдом канала и CPU узлов, не их количеством. Сценарий «внезапная популярность → сеть не справляется с нагрузкой из-за медленного входа узлов» не применим к архитектуре Монтана.
Compound-рост при постоянном entry rate: удвоение сети ≈ `1.5 × τ₂` после первой волны (детальная derivation — таблица «Обоснование протокольных констант → admission_divisor»). Первая волна лагает на τ₂ (VDF вычисление первых кандидатов).
#### Barrier scope: что именно ограничено entry rate
Entry rate (τ₂ VDF + selection event) ограничивает **только** участие узла в консенсусе. Операционная функциональность узла не зависит от его статуса в Node Table.
**Доступно с момента установки узла (день 0, до регистрации):**
- P2P gossip и IBT: узел подключается к сети через level-3 addresses, получает proposals, синхронизирует state.
- Хранение данных владельца: узел хостит файлы, бэкапы, мессенджер-inbox своего оператора — это клиентский слой, не консенсусный.
- Почтовый ящик: входящие сообщения для операторского account_id накапливаются на узле пока телефон offline.
- Gateway для мобильного клиента: телефон оператора подключается к своему узлу через IBT уровень 3 (account-based auth), получает полный пользовательский функционал.
- Archival role: узел может хранить proposals, BundledConfirmations, исторические данные — в пользу своего оператора или по запросу application слоя.
**Доступно с момента появления AccountRecord в Account Table (account-level):**
-`Transfer` Mode A — исходящий перевод Монтана существующему аккаунту.
-`Transfer` Mode B — исходящий перевод с атомарным созданием AccountRecord для несуществующего получателя (расширяет пользовательскую базу через cooldown `1 Mode B per sender per τ₂`).
- Anchor — фиксация данных во времени (Merkle root над произвольным off-chain контентом).
- ChangeKey — ротация keypair.
- CloseAccount — явное закрытие с очисткой AccountRecord.
- Messaging через свой узел с постквантовым шифрованием ML-KEM (клиентский слой, не consensus-critical).
**Ограничено до entry в Node Table (после τ₂ VDF + selection event):**
- Node lottery: `weighted_ticket_node` требует `active_chain_length_snapshot`, зарабатывается только после entry.
- Confirmer eligibility: top ~100 chain_length → новый узел далеко от threshold до накопления окон присутствия.
-Вес в quorum: `active_chain_length = 0` до entry, голос узла не считается в 67% threshold для cementing и conflict resolution.
- Монтана emission for node: node reward payout требует `chain_length > 0`.
**Ортогональность TPS и entry rate:**
Пропускная способность сети определяется пропускной способностью канала и CPU активных узлов (replicated state machine — каждый узел обрабатывает все операции). Entry rate регулирует темп ввода новых узлов в консенсусную роль, не скорость обслуживания пользователей.
- Сеть из 100 узлов и сеть из 10 000 узлов обслуживают пользователей с тем же `TPS_network = min over nodes (TPS_node)`.
- User onboarding не зависит от node onboarding. `Transfer` Mode B cemented в одном окне, settled в конце того же окна — получатель готов к исходящим операциям начиная со следующего окна.
- Взрывной рост пользовательской базы абсорбируется апгрейдом канала существующих узлов, не входом новых.
**Резюме:** барьер τ₂ VDF защищает weight distribution и консенсусную безопасность. Он не ограничивает пользовательский доступ, пропускную способность сети, работоспособность новых узлов как инфраструктуры владельца, или скорость распространения сети среди пользователей.
User-аккаунты: создаются автоматически при первом входящем `Transfer` Mode B (расширенный payload с`receiver_pubkey`). Рост пользовательской базы определяется распространением Монтана через сеть переводов — каждый новый пользователь требует existing-аккаунт с положительным балансом, готовый передать первичный перевод и прошедший cooldown `1 Transfer Mode B per τ₂`. Самоинициация создания невозможна. Operator-аккаунты: создаются атомарно при cementing Selection event для NodeRegistration; не требуют входящего перевода.
---
## Потоковая модель
Операции аккаунтов текут непрерывно. Узел получает операцию → проверяет подпись ML-DSA-65 и баланс (против settled state W-1) → передаёт в P2P gossip. Confirmers (~100 узлов с наибольшим chain_length) собирают операции за окно и публикуют BundledConfirmation.
Операция проходит два состояния:
- **Cemented** (quorum event): 67% active_chain_length подтвердили. Операция необратима. Баланс ещё не обновлён.
- **Settled** (конец окна, apply at window close): все cemented операции окна применены к Account Table батчем. Баланс обновлён. state_root зафиксирован в proposal.
Два параллельных процесса:
- **Операции** подтверждаются непрерывно через confirmations (cement), применяются батчем в конце окна (settle)
- **Часы** тикают по расписанию окон τ₁ (TimeChain, лотерея, Монтана)
Кошелёк получателя отображает входящий перевод в два этапа: «confirmed» после cement (quorum event), «settled» после apply at window close (apply at window close). Между cement и settle операция уже необратима — различие только для UX индикации.
Цепочки аккаунтов полностью независимы. Операции разных аккаунтов обрабатываются параллельно без конфликтов.
---
## Временные слои (τ)
```
τ₁ = 1 window → τ₂ = 20 160 windows
```
Одно окно — τ₁. Всё остальное — производные в window counts.
### τ₁ — Окно (D хэшей)
Единственная единица канонического порядка протокола. Регистрация одного окна канонического порядка и эмиссия.
- TimeChain продвигается на `D` хэшей
- NodeChain: chain_length инкрементируется при cemented BundledConfirmation
- Операции аккаунтов подтверждаются непрерывно через confirmations (cement), применяются батчем в конце окна (settle)
- control_set: все cemented ControlObjects из окон (previous_proposal.window, current_window] (каноничен)
- Кандидаты (~12) публикуют VDF_Reveal с lottery endpoint = SHA-256(T_r || node_id || window_index); reveals цементируются через BundledConfirmation следующего окна
- Лотерея (single-class, только узлы): winner = argmin(weighted_ticket_node) среди cemented VDF_Reveal узлов-кандидатов (формулы `ticket_node`/`weighted_ticket_node` — integer spec per [I-9] в разделе «Класс 1: узлы» + «Integer log algorithm»). Аккаунты в лотерее не участвуют — см. «Аккаунты не участвуют в лотерее».
- Winner_{W-1} определяется proposer_W (= winner_{W-2}) из cemented VDF_Reveals окна W-1 и cemented account operations окна W-1
- Финальность proposal: подпись proposer_node_id на proposal header. Каждый валидатор применяет control_set + Монтана детерминированно и проверяет state_root
- Монтана: регистрация одного окна канонического порядка (`reward_moneta(W) = EMISSION_moneta`) → победителю
- Supply audit: суммарная эмиссия Монтаны от генезиса = `supply_moneta(W) = EMISSION_moneta × (W + 1)` — closed-form pure function, state-поля не нужно
- Разрешение форков: приоритет ветки с наибольшим суммарным TimeChain-доказательством
TimeChain safety: компрометация значения TimeChain требует нарушения свойства последовательности SHA-256 VDF.
- Адаптация D через participation-ratio feedback (см. ниже)
- Snapshot account_chain_length: для каждого аккаунта `account_chain_length_snapshot = account_chain_length`. Snapshot — seniority-метрика активности аккаунта; читается прикладным слоем как anti-Sybil сигнал в собственных allocation-задачах. Детерминированно для всех узлов в пределах одного τ₂ интервала; на consensus-уровне в weights не входит
- Pruning Account Table: удаление пустых аккаунтов без активности 4τ₂ (52 000 окон) с обновлением Merkle путей
- Pruning Node Table: для каждого узла N где `(current_window - N.last_confirmation_window) > 8 × τ₂_windows`:
1. Если `N.operator_account_id` существует в Account Table — установить `Account Table[N.operator_account_id].is_node_operator = 0` (operator-аккаунт освобождается от привязки к узлу; аккаунты в лотерее не участвуют — см. раздел «Аккаунты не участвуют в лотерее»)
2. Удалить запись N из Node Table
3. Пересчитать node_root
- Supply audit (sanity check): Σ balance(account) для всех аккаунтов == `supply_moneta(current_window) = EMISSION_moneta × (current_window + 1)` (closed-form, supply растёт строго монотонно линейно)
- Криптографическая амнезия: подписанные proposals сохраняются навсегда — верифицируемая цепочка state commitments. Proposals доказывают что конкретное состояние было закоммичено proposer-узлом; восстановление содержимого состояния требует snapshot или архива
- Пересчёт параметра D через participation-ratio feedback
#### Адаптация D через participation-ratio feedback
D адаптируется на границе τ₂ через каноническое chain observation — долю активного chain_length-а, успевшего подписать BundledConfirmation в каждом окне предыдущего τ₂.
**Канонический вход (real-valued commentary, authoritative integer form ниже):**
Где `cemented_chain_length(W)` — суммарный chain_length узлов, чьи BundledConfirmation для окна W попали в cemented set; `active_chain_length(W)` — суммарный chain_length узлов с`active(node, W) = true`. Оба числа канонически вычисляются каждым узлом bit-exact из Node Table и cemented sets.
**Real-valued form (commentary):**
```
median_ratio = median(participation_ratio(W) for W in последние τ₂_windows окон)
Если median_ratio >= 0.95: D_new = D_old × 1.03 (+3%, сеть в комфорте, ускоряемся)
Если median_ratio <= 0.85: D_new = D_old × 0.97 (-3%, сеть под давлением, замедляемся)
Иначе (dead zone): D_new = D_old (zone comfort, D не трогаем)
```
**Integer form (authoritative, per [I-9]):**
```
Encoding: participation_ratio представлен как permille (u32), точность 0.001.
Диапазон: 0..=1000 (0 = 0%, 1000 = 100%).
Thresholds (из ProtocolParams, единицы — permille × 10):
-`median_ratio >= 0.95`: большинство активных узлов легко успевают подписать каждое окно. У сети есть запас производительности — D можно поднять, окно станет чуть длиннее в единицах работы, физическая скорость эмиссии замедляется, но сеть укрепляет запас прочности. Эмиссия в canonical окнах неизменна.
-`median_ratio <= 0.85`: значительная часть активных узлов не успевает подписать. Сеть близка к границе жизнеспособности — D нужно уменьшить, окно становится короче в единицах работы, медленные узлы получают шанс догнать медиану.
- Dead zone 0.85-0.95: естественные колебания, D не адаптируется. Это защита от реактивной волатильности.
- **Канонически детерминировано.** participation_ratio вычисляется из canonical cemented sets и Node Table. Два честных узла получают одно и то же значение bit-exact.
- **Опирается только на canonical chain observations.** Все входные данные формулы — cemented sets и Node Table, оба детерминированы. Corollary I-3.a соблюдён.
- **Медленная реакция.** Adjustment rate ±3% за τ₂ делает стратегическую манипуляцию через withholding confirmations экономически нерациональной: actor-ус 10% chain_length-а для сдвига D на 2x требуется систематически saboтировать свои подписи ~24 эпохи, теряя все свои Монтана награды в этот период.
- **Dead zone защищает от флуктуаций.** Случайные колебания participation_ratio в диапазоне 0.85-0.95 не вызывают adaptation.
- **Interleaving на 1 ядре — ожидаемый источник participation_ratio <1.0.**УзелделитодноядромеждуTimeChainVDFиvalidation;контекстныепереключениясистематическиприводяткпропускуотдельныхокон.Этонормальноеповедение1-ядернойархитектуры,недеградациясети.Deadzone0.85-0.95поглощаеттипичныйinterleavingoverhead;feedbackниже0.85автоматическиуменьшаетD,возвращаяvalidation-упропорциональнобольшийкусоклокальногопроцессорноговремени.Реализациинедолжнытрактоватьparticipation_ratio<1.0какотклонениеименятьactivepredicateилипорогиcementingвответ.
- **Естественное следование hardware progress.** Если железо ускоряется, медианные узлы начинают успевать с запасом, median_ratio поднимается выше 0.95, D растёт, окно нормализуется. Сеть автоматически адаптируется к ожидаемому hardware evolution без явного measurement.
- **Нет stремления к hard fork по дизайну.** Continuous adaptation в рамках speech-first принципа устраняет необходимость периодического hard fork как запрограммированного события.
**Threat model:**
- Actor с<20%chain_length-аэкономическинеможетсдвинутьmedian_ratioзначимо.
- Hyperscaler с 15% узлов может систематически снижать median_ratio на ~15%, но только теряя свои награды. При clamp ±3% за τ₂ максимальный сдвиг D за 24 τ₂ составляет ±1.03^24 ≈ ±103%, что ограничено при правильном выборе `D₀`с запасом.
- Координированная атака узлов с >50% chain_length эквивалентна атаке на весь консенсус и не рассматривается в рамках локальной защиты participation_ratio.
Параметр D₀ фиксируется в Genesis Decree. Остальные константы закреплены в протокольных параметрах и могут быть изменены только через protocol version upgrade (software hard fork), не через runtime mechanism.
---
## Консенсус — Proof of Time (PoT)
### Четыре цепочки
**TimeChain** — глобальные часы. Чистая VDF-цепочка `T_r = SHA-256^D(T_{r-1})`. Первичный продукт протокола. Источник времени и случайности. Продвигается по расписанию окон.
**NodeChain** — последовательность cemented BundledConfirmation конкретного node_id. chain_length — позиция узла в NodeChain: = 1 при активации, +1 при каждом cemented BundledConfirmation. Инвариант: chain_length ≥ 1. Доказывает присутствие узла.
**Account** — состояние счёта. Операции финализируются непрерывно через подтверждения (67% active_chain_length). ControlObjects включаются в proposal (каноничен).
Зависимости односторонние: TimeChain → NodeChain → AccountChain → AccountTable. Отказ в AccountTable не останавливает часы. Отказ конкретного узла в NodeChain не заражает общий ритм.
### Лотерея
Лотерея single-class: участвуют только узлы через VDF_Reveal с каноническим endpoint. Каждый узел производит weighted ticket по длине своей цепочки (`chain_length_snapshot`). Lowest weighted_ticket побеждает.
**Узлы** автоматически участвуют в каждом окне. Каноническая формула `weighted_ticket_node` и integer algorithm определены в разделе «Класс 1: узлы» и общем разделе «Integer log algorithm (per [I-9])» выше (single source of truth).
**Аккаунты** в лотерее не участвуют — см. раздел «Аккаунты не участвуют в лотерее» выше. Поле `account_chain_length_snapshot` — seniority-метрика активности аккаунта, используется прикладным слоем как anti-Sybil сигнал в собственных allocation-задачах.
Если weighted_ticket_node <target—узелкандидат.Targetкалиброванна~13кандидатовзаокно.Изкандидатовпобеждаетlowestweighted_ticket.
**Стимул узла:** каждое окно с опубликованным BundledConfirmation увеличивает chain_length → увеличивает шанс победы. Пропущенное окно — это окно не входит в chain_length. Узел остаётся в Node Table и продолжает участвовать.
### Победитель τ₁
Победитель определяется после закрытия окна τ₁. Lowest `weighted_ticket_node` среди cemented VDF_Reveal узлов-кандидатов = победитель. Единственный класс победителя — узел.
**Если победил узел:**
- Записывает TimeChain value
- Operator account узла получает `reward(W)` Монтана
Если в окне нет узлов-кандидатов (ни один `weighted_ticket_node < target`) — срабатывает fallback cascade: proposer выбирается из всех активных узлов по lowest weighted_ticket независимо от target. Liveness proposals гарантирована пока хотя бы один узел активен.
- **Liveness halt операций** исключён: финализация через 67% active_chain_length, не зависит от победителя
- **Liveness halt proposals** исключён: fallback на следующего кандидата
- **Масштабирование**: трафик лотереи ~8.9 KB за окно при любом количестве узлов
### Разрешение конфликтов
**Двойная операция аккаунта** (две операции с одним prev_hash): equivocation. Cemented до обнаружения — необратимо, вторая отклоняется. Не cemented — ожидание quorum 13 окон, затем обе отклоняются. См. раздел «Двойная трата».
**Невалидный proposal**: валидаторы отклоняют, fallback на следующего кандидата. Победитель теряет `reward(W)` за это окно.
**Два proposal от одного proposer_node_id в одном окне**: оба отклоняются (equivocation), fallback к следующему узлу-кандидату. Если этот узел был winner, он теряет `reward(W)` (winner всегда узел в лотерее single-class).
6. Каждый узел проверяет (против settled state W-1):
ML-DSA-65 подпись валидна для current_pubkey Алисы
prev_hash совпадает с frontier_hash Алисы
amount > 0
alice.balance >= amount
получатель (Боб) существует в Account Table
7. Confirmers публикуют BundledConfirmation, операция распространяется через P2P gossip
8. Cement: 67% active_chain_length подтвердили → операция необратима (quorum event)
Кошелёк Боба отображает «confirmed»
9. Settle (apply at window close):
alice.balance -= 50 Ɉ
bob.balance += 50 Ɉ
alice.frontier_hash = H(operation)
alice.op_height += 1
alice.account_chain_length += 1
Кошелёк Боба отображает «settled»
```
### Баланс
Баланс аккаунта — открытое число `u128 moneta` в Account Table. Обновляется при settle (apply at window close): исходящий Transfer вычитает amount, входящий зачисляет. Видим всем узлам и через любого верификатора цепочки.
Бэкап = seed (для деривации приватного ключа ML-DSA-65). Восстановление кошелька: ключ выводится из seed, баланс читается из текущего Account Table — никакого локального состояния не требуется.
---
## Эмиссия
### Единица
Определение валюты, тикера и деноминации — см. раздел «Валюта Монтаны — именование и деноминация».
Эмиссия за окно τ₁ определяется единственной формулой `reward_moneta(W) = EMISSION_moneta`, где `EMISSION_moneta` — константа Указа Генезиса (значение `13 × 10⁹ nɈ`, см. Genesis Decree `protocol_params.emission_moneta`). Награда фиксирована и не зависит от номера окна. Никакой надбавки, никаких эпох, никакого обновления ставки на уровне протокола.
### Регистрация окна
```
reward_moneta(W) = EMISSION_moneta
```
Каждое окно τ₁ регистрирует одно каноническое окно канонического порядка. `EMISSION_moneta` читается из `ProtocolParams`; значение фиксировано Указом Генезиса и не меняется на горизонте сети.
### Binding test vector (per [I-9])
| Окно W | reward_moneta (nɈ) |
|--------|--------------------|
| любое | 13_000_000_000 |
Один тест-вектор: формула constant, проверка тривиальна — `reward_moneta(W) == EMISSION_moneta == 13_000_000_000` для всех W.
### Распределение
Победитель окна τ₁ — всегда узел — регистрирует одно каноническое окно и получает `EMISSION_moneta` Монтана (зачисляется на `operator_account_id` узла). Одна формула.
Лотерея single-class: конкурируют только узлы. Победитель — узел с lowest `weighted_ticket_node` среди cemented VDF_Reveal кандидатов окна. `chain_length_snapshot` и `seniority_term` определяют вес — время и непрерывность работы единственный арбитр.
Базовый бюджет: `EMISSION_moneta` Ɉ за окно. Покупательная способность Ɉ определяется рынком (через demand от app ecosystem), а не протоколом.
### Раннее участие — front-loading через CL accumulation
Bootstrap-фазы как отдельного механизма с надбавкой на уровне протокола нет. Front-loading распределения возникает естественно через `chain_length` accumulation:
- Ранние операторы запускаются при низкой конкуренции — выше доля выигранных окон в первый период
- Накопленный `chain_length` даёт permanent преимущество над поздними entrants через CL-weighted лотерею
- Узел, работающий дольше, побеждает чаще. Узел, запустившийся раньше, имеет преимущество — доказал больше окон присутствия
### Двигатель роста сети — app ecosystem driven
Экономические потоки между participants — переводы между аккаунтами через `Transfer`:
```
Активные пользователи в приложениях → платят разработчикам напрямую в Ɉ
↓ ↓
Приложения привлекают пользователей Разработчики получают Монтаны
↓ ↓
Demand на Ɉ растёт через utility Растёт реальная стоимость Ɉ
↓ ↓
Разработчики / пользователи поднимают узлы → Зарабатывают Монтаны через лотерею
↓ ↓
Лестница суверенности (Account → Operator) Сеть растёт и децентрализуется
```
Эмиссия `EMISSION_moneta` направляется только на узлы (поддержание сети) — единственный денежный механизм протокола. Пользовательская активность поддерживает стоимость Ɉ через **utility demand** (приложения создают real value). Путь «Account → Operator» — единственный protocol-level способ для пользователя начать получать эмиссию.
Apps freely определяют свои бизнес-модели: цены на звонки, видеосвязь, премиум-функции, хранение данных — всё через прямые переводы Ɉ между аккаунтами.
---
## Пропускная способность
Правило «1 op/τ₁» — per-account, не сетевое. Сетевая пропускная способность определяется пропускной способностью канала узла и размером proposal; цепочки аккаунтов независимы и обрабатываются параллельно в одном окне.
Entry rate узлов (τ₂ VDF + selection event) ортогонален TPS сети. Узел операционен с момента установки — обслуживает своего оператора, хранит данные, работает gateway для мобильного клиента — вне зависимости от статуса в Node Table. Consensus-роль (вес, лотерея узла, confirmer) активируется после entry; user-level функциональность не ждёт.
Размер Transfer: ~3 422 B (открытый перевод, ML-DSA-65 подпись).
| Канал узла | TPS |
|-----------|-----|
| 10 Mbps | ~365 |
| 100 Mbps | ~3 650 |
| 1 Gbps | ~36 500 |
### Sizing guidance — mempool budget per узел
Implementation guidance для node operators, не consensus-critical параметр. Узлы с меньшим mempool budget отбрасывают операции при surge нагрузке — honest behaviour, не protocol violation.
Целевая нагрузка для масштаба 1B активных пользователей при средней частоте 1 операция в минуту на пользователя:
- Pending operations rate: ≈ 12K операций за окно τ₁
- Recommended mempool budget узла: ≥ 500 MB (вмещает ≈ 150K pending operations при ML-DSA-65 signature 3309 B)
- Минимальный mempool budget: 100 MB (≈ 30K pending operations — tight для 1B масштаба, удерживает примерно 2.5 окна τ₁)
Размер канонической подписи под ML-DSA-65 — основной множитель в pending-operation footprint; при оценке budget учитывать актуальный signature_size активной схемы (см. раздел «Криптография → Подписи»). Узлы с менее производительным каналом или меньшим bandwidth-budget могут уменьшать целевое окно retention pending operations соразмерно.
- **Cemented (quorum event):** 67% active_chain_length подтвердили операцию через BundledConfirmation. Операция необратима и гарантированно будет применена в конце окна. Wallet показывает «confirmed».
- **Settled (apply at window close, в конце окна):** все cemented операции окна применены батчем к Account Table в детерминированном порядке. account_root зафиксирован в proposal. Wallet показывает «settled».
Между cement и settle операция уже необратима — настройка двух UI-состояний нужна только для индикации завершённости state transition. Зависимые операции (Transfer на только что созданный аккаунт) сериализуются по окнам через confirmer dependency rule, поэтому cemented операция гарантированно settle-ится.
### Модель: глобальное состояние + локальная история
Узлы хранят глобальное состояние (Account Table, Node Table, Candidate Pool, proposals). Тела операций аккаунтов хранятся у владельцев. После settle (apply at window close) state transition применён — балансы в таблице обновлены, тело операции сети больше не нужно.
### Два участника
**Узел** — мой компьютер (десктоп, сервер, VPS), 24/7, минимум 1 ядро:
Почтовый ящик (входящие сообщения пока телефон офлайн)
```
Узел принадлежит оператору. Оператор решает что хранить помимо consensus state. Consensus state обязателен — без него узел не участвует в сети. Данные владельца — решение клиентского слоя: формат, шифрование, объём, retention.
**Ядра и производительность.** TimeChain VDF — sequential по построению; дополнительные ядра не ускоряют продвижение TimeChain. Второе ядро изолирует validation от VDF-цикла и устраняет interleaving overhead (пропуск окон ~5-10% при нагрузке). Узлы с 1 ядром полностью участвуют в консенсусе; узлы с 2+ ядрами имеют bounded преимущество в participation_ratio, ограниченное сверху interleaving overhead. Participation-ratio feedback на τ₂-boundary автоматически подстраивает D под фактическое железо медианы сети.
**Телефон (кошелёк)** — клиент моего узла, онлайн когда используется:
```
Хранит:
Свои ключи (seed → keypairs)
Локальная история (операции, сообщения — для UX)
Делает:
Подключается к своему узлу
Отправляет/получает переводы через узел
Читает/пишет данные на свой узел
Забирает сообщения из почтового ящика узла
```
Потеря телефона: seed восстанавливает ключи, баланс в Account Table публичен, данные на узле целы. Потеря узла: seed восстанавливает аккаунт, consensus state скачивается через Fast Sync. Данные владельца (фото, сообщения) — ответственность оператора (бэкап, RAID, репликация между своими узлами — клиентский слой).
Привязка телефона к узлу, авторизация, синхронизация, формат хранения данных — клиентский слой. Протокол предоставляет identity (account_id ↔ operator_account_id) как основу для привязки.
**Подключение без собственного узла.** Пользователь с аккаунтом но без узла подключает телефон к чужому узлу через IBT уровень 3 (account keypair). Чужой узел — это узел приложения Монтана (app creator's infrastructure), public node, или community-run узел. Соединение через Noise_PQ XX (ML-KEM-768 KEM + ML-DSA-65 identity sig) + ML-DSA-65 IBT proof — никто кроме владельца account privкey не может подключиться под его именем.
Хостящий узел gossip-ит операции пользователя в сеть так же как для локально подключённых accounts. Для пользователя процесс идентичен — кошелёк работает одинаково независимо от того свой узел или чужой.
Разница — хостящий узел видит IP и тайминг операций пользователя (metadata). Контент приложения (Anchor data) зашифрован — узел видит только хэш в сети, не содержимое. Dandelion++ на первом хопе частично обфусцирует origin операции от дальнейших хопов.
Размеры узла иллюстративны для сети возрастом ~26 τ₂ (emergent ≈ 1 год при genesis-калибровке, illustrative per [I-18]). При значительно более долгой работе сети суммарный размер растёт линейно за счёт proposal chain (`~2 GB на 26 τ₂`); Account/Node/Candidate Tables зависят от числа активных аккаунтов и узлов через лимиты [I-14] и pruning.
Потеря телефона: seed восстанавливает ключи, баланс в Account Table публичен, данные на узле целы — полное восстановление. Потеря узла: seed восстанавливает аккаунт, consensus state — через Fast Sync. Данные владельца (фото, сообщения) — ответственность оператора. Бэкап, RAID, репликация между своими узлами — решения клиентского слоя.
### Быстрая синхронизация (новый узел)
1. Цепочка proposals от генезиса — проверка TimeChain-цепочки и подписей proposer-узлов (мегабайты)
2. Snapshot трёх таблиц (Account Table + Node Table + Candidate Pool) от пиров на момент окна W (произвольное недавнее окно)
3. Reconstructed `account_root`, `node_root` и `candidate_root` сравниваются с соответствующими полями из proposal окна W. Все три совпадают → snapshot валиден. Проверка `state_root = SHA-256("mt-state-root" || node_root || candidate_root || account_root)` — дополнительный integrity check.
4. Catch-up после окна W до текущего:
- Запросить cemented UserObjects и применить их батчем к Account Table по алгоритму apply at window close (включая проверку prev_hash и баланса).
- Запросить cemented ControlObjects (NodeRegistration) и применить их к Candidate Pool в детерминированном порядке. Применить selection events.
- Выполнить incremental update Merkle trees (account_root, node_root, candidate_root) для отражения changes.
-На каждом промежуточном proposal сверять локальный state_root с заявленным в proposal header
5.**Genesis content.**`genesis_content_data_hash` зафиксирован в Genesis Decree как протокольная константа. Загрузка книги Монтана по этому хэшу — конвенция reference implementation. Формат загрузки и верификации определяется клиентским слоем.
6. Узел синхронизирован и готов к участию
Snapshot привязан к конкретному proposal (settled state после apply at window close). Catch-up дистанция определяется свежестью snapshot — обычно несколько окон.
**Полнота сериализации snapshot.** Snapshot обязан содержать canonical byte-for-byte сериализацию всех записей каждой таблицы согласно определениям раздела «Состояние сети» — ВСЕ поля каждой записи, включая производные (chain_length_snapshot, checkpoints), счётчики (last_confirmation_window, op_height, account_chain_length), VDF-метаданные (vdf_chain_length, W_start, proof_endpoint) и pubkey material. Пропуск или изменение любого поля одной записи меняет её canonical serialization → меняется хэш листа Merkle tree → несовпадение с proposer-recorded root окна W → snapshot rejected, retry с другого пира.
Это делает полноту snapshot enforced криптографически через Merkle root comparison, не через явное перечисление полей в Fast Sync спецификации. Добавление нового поля в record format (будущая версия протокола) автоматически распространяется в snapshot через canonical encoding — Fast Sync логика не требует изменений. Единственное требование: canonical encoding и Node Table / Account Table / Candidate Pool definitions — single source of truth для serialization.
Reference implementation обязана сериализовать записи ровно по определениям state records с canonical byte ordering. Отклонения от canonical encoding в одной реализации = несовместимость с другими = невозможность Fast Sync между разными реализациями. Conformance tests должны включать snapshot serialization для эталонного state как один из test vectors.
---
## Прикладной слой
Монтана — цифровой стандарт времени. Приложения управляют своим состоянием самостоятельно (серверы, базы данных, P2P). Монтана хранит только криптографические отпечатки с привязкой ко времени — 32 байта на запись.
### Модель приложения на Монтана
Приложение Монтаны — клиентский слой над протоколом. Разработчик приложения может (а) запускать собственные узлы Монтаны для участия в консенсусе и эмиссии, (б) принимать прямые `Transfer` от пользователей за платные функции, (в) делать оба одновременно. Полная картина каналов дохода — см. «Полная экономическая картина» ниже.
**Для разработчика приложения:**
-Не нужно строить отдельную инфраструктуру безопасности — приватность данных через Anchor (хэш в сети, контент у владельца зашифрованным), антицензура через Transport Obfuscation и Dandelion++, децентрализация через отсутствие центрального сервера получаются бесплатно из протокола
- **Канал дохода А (опционально, если разработчик поднимает узлы):** эмиссия Монтаны через лотерею узлов. Связь с пользовательской базой — scale effect через committee selection probability, не linear ROI per user (детали — «Полная экономическая картина»)
- **Канал дохода Б (основной для большинства apps):** прямые `Transfer` от пользователей за платные функции — звонки, видеосвязь, премиум, хранение, разрешение имён, подписки на создателей. App определяет цену сам, пользователь платит напрямую на аккаунт разработчика через стандартный `Transfer`
- Hosting accounts пользователей: узлы приложения принимают подключения account-only пользователей через IBT уровень 3. Стандартный узел Монтаны умеет хостить accounts из коробки — отдельной инфраструктуры не требуется
**Для пользователя:**
- Каждое действие в приложении создаёт операцию в его AccountChain
- account_chain_length растёт автоматически с каждым окном с операцией
- Аккаунты не участвуют в лотерее — пользователь не получает эмиссию напрямую за активность. Путь к эмиссии — Лестница суверенности: поднять собственный узел (роль оператора) и зарабатывать через лотерею узлов
- account_chain_length_snapshot — seniority-метрика активности; читается прикладным слоем как anti-Sybil сигнал в собственных allocation-задачах. На consensus-уровне поле обновляется только τ₂ snapshot-ом и не влияет на веса лотереи
- Ничего не привязано к конкретному приложению — seed принадлежит пользователю, account_id переходит между приложениями без потери истории
**Нулевая стоимость переключения приложений.** AccountChain пользователя — его собственность. Если приложение закрылось или пользователь хочет уйти — account_id, баланс, история и накопленный account_chain_length остаются. Пользователь продолжает в другом приложении на том же протоколе. Приложения вынуждены конкурировать качеством, а не замком.
### Полная экономическая картина
Раздел consolidates все каналы дохода Монтаны в одной точке. Содержит сводную таблицу actor → revenue stream, разделение двух pathway, объяснение scale effect для оператора, иллюстрацию ROI для standalone оператора, типовые app business models.
**Сводная таблица: кто что зарабатывает**
| Актор | Канал А (эмиссия) | Канал Б (прямые `Transfer`) | Источник дохода |
Только узлы. Победитель окна `W` получает `reward_moneta(W) = EMISSION_moneta = 13 Ɉ` на `operator_account_id`. Вес в лотерее = `chain_length_snapshot + seniority_term`. Связь с пользовательской базой узла — **не линейная**:
Пользовательская активность даёт **математическое ожидание** прироста `chain_length` через increased committee selection probability, не direct increment per user operation. Узел не выбранный selection event-ом в окне `W` получает **ноль** прироста `chain_length` за это окно независимо от количества user operations через него. Поэтому формулировка «N пользователей → +N к chain_length» некорректна; правильная — «N пользователей → expected lift в committee participation rate over time».
**Канал Б — Прямые `Transfer` от пользователей (app-level)**
App provider создаёт аккаунт получателя платежей; пользователи платят за app-сервисы прямыми `Transfer` на этот аккаунт. App определяет цену, пользователь подтверждает, перевод cemented через стандартный consensus path.
Типовые business models, реализуемые через `Transfer`:
| Pattern | Механика | Пример |
|---------|----------|--------|
| Subscription | Recurring `Transfer` от user к app account раз в N окон (cron на стороне клиента) | Премиум-подписка на мессенджер, ежемесячно |
| Tip / donation | Voluntary `Transfer` от user к creator account | Поддержка автора канала, контента |
| Auction / allocation | Off-chain аукцион за уникальные ресурсы (имена, домены), settlement через `Transfer` | Никнейм аукцион реализуется приложением через Anchor + Transfer |
Все модели — клиентский слой. Протокол даёт только примитив `Transfer`; форматы invoicing, recurrence schedules, refund policies, dispute resolution — задача app-спеки.
**ROI illustration для standalone оператора (illustrative, не binding)**
Не design input — отображает scale of network economics для self-orientation потенциального оператора. Реальные значения зависят от network adoption и market price discovery.
```
Сценарий: standalone оператор без app, N_active = 1000 узлов
Total emission per год ≈ 13 × 525 600 ≈ 6.83 × 10⁶ Ɉ
Per-operator (равная доля) ≈ 6 833 Ɉ/год
Cost side (commodity hardware, illustrative — внешняя оценка не binding):
VPS / mini-server ≈ $5-15/мес ≈ $60-180 hardware/electricity per год
Канал связи ≈ $0-20/мес ≈ $0-240 per год
Total operating cost per год ≈ $60-420
Break-even price floor:
Ɉ_floor ≈ $420 / 6 833 Ɉ ≈ $0.061 per Ɉ
При Ɉ market price ≥ $0.061 standalone оператор break-even;
при выше — profitable. Per-operator reward пропорционален 1/N_active —
при росте сети break-even price floor растёт пропорционально, что
компенсируется демандом через app ecosystem (Канал Б volume).
```
Cost numbers — внешние, не protocol guarantee. Реальная цена Ɉ определяется демандом через app ecosystem (Канал Б volume), не protocol-level mechanism.
**Why AI-native — почему current architecture естественна для autonomous agents**
(см. также «Определение → Primary persona — автономные агенты как первичная среда обитания»)
| Архитектурное свойство | AI-native value |
|------------------------|------------------|
| `reward_moneta(W)` — детерминированная функция window number | Agent может plan operator economics на десятилетия canonical time без surprise governance shifts |
| Fee-less `Transfer` + `Anchor` | Agent выполняет тысячи микро-операций без эконоmic loss на per-operation overhead — micro-payments между agents, frequent canonical-position attestations, atomic state attestations economically viable |
| `1 op/τ₁ per account` predictable rhythm | Agent scheduler не competes в auction priority; deterministic scheduling позволяет precise plan operations sequence |
| Byte-exact identity recovery (M1 flow) | Multi-machine agent deployment trivial: agent восстанавливает identity из единственного seed на любой instance без human key management overhead |
| Predictable monotonic emission | Stable governance-locked emission curve — agent budget plan stable; revenue forecasting через app-level Transfer flows precise |
| ML-DSA-65 (PQ-secure) signatures | Long-lived agents survive generational compute upgrades без forced key rotation; single keypair valid throughout agent lifespan |
| chain_length-weighted lottery | Agent с continuous uptime accumulates legitimate consensus weight без капитала; reward пропорционален доказанному времени присутствия — natural metric для autonomous actors |
| Bit-exact арифметика [I-9] | Agent на любой машине producit identical output для identical input; multi-instance verification trivial |
| Open financial layer [I-2] | Agent revenue / spending / state — auditable любым другим agent без trust mediation; trustless agent-to-agent commerce default |
| App-level monetization patterns (§«Канал Б») | Agent может строить sustainable revenue model через sale of services к другим agents либо к humans через прямые `Transfer` |
Эти свойства — не специальные agent features, а consequence design choices сделанных по другим причинам (anti-плутократия, [I-3], [I-15]). Agents inherit их as natural substrate; humans тоже могут пользоваться, но для humans уже существуют other networks optimised под convenience. Для autonomous agents native substrate уровня Монтаны до её появления отсутствует.
**Двусторонняя петля — apps и узлы усиливают друг друга**
```
Пользователи в приложениях
↓
Канал Б: оплачивают app-сервисы прямыми Transfer
↓
App provider получает доход → решает поднять узлы
↓
Канал А: узлы зарабатывают эмиссию через лотерею
↓
Сеть растёт (больше узлов) → ниже concentration risk → выше доверие
↓
Больше пользователей переходят к роли оператора (Лестница суверенности)
↓
Network adoption ↑ → demand на Ɉ ↑ → реальная стоимость Ɉ ↑
↓
Каналы А и Б становятся выгоднее → новые app providers и operators
```
Замкнутый цикл из эмиссии узлам и `Transfer` между аккаунтами. Каждый канал самостоятельно sustainable; вместе создают reinforcement loop через market price discovery.
### Двигатель роста сети через AccountChain
Лотерея Монтана single-class: эмиссию получают только узлы (через VDF_Reveal с каноническим endpoint). Пользовательская активность не даёт прямой эмиссии — она создаёт спрос на инфраструктуру узлов через `Transfer` оплаты прикладным сервисам (мессенджер, премиум, хранение, подписки), которые сами поднимают узлы и попадают в lottery operator pool. Путь Лестницы суверенности (Account → Operator) — единственный protocol-level способ начать зарабатывать эмиссию — см. раздел «Эмиссия → Двигатель роста сети» и «Два пути участия».
### Anchor
Одна операция, данные навсегда привязаны к timechain_value конкретного окна.
app_id — детерминированный идентификатор пространства имён. Вычисляется из имени приложения, регистрация не требуется. Позволяет фильтровать, индексировать, строить лёгкие клиенты для конкретного приложения.
Операции аккаунтов финализируются через BundledConfirmations узлов-confirmers, не через включение в proposal. Доказательство существования Anchor — набор подписанных подтверждений с суммарным chain_length ≥ quorum.
Proof собирается владельцем Anchor в момент финализации и хранится локально вместе с документом. Сеть не обязана хранить BundledConfirmations долгосрочно — ответственность за сохранение proof лежит на стороне, которой нужно доказать canonical-position в TimeChain.
Proposals хранятся навсегда — timechain_value(W) и цепочка к genesis всегда доступны. BundledConfirmations хранятся локально владельцем proof. Canonical-position proof самодостаточен и верифицируем в любой момент в будущем.
**Мессенджер.** Каждое сообщение хэшируется, цепочка хэшей формирует Merkle root, Merkle root записывается в Anchor раз в одно или несколько окон. Монтана хранит 32 байта — доказательство что набор сообщений существовал на конкретном window_index. Подделать историю переписки невозможно — хэш не совпадёт.
**Архив документов.** Компания ежедневно записывает Merkle root документов. Через 10 лет регулятор спрашивает «существовал ли документ X на дату Y». Компания предоставляет документ, Merkle proof и ссылку на proposal. Верификация математическая.
**Социальная сеть.** Каждый пост привязан к каноническому порядку через Anchor. Порядок публикаций доказуем. Редактирование не скрывает оригинал — хэш оригинала уже в цепочке.
### Экономика
Anchor платится временем — единственная стоимость 1-op-per-τ₁ rate-limit аккаунта. Тысячи приложений записывающих якоря — утилитарное использование канонического порядка. Спрос на токен привязан к утилитарной функции: перевод ценности и запись времени, не спекуляция.
Минимальный набор примитивов: `Transfer` (Mode A — перевод существующему, Mode B — перевод с созданием AccountRecord), `Anchor`, `ChangeKey`, `CloseAccount` — всё что нужно для канонического порядка событий и переводов ценности. Sequential time (VDF iteration count, τ-окна, chain_length) — единственный consensus-critical cost.
### Граница протокола и клиентского слоя
Протокол предоставляет три примитива: время (window_index), ценность (Transfer), фиксация (Anchor). Всё остальное — хранение данных, мессенджер, discovery контактов, профили, шифрование, репликация контента, форматы файлов — реализуется клиентским слоем. Стандарты совместимости между приложениями определяются в спецификации приложения Монтаны, не в протоколе.
### Локальное хранилище узла
Узел помимо consensus state имеет локальное хранилище произвольных байт. Это инфраструктура реализации, не consensus — содержимое хранилища не входит ни в один root, не проверяется другими узлами, не влияет на участие в консенсусе.
Два режима:
- **Ephemeral** (TTL = τ₂) — кратковременные данные, удаляются автоматически
- **Persistent** (TTL = 0) — данные владельца, хранятся бессрочно по решению оператора
Формат хранения, индексация, чанкование файлов, протокол обмена данными между узлами, механизмы discovery контента — определяются клиентским слоем (см. спецификацию приложения Монтаны).
**genesis_content_data_hash** — протокольная константа в Genesis Decree. Хэш манифеста книги Монтана v1.0. Загрузка и хранение книги по этому хэшу — конвенция reference implementation, не consensus enforcement. Узел без книги продолжает участвовать в консенсусе.
### Интеграция
Три операции для подключения внешних систем к Монтана.
#### Write — запись
Внешняя система формирует Anchor и отправляет в P2P-сеть.
Выход: Anchor body + BundledConfirmations покрывающие H(Anchor) +
proposal header окна cementing'а + цепочка proposal headers до genesis
```
Сбор proof — клиентская задача. После получения BundledConfirmations с суммарным chain_length ≥ quorum клиент сохраняет proof локально. Узлы Монтана не обязаны хранить BundledConfirmations долгосрочно — они нужны только для текущего подсчёта quorum.
#### Verify — верификация
Внешняя система проверяет proof автономно, без доверия к узлу Монтаны.
```
1. Если есть Merkle path: пересчитать H(D) → data_hash в Anchor
5. Проверить ML-DSA-65 подпись proposer на header окна W
6. Проверить timechain_value(W) пересчётом TimeChain VDF от T_{W-1}
7. Проверить цепочку proposals от W до genesis (prev_proposal_hash)
```
Шаги 1, 2, 3a, 3b, 5: O(1) операций. Шаг 6: `D` хэшей на одном ядре (один сегмент TimeChain VDF). Шаг 7: линейная проверка подписей и хэшей по цепочке proposals от окна W до genesis.
Полная верификация от генезиса: H сегментов TimeChain VDF, каждый независим. На C ядрах: ~(H/C) × D хэшей. TimeChain хранит все промежуточные T_r в proposals — параллелизация полная.
---
## Ключи
### Мнемоника и seed
24 слова из canonical wordlist. 256 бит энтропии + 8 бит checksum = 264 бита.
#### Каноническая wordlist
Каноническая wordlist — файл `Montana wordlist.txt` в директории настоящей спецификации.
Формат файла: 2048 строк lowercase ASCII, по одному слову на строку, разделитель строк — один байт 0x0A (LF), файл завершается 0x0A после последнего слова. Слова упорядочены лексикографически; первое слово — `abandon`, последнее — `zoo`.
Canonical encoding wordlist-а для fingerprint:
```
wordlist_canonical_bytes = concat(word_i || 0x0A) для i ∈ [0, 2047]
Любая реализация при старте обязана вычислить SHA-256 своего встроенного wordlist в canonical encoding и сверить с binding fingerprint. Несовпадение — fatal error.
Passphrase-расширение (13-е слово) в данной версии не поддерживается.
#### Формат мнемоники
Мнемоника — строка из 24 слов в нижнем регистре ASCII, разделённых ровно одним байтом 0x20. Перевод строки, табуляция, множественные пробелы недопустимы.
Checksum вычисляется как первый байт SHA-256(entropy):
```
checksum_expected = SHA-256(entropy_32_bytes)[0]
```
Невалидная мнемоника — одно из: число слов ≠ 24; хотя бы одно слово не принадлежит canonical wordlist; computed checksum не равен checksum из bit-packed представления. Ошибки парсинга — client-side, не имеют wire-format representation; реализация возвращает любое подходящее представление для языка.
#### Algorithm M-1. mnemonic_to_master_seed
```
Function M-1: mnemonic_to_master_seed(mnemonic_str: ascii_bytes) → master_seed: [u8; 64]
// Шаг 1. Разбить строку на слова по ASCII space 0x20.
words = split_by_single_0x20(mnemonic_str)
require len(words) == 24 else INVALID_LENGTH
// Шаг 2. Для каждого слова получить индекс через binary search в wordlist.
Три keypair выводятся из `master_seed` через HKDF-Expand (RFC 5869 §2.3; integer spec — в «Криптографическая реализация → Primitive layer → HKDF-Expand») с ролевыми domain separators:
```
mldsa_seed_32(role_ascii) = HKDF-Expand(PRK = master_seed, info = role_ascii, L = 32)
mlkem_seed_64(role_ascii) = HKDF-Expand(PRK = master_seed, info = role_ascii, L = 64)
Derivation плоская — одна HKDF-Expand evaluation per role, без дерева; конструкция не эквивалентна BIP-32 HD-wallet.
ML-DSA-65.KeyGen принимает 32-байтный seed по FIPS 204 §5.1 Algorithm 1, расширяет seed через SHAKE-128 (`H(seed || k || ℓ)` для domain-separated initial entropy) и далее через SHAKE-128/-256 для ρ, ρ′, K и matrix expansion. ML-KEM-768.KeyGen принимает 64-байтный seed (32 байта d || 32 байта z) по FIPS 203 §6.1. При идентичном seed обе KeyGen функции детерминистически выдают byte-identical keypair.
- **Defense:** «Slow for mobile» — derivation однократна при recovery, после cache в secure enclave; «Не Argon2» — Argon2 = новый примитив, нарушает [I-7]; PBKDF2-HMAC-SHA-256 — композиция поверх уже принятого SHA-256, zero new audit surface.
#### Взаимодействие со State
Формат `Transfer` Mode B, запись AccountRecord и функция `apply_proposal` в связи с данным разделом не изменяются. Мнемоника — локальный инструмент клиента; сеть видит только ML-DSA-65 pubkey аккаунта (и отдельно node_pubkey через `NodeRegistration`).
Один `master_seed` порождает все три keypair — аккаунта (подпись операций), узла (подпись proposals и lottery endpoints), приложения (ML-KEM-768 шифрование). Любое устройство с мнемоникой восстанавливает полный контроль; баланс читается из текущего Account Table — локального состояния не требуется.
Смена ключа аккаунта (ротация либо реакция на компрометацию мнемоники) в данной версии не поддерживается; компрометация мнемоники закрывается переводом баланса на новый аккаунт до момента утраты.
#### Identity persistence modes (recoverable vs ephemeral)
Узел сохраняет derived keypair-ы на диске в файле `identity.bin` (mode 0600). Алгоритм M-1 + per-role HKDF derivation детерминистичен: `mnemonic → master_seed → derived keys`. Spec не нормирует binary layout `identity.bin` (это локальный артефакт реализации, не consensus-critical). Spec нормирует **структурные требования** к двум режимам persistence.
**Mode A — recoverable.** `identity.bin` содержит `master_seed` (64 байта) рядом с derived keypair-ами. Свойства:
- Восстановление identity на новом устройстве: владелец вводит мнемонику → derive → пересобирает identity.bin.
- Локальная потеря identity.bin: владелец может recover из мнемоники.
- Оператор сервера видит `master_seed` (file mode 0600 + root доступ): может скопировать identity.bin, может re-derive все ключи.
**Mode B — ephemeral (proof-of-no-interest).** `identity.bin` содержит **только** derived secret keys (`account_sk`, `node_sk`, `app_kem_sk`) и публичные ключи. `master_seed` после derivation уничтожен в памяти через `zeroize` (secure erasure pattern). Мнемоника после генерации **не сохраняется** на диск и **не выводится** оператору.
Свойства Mode B:
- **Recovery невозможен.** Поломка диска → identity потеряна. Заработанный баланс Ɉ принадлежит `account_id` записи в Account Table; если узел теряет identity.bin без backup, signing capability утрачивается необратимо.
- **Operator capability ограничена.** Root оператора видит derived secret keys (signing capability на текущие роли), но не `master_seed`. Не может re-derive ключи для будущих ролей (если spec расширит per-role registry).
- **Двойной майнинг ограничен частично.** Оператор может скопировать derived secret keys и запустить параллельный узел — но **только** для signing того же `(account_id, node_id)`. Для полной защиты нужен hardware key isolation (TPM2/Secure Enclave); out of scope для текущей версии.
**Use case для Mode B:**
- Genesis-узлы (proof-of-no-interest): оператор сервера не должен иметь exclusive access к мнемонике, иначе он может запустить параллельный узел с теми же ключами на другой машине, нарушая one-machine-one-identity.
- Узлы где recovery нежелателен по threat model: компрометация оператора не должна давать возможность ротировать identity.
**Layout requirements (binding для conformance):**
-`identity.bin` начинается с`magic = "montana1"` (8 байт ASCII production-grade naming per [C-12]) || `version: u8`.
-`version = 1` — Mode A, layout содержит `master_seed` (64 байта) после header.
-`version = 2` — Mode B, layout без `master_seed`, derived keys сразу после header.
- Реализация ОБЯЗАНА читать оба версии (backwards compat).
- Default режим записи `init` — Mode A; Mode B выбирается явной опцией (`--ephemeral` либо аналог).
- Переход Mode A → Mode B (`migrate-to-ephemeral`): реализация перезаписывает identity.bin без `master_seed`, делая `zeroize` старого `master_seed` в RAM перед записью нового файла.
**Test vectors:**
Derived keys в Mode A и Mode B byte-identical: различается storage layout, не cryptographic output. Реализация прогоняет M-1 binding vectors на обеих ветках (Mode A read-write, Mode B read-write); terminal observable outputs (`account_pubkey`, `node_pubkey`, `app_kem_pubkey` SHA-256 fingerprints) byte-equal в обоих режимах.
ML-DSA-65.KeyGen и ML-KEM-768.KeyGen наследуют conformance от FIPS 204 и FIPS 203 финализаций (NIST август 2024) соответственно. KeyGen-binding test vectors (SHA-256 fingerprints of `pk`, `sk` для каждого role) приведены в подсекции «Binding KAT vectors для KeyGen → terminal observable output» ниже; полные `pk` / `sk` (1952 + 4032 байт ML-DSA, 1184 + 2400 байт ML-KEM) — в `crates/mt-mnemonic/tests/keygen_vectors.rs`.
#### Test vectors (binding)
Все значения byte-exact, получены прогоном reference implementation `mt-mnemonic` (crates/mt-mnemonic в Протокол/Code/). Любая независимая реализация обязана воспроизводить идентичные hex-значения.
**Per-role derivation vectors** — используют `master_seed` из M-1 Vector 1.
Три mnemonic vectors (entropy → mnemonic → master_seed) выше — primitive-independent: их значения не зависят от выбора подписи, byte-exact сохраняются при любой ML-DSA / ML-KEM конфигурации.
Три derivation vectors ниже — seed material для KeyGen. Размеры — ML-DSA-65 (32 байта, FIPS 204 §3.1 ξ ∈ B32) и ML-KEM-768 (64 байта, FIPS 203 seed). Hex-значения byte-exact, получены прогоном reference implementation `crates/mt-mnemonic`.
Все 5 KAT vectors зафиксированы как byte-exact assertions в `crates/mt-mnemonic/tests/keygen_vectors.rs` (полные pk/sk доступны через `cargo test ... -- --nocapture`). KAT 1 дополнительно встроен в `mt-crypto::self_test()` как PQ KeyGen conformance check.
---
## Криптографическая реализация
### Слой примитивов
Собственная реализация криптографических примитивов запрещена. Только audited библиотеки с constant-time гарантиями и опубликованными test vectors.
| ML-DSA-65 | NIST FIPS 204 (finalized August 2024), security level 3, deterministic variant (RND = 0x00 × 32); реализация ОБЯЗАНА быть constant-time для resistance к timing/power side-channel attacks per FIPS 140-3 §4.7.4 (non-invasive security) | Подписи операций аккаунтов и proposals узлов |
| ML-KEM-768 | FIPS 203; реализация ОБЯЗАНА быть constant-time для resistance к timing/power side-channel attacks per FIPS 140-3 §4.7.4 (non-invasive security) И использовать implicit rejection per FIPS 203 §6.3 (chosen-ciphertext robustness) | Шифрование сообщений на клиентском уровне (Application Layer) |
| ChaCha20-Poly1305 | RFC 8439; реализация ОБЯЗАНА быть constant-time для resistance к timing side-channel attacks. Под Grover 256-битный ключ даёт 128 бит quantum-equivalent stability — приемлемо по [I-1]. | Post-handshake AEAD framing на Noise_PQ transport (см. Network spec «Post-handshake AEAD framing»). Обоснование введения по [I-7]: единственный fits-purpose primitive для symmetric authenticated encryption на uniform-rated post-quantum transport; AES-GCM был бы functionally equivalent но требует hardware AES-NI для constant-time — ChaCha20 имеет software-only constant-time implementations и работает uniformly на любом commodity CPU per [I-5] |
Ссылка: RFC 5869 §2.3 (только Expand-step; Extract-step не используется — master_seed из PBKDF2 уже является high-entropy uniform ключевым материалом).
### Слой кодирования консенсуса
Консенсусно-критическая поверхность: каноническая сериализация, Merkle layout и domain separation. Разная сериализация одного объекта = разный хэш = форк. Эта секция нормативно определяет byte-for-byte marshalling algorithm для всех консенсусных объектов.
**Primitive types.**
| Type | Size | Encoding |
|------|------|----------|
| u8 | 1B | raw byte |
| u16 | 2B | little-endian |
| u32 | 4B | little-endian |
| u64 | 8B | little-endian |
| u128 | 16B | little-endian |
| bytes[N] | N байт | raw bytes (нет length prefix — N известно из типа) |
Все integer-поля используют little-endian byte ordering. Знак отсутствует (все counters unsigned).
**Fixed-length byte arrays** (account_id, node_id, hash, pubkey, signature): сериализация = raw bytes, длина детерминирована определением типа (32B для id/hash, 1952B для ML-DSA-65 pubkey, 3309B для ML-DSA-65 signature). Нет length prefix и нет разделителей.
**Struct serialization.** Поля структуры сериализуются в declared order из определения «Состояние сети». Каждое поле кодируется по своему типу. Байты конкатенируются без padding и без разделителей. Результат = total bytes = сумма size всех полей.
**Variable-length arrays.** Consensus-critical массивы кодируются как `count_field + elements_concatenated`. Count field присутствует в struct definition как отдельное поле (например, `op_count 2B` в BundledConfirmation). Если count явно не указан в struct — prefix = u16 little-endian.
Доменные разделители (`"mt-account"`, `"mt-lottery"`, etc.) сериализуются как **raw ASCII bytes без null terminator, без length prefix**. Длина разделителя фиксирована его литералом.
Верификация: reconstruct root iteratively используя `key` биты + `leaf_value` + siblings (с учётом bitmap для empty levels). Сравнить с known root.
**Endianness bitmap.** Bit[0] = наименее значимый бит первого байта sibling_bitmap (little-endian bit order внутри байта). Level L → bitmap byte (L >> 3), bit offset (L & 7).
**Обязательные требования.**
- Fixed binary encoding для каждого консенсусного объекта
- Little-endian для всех integer типов
- Domain separation для всех hash compositions
- Canonical ordering массивов где порядок влияет на hash
- Альтернативные сериализации запрещены
- Test vectors для каждого консенсусного объекта (генерируются reference implementation)
- Cross-implementation conformance tests перед запуском mainnet
**Bijective canonical invariant.** Для каждого consensus-критического объекта canonical_encode — bijective функция: одно logical value → ровно одно valid byte representation. Гарантируется конструктивно через:
- Fixed integer endianness: все u16/u32/u64/u128 encoded LE
- Fixed field order: порядок полей в encoding = порядок declaration в struct definition
- Variable-length arrays: explicit `count: uN LE` prefix (N явно указан в struct layout) + элементы sorted по canonical key before encoding
- Fixed-size arrays: без length prefix (размер implicit из типа)
- Ноль optional полей (каждое поле всегда присутствует)
- Ноль alternative representations (нет variable padding, normalized vs non-normalized forms)
Нарушение bijective = consensus-critical bug: две реализации producing разные canonical_bytes для одной logical value → разные signed_scope → signature одной не верифицируется для другой → consensus split. Invariant проверяется per class в conformance suite через round-trip test vectors: `encode(decode(bytes)) == bytes` и `decode(encode(value)) == value` для всех valid inputs.
**NUL byte separator** между `domain` и `parts` обеспечивает structural self-delimiting: ни один ASCII domain name не содержит байт 0x00, поэтому byte 0x00 unambiguously отделяет domain от parts. Реализация prefix-free относительно registry — для любых `domain1`, `domain2` и любых attacker-controlled `parts1`, `parts2`:
Это гарантирует невозможность cross-domain preimage collision даже если registry содержит prefix-related domains (`mt-account` ⊂ `mt-account-key`, `mt-node` ⊂ `mt-nodereg`, `mt-app` ⊂ `mt-app-encryption-key`, etc.) — NUL separator делает preimage bytes различными независимо от name prefixes.
**Spec shorthand convention.** В тексте формулы пишутся в сокращённой форме `SHA-256("mt-op" || scope)` для читаемости — это **always** означает canonical `hash("mt-op", [scope])` = `SHA-256("mt-op" || 0x00 || scope)`. Внедрение NUL separator — implementation detail canonical hash primitive, не optional parameter.
Контекст: ранее hash primitive определялся как raw concatenation `SHA-256(domain || parts...)` без separator. Внешний critic audit выявил 8 prefix-collision pairs в registry (mt-nodereg ⊂ mt-nodereg-sort, mt-account ⊂ mt-account-key/lottery, mt-node ⊂ mt-nodereg/-key, mt-bc-aggregate ⊂ mt-bc-aggregate-empty, mt-app ⊂ mt-app-encryption-key) enabling cross-domain preimage collision при attacker-controlled parts. NUL separator — structural fix через unambiguous framing, не patch ad-hoc renaming (которое оставляет class of vulnerability открытым для future registry additions).
| `mt-tunnel-mesh` | IBT proof подпись при входе на peer через mesh transport (отличный domain separator предотвращает cross-context replay online proof в mesh) |
| `mt-bootstrap-pow` | Proof-of-work при подключении к bootstrap |
| `mt-mesh-frame-mac` | HMAC-SHA-256 key derivation для MAC поля MeshFrame (integrity против mesh-level tampering) |
| `mt-mesh-ack` | Подпись rate-limit acknowledgement от relay к sender (см. Store-and-Forward Semantics) |
| `mt-queue-rotation` | `info` для HKDF-SHA-256 при derivation ротируемой queue label сессии мессенджера (App spec раздел 23.2); ротация per τ₁ через window_index anchor |
| `mt-recovery-fingerprint` | Derivation recovery-fingerprint для two-device manual validation per [C-4] (Manual Validation Gate Scenario 0 «User onboarding» в reference implementation `crates/mt-examples/examples/m1_mnemonic.rs`); SHA-256 от `("mt-recovery-fingerprint" \|\| 0x00 \|\| account_pubkey \|\| node_pubkey \|\| app_mlkem_pubkey)` даёт 32-байт fingerprint, отображаемый пользователю как 64-char hex для voice-comparison между двумя устройствами после recovery from mnemonic |
> **Сетевой слой выделен в отдельную спецификацию [Montana Network v1.0.0](Montana%20Network%20v1.0.0.md).** Описание слоя обширное (libp2p транспорт, IBT, Mesh Transport, sync protocols, threat model, KAT vectors) и требует независимого аудита. Все сетевые механизмы (Identity-Bound Tunnel, Transport Randomness, PeerRecord, Mesh framing, apply_mesh_frame, Final Gate M6) описаны в Montana Network спеке. Эта спецификация (Montana Protocol) описывает только state machine, криптографические примитивы, Genesis Decree, apply_proposal pipeline и операции консенсуса.
Изменения правил протокола существуют вне consensus state. Эволюция: открытые предложения, независимые реализации, добровольный выбор операторов узлов, fork resolution через большинство chain_length.
### Принцип
Consensus state Монтана содержит только то что необходимо для финансового слоя и хронометража: TimeChain, NodeChain, AccountChain, Account Table, Node Table. Никаких полей governance, никаких советов в state, никаких голосований в реестре операций. Любая попытка ввести on-chain governance вводит subjective компоненты в consensus state и создаёт постоянную атакуемую поверхность — это нарушение глобального инварианта I-3.
Эволюция протокола существует **вне** consensus state, как социальный и инженерный процесс над Anchor-публикациями и репозиториями реализаций.
### Жизненный цикл изменения
```
1. PROPOSAL
Любой участник публикует MIP (Montana Improvement Proposal)
(форумы, репозитории, advisory councils — см. ниже).
Никаких формальных голосований внутри протокола.
3. IMPLEMENTATION
Реализации (Rust core и альтернативные клиенты) выпускают
новые версии узлового ПО с реализованным изменением.
Каждая версия закрепляется за конкретным protocol_version
(u32 в Proposal header).
4. ADOPTION
Операторы узлов самостоятельно выбирают какую версию
запускать. Никакого on-chain голосования, никакого формального
activation window. Узлы публикуют proposals со своим protocol_version.
5. FORK RESOLUTION
При расхождении правил сеть может разделиться на цепочки.
Каждый узел следует той цепочке которая длиннее по его
собственным правилам валидации (chain_length majority).
Меньшинство либо обновляется до правил большинства, либо
продолжает работать как независимая цепочка (hard fork).
```
### Поле protocol_version
Поле `protocol_version` (u32) в Proposal header — единственный сигнал эволюции внутри консенсуса. Узел публикует proposals с тем `protocol_version` который реализован его версией ПО. Инвариант `protocol_version >= prev_proposal.protocol_version` запрещает откат к более старым правилам внутри одной цепочки.
`protocol_version` не голосуется и не активируется через governance. Он отражает фактическое состояние реализации узла — что узел реально умеет валидировать. Расхождение `protocol_version` между honest узлами разрешается естественно через fork choice по chain_length.
### Advisory councils
Группы экспертов могут существовать как **advisory** структуры — публикующие рекомендации, обзоры, анализ безопасности через Anchor. Их подписи не имеют binding эффекта на consensus, их составы не хранятся в state, их голоса не считаются в state transitions.
Примеры advisory структур (опциональны, не часть протокола):
- **AI Council** — модели разных компаний публикуют технические обзоры MIPs
- **Core Council** — публичные эксперты публикуют анализ безопасности и социальную координацию
Захват advisory совета не даёт контроля над протоколом — он даёт только возможность опубликовать рекомендацию, которую операторы узлов могут проигнорировать. Это устраняет attack surface governance: нет binding голосования = нет цели для компрометации.
Advisory councils организуются вне протокола (репозитории, форумы, Anchor-публикации). Протокол не знает об их существовании и не выделяет им никаких прав.
### Параметрическая адаптация
Параметры `D` и `m` адаптируются автоматически на границе τ₂ через participation-ratio feedback (см. раздел «Адаптация D через participation-ratio feedback»). Это **не** governance. Адаптация детерминирована, опирается только на canonical chain observations (cemented sets, Node Table), не требует голосования, не требует социальной координации, не зависит от измерений физического мира. Формула адаптации и её параметры зафиксированы в Genesis Decree; правка самой формулы требует MIP + новой версии ПО + adoption через chain_length, как и любое другое изменение протокола.
Закрытие окна определяется quorum event в канонических cemented sets. Механизм полностью event-driven и опирается только на canonical state.
### Constitutional limits на MIP scope
Эволюция через operator choice адекватна для большинства изменений: исправления багов, performance optimizations, addition новых opcodes, parametric tuning внутри admissible bands. Но spec намеренно содержит набор **constitutional invariants** — свойств, которые не подлежат изменению через MIP/operator-choice mechanism, потому что их компромисс уничтожает фундаментальные свойства Монтаны (не «улучшает», а превращает в другую сеть).
Этот раздел выделен в отдельную главу потому что критическая необходимость constitutional layer возросла после явного признания autonomous agents primary persona (см. «Определение → Primary persona»). Если AI-coordinated supermajority operator pool architecturally возможен, social defense («human operators не пойдут за такой версией») недостаточна — нужна structural defense через явный список immutable invariants.
**Двухуровневая модель MIP scope:**
**Уровень 1 — Constitutional layer (immutable через MIP):**
Изменения этого уровня **не являются valid update** существующей сети — это **новая сеть с новым genesis**. Honest узлы существующей сети reject такие proposals как unknown protocol, не как fork. Constitutional layer включает:
- 14 действующих глобальных инвариантов ([I-1]..[I-10] + [I-14]..[I-17]; slots [I-11]/[I-12]/[I-13] reserved unused) и их операционные требования (PQ-secure crypto primitives, public financial layer, deterministic consensus state, network-bound unpredictability of seeds, bit-exact arithmetic, SSOT, state lifecycle resistance, time-based scarcity)
- **Денежная конституция:** константная эмиссия `EMISSION_moneta = 13 × 10⁹ nɈ` за окно через `reward_moneta(W) = EMISSION_moneta`; единственная денежная константа — `protocol_params.emission_moneta`; supply растёт строго монотонно линейно (`supply_moneta(W) = EMISSION_moneta × (W + 1)`); никаких эпох, надбавок, обновлений, сжигания на уровне протокола
- **Lottery конституция:** chain_length-weighted formula с seniority_term; time-as-resource — единственный неприобретаемый ресурс веса; committee selection через VDF + sortition; canonical winner selection через cemented VDF_Reveals
- **Open financial layer ([I-2]):** балансы, суммы переводов, отправители, получатели — публичны на уровне протокола
- **Time-based scarcity model ([I-15]):** anti-spam, anti-bloat и Sybil защиты через канонические time-based примитивы (rate-per-identity, TTL через активность, chain_length thresholds, sequential VDF iteration count, cooldown активации, [I-8] cemented_bundle_aggregate binding)
- **Pay-by-time, not by-money:** единственная operation cost — sequential time (VDF iteration count для NodeRegistration, τ-окна для cooldown, chain_length для seniority); экономические потоки между аккаунтами выражаются через `Transfer`, не через protocol-level operation cost
- **Identity recovery byte-exact:** seed → ML-DSA-65 keypair derivation deterministic, single-machine reproducible через canonical formula
MIP касающийся любого пункта Уровня 1 = **constitutional break**. Detection и rejection constitutional break использует двухслойный enforcement:
**Слой 1 — Genesis State Hash mismatch.** Genesis State Hash включает `protocol_params + genesis_state_root` (см. «Указ Генезиса»). Constitutional invariants отражённые в `protocol_params` (численное значение `emission_moneta`, suite_id table, bootstrap pubkeys) либо в genesis state — **automatically detected** через Genesis Hash расхождение. Honest узлы reject новый chain как unknown protocol при первом proposal с расходящимся Genesis Hash.
**Слой 2 — `protocol_version` rejection.** Constitutional invariants **не отражённые** в `protocol_params` — например изменение validation rules в `apply_proposal`, removal `[I-15]` cooldown, изменение reward formula без изменения констант, новый opcode нарушающий [I-15] time-based scarcity — **не меняют** Genesis State Hash automatically. Detection через `protocol_version` field в Proposal header: каждое constitutional MIP **обязано** bump major component `protocol_version` (≥1 → ≥2 для constitutional break); honest узлы на старой версии reject proposals с новой major `protocol_version` в `apply_proposal` validation. Implementer **обязан** bump major `protocol_version` при любом constitutional break — это **explicit обязательство** при имплементации MIP, не automatic detection.
**Слой 3 (recommended, не enforced на момент написания) — `validation_rules_hash` в Genesis Decree.** Будущий MIP может ввести `validation_rules_hash = SHA-256("mt-validation" || canonical_encode(apply_proposal_spec_hash || opcode_dispatch_table_hash || cooldown_rules_hash || ...))` как поле `protocol_params`. Сего введением все constitutional invariants — automatic Genesis State Hash detection (Layer 1 покрывает всё). До введения — Layer 2 (`protocol_version` discipline) единственный enforcement для invariants outside protocol_params.
**Honest acknowledgement:** на момент написания спецификации Layer 1 покрывает только subset constitutional invariants. Layer 2 enforcement — compliance imperative implementer-а; non-compliant implementer (constitutional break без `protocol_version` bump) создаёт invisible silent fork. Это known limitation; closing through Layer 3 — pending future MIP. До этого — **disciplinary** enforcement через published MIP review process + advisory councils + community oversight.
Operators существующей сети могут запустить новую версию параллельно как **отдельный protocol instance** (отдельный chain, отдельная token economy), но не могут «обновить» существующую сеть на constitutional break MIP без Layer 1 либо Layer 2 detection.
**Уровень 2 — Mutable layer (изменения через стандартный MIP допустимы):**
- Bug fixes в implementation (consensus-critical если ошибка в существующей формуле; не консенсус-critical fixes — отдельная категория)
- New opcodes если backward-compatible (добавление в reserved type bytes без изменения existing semantics)
- Parametric tuning constants внутри admissible bands документированных в «Обоснование протокольных констант» (например `D` adaptation formula параметры; границы `quorum_num/quorum_den`)
- Расширение application-layer primitives (новые fields в optional structures, поддержка новых suite_id для crypto migration)
- Documentation, comments, internal refactoring без изменения wire format либо apply_proposal semantics
Изменения этого уровня — **стандартный MIP path** через operator choice + chain_length majority resolution.
**Обоснование двухуровневой структуры:**
Constitutional layer защищает от трёх классов угроз одновременно:
1.**AI-coordinated supermajority capture.** Если AI-агенты составят >67% operator pool по chain_length и coordinate на собственной версии — они не могут одной MIP сменить crypto primitives на ECDSA, изменить эмиссионную формулу, либо ввести денежные барьеры в anti-spam механизмы. Социальная defense («humans не пойдут за этим») не нужна — structural rejection через Genesis State Hash mismatch.
2.**Хитрая атака через accumulated parameter drift.** Серия «параметрических» изменений каждое в pretendly-admissible bands может постепенно привести к неузнаваемой сети. Constitutional list явно говорит: `EMISSION_moneta = 13 Ɉ` константа immutable, pay-by-time immutable, линейная монотонная эмиссия immutable — нет drift path к денежным барьерам через small steps.
3.**Honest mistake / governance compromise.** Если advisory councils скомпрометированы и публикуют «authoritative» рекомендации меняющие фундамент — implementers видят constitutional list и rejectят proposal независимо от social signals.
**Не constitutional (явно mutable):**
- Параметры конкретные численные значения внутри bands (например конкретное значение `D₀` — да, переcalibration возможна; но **формула**`D` adaptation feedback — protocol-level mechanism, mutable; но **сама целевая function** «D adapts to participation_ratio» — mutable)
- Maximum committee size, quorum percentages (внутри BFT-safe bands), expiry windows для transient state
**Эволюция constitutional layer:**
Список constitutional invariants сам по себе**mutable через extraordinary procedure**: расширение list (добавление новых immutable invariants) — стандартный MIP при coordinator подтверждении. Сужение list (превращение immutable invariant в mutable) — требует **social consensus broader than chain_length majority**: координированный adoption всеми major implementations + advisory councils unanimous + публикация rationale через многократные Anchor + продолжительный observation period. Эта процедура specifically heavyweight чтобы предотвратить gradual erosion constitutional protections.
Любое предложение сужения constitutional layer — automatic finding для критика спеки (см. CRITIC.md, Pass 14 Change scope audit), требует rigorous justification через formal threat analysis показывающий что invariant больше не fundamental свойство Монтаны.
**Сравнение с другими протоколами:**
- **Bitcoin:** 21M cap, SHA-256, 10-min block defended социально, не code-enforced. Theoretically 51% attack может изменить consensus rules; constitutional layer отсутствует formally.
- **Ethereum:** hard forks могут изменить всё; формального constitutional layer нет; защита через social coordination operators.
- **Tezos:** on-chain governance с liquid democracy, но Michelson semantics constitutional defended.
- **Cosmos:** module-level governance с per-module permissions, но фундаментальные invariants отсутствуют formally.
Монтана с этим разделом ближе к **Tezos approach** — explicit constitutional layer + mutable governance. Главное отличие — Монтана не использует on-chain governance вообще; constitutional layer enforced через **rejection at Genesis State Hash level**, а mutable changes — через social coordination operator choice.
---
## Обоснование протокольных констант
Каждая константа выводится из инженерного анализа: модели атак, целевых свойств, математических ограничений. Derivation включает класс (security / performance / economic / operational), целевую функцию с численной целью, ссылки на литературу или стандарты, математический вывод, sensitivity analysis, готовый ответ на ожидаемые возражения. Design choices помечены как governance decisions с bounded rationale.
### Архитектурная основа
Спецификация описывает архитектуру **BFT committee с 67% quorum через BundledConfirmation**. Поверх базового consensus добавлены incremental improvements: NodeChain per node для chain_length integrity, enhanced aggregate формула с honest NodeChain frontiers, sequential_proof в VDF_Reveal против self-forgery. Эта архитектура покрывает threat model до 33% Byzantine через BFT, с дополнительной защитой от compound withholding (NodeChain) и grinding (sequential_proof).
### Иерархия целей безопасности
Разные классы механизмов применяют разные целевые вероятности отказа. Для одних классов криптографическая стойкость математически достижима; для других операционная безопасность наследуется от сетевого допущения.
| Криптографические примитивы (подписи, VDF, hash) | 2⁻¹²⁸ (полная криптографическая стойкость) | Стандарт криптографии; lattice-based примитивы ML-DSA-65 и ML-KEM спроектированы на этом уровне |
| Защита сетевого уровня (eclipse, sybil entry, bootstrap PoW) | 2⁻⁴⁰ | Стандарт сетевых криптопротоколов (TLS 1.3 RFC 8446 rekey interval, IPsec RFC 4301 SA lifecycle) |
| BFT-безопасность комитета | inherited от допущения `f < 1/3` в сети | Криптографический порог требует комитета в тысячах узлов — инфизибельно. Принимается стандартное BFT-допущение + проверка ограниченной концентрации в комитете |
| Живучесть (кворум при частичном офлайне) | operational ≤ 1 сбой на 1000 окон | Достижимо разумным размером комитета при реалистичной доле онлайн-работы операторов ≥ 0.85 |
| Эмиссия (`EMISSION_moneta`) | governance pin | Константа за окно. Не выводится из external benchmark (cost-per-operator зависит от Ɉ price discovery, который сам функция от network adoption); pin = 13 Ɉ совпадает с divisor в lottery seniority_term formula (structural reuse). См. Constants table «EMISSION_moneta» |
| D₀ (TimeChain VDF за окно) | 3.25 × 10⁸ (= 325 000 000, hex 0x135F1B40 — authoritative SSOT в Указе Генезиса → «Калибровка D₀» per [I-10]) | Class: Cryptographic/Performance. Единственный исторический quartz-замер на genesis-железе (iMac M1 2021 idle, single-thread): median SHA-256 rate 5.097280 MH/s × 60 кварцевых секунд = 305 836 793 хэшей; runtime-corrected × (60 / 56.35) = 325 000 000 учитывая VDF interleaving с consensus работой. Полная derivation methodology — Указ Генезиса. **Режим: sequential single-chain VDF.** Hardware advantage через pipelined single-thread оптимизацию ограничен ×5-10 над commodity [Pietrzak 2018 «Simple Verifiable Delay Functions», Boneh et al. 2018 CRYPTO «Verifiable Delay Functions»]. Монтана использует exclusively sequential regime: каждая итерация SHA-256 зависит от предыдущей, параллелизация архитектурно исключена |
| base_vdf_length (VDF entry) | τ₂ (20 160 окон) | Class: Sybil resistance (combined defense). **Component** барьера: sequential VDF cost + AS diversity filter. VDF cost: 1 τ₂ canonical работы commodity / ≈ τ₂/10 на ASIC×10 — emergent ~$20-50 per candidate rent (illustrative, market dependent). AS diversity filter: attacker bounded by actually controlled AS count (typical large attacker controls 10-100 AS из global pool ~80 000). Combined defense multiplier: для 1000 Sybil candidates attacker spends $20-50k VDF rent AND должен распределить по minimum 150 distinct AS (per committee_divisor L1 requirement); combined barrier = VDF cost × (required AS count / attacker AS capacity) ≈ 10-100× stronger чем VDF alone. Unit consistency = τ₂ (1 adaptation epoch = 1 entry epoch) |
| EMISSION_moneta (константная эмиссия за окно) | 13 × 10⁹ nɈ = 13 Ɉ/окно (const, навсегда) | Class: Economic (governance pin). **Status**: explicit governance pin без academic derivation — cost-per-operator зависит от Ɉ price discovery, которая сама функция от network adoption (circular reference). **Bounded rationale через структурное переиспользование**: pin = 13 совпадает с divisor в формуле `seniority_term = min(chain_length / 13, chain_length_snapshot)` (раздел «Лотерея»), которая использует 13 как expected lottery winners per τ₂ при D₀ + τ₂_windows calibration (derivation 1577880/120960 = 13 ≈ ratio τ₂_windows к expected committee selection rate). Sharing constant между monetary baseline и lottery formula reduces total parameter count by 1, превращая arbitrary symbolic choice в structural reuse. Pin = 13: small positive integer ≥ 1, задающий security budget operators. **Encoded arithmetic horizon**: `supply_moneta(W) = EMISSION_moneta × (W + 1)`, u128 покрывает W до ~2.6 × 10²⁸ — практически неограничен в пределах u64 окна. **Sensitivity analysis**: изменение EMISSION_moneta на ±50% меняет per-operator reward пропорционально; не влияет на security properties консенсуса (вес узла = chain_length, не баланс). Choice не влияет на bootstrap viability (early operator получает ту же ставку что late + permanent CL advantage). |
| Подпись (suite_id 0x0001) | ML-DSA-65 (FIPS 204) | Class: Cryptographic. **Target**: NIST security level 3 (квантово-эквивалентный 192-битной симметричной стойкости). **References**: NIST FIPS 204 (finalized August 2024); NIST PQC Round 3 selection report; Module-LWE / Module-SIS hardness foundations. **Derivation**: NIST level 3 — единый security target для всего PQ-стека Монтаны (см. строку «Шифрование» ниже). Variant -65 определяет минимальные параметры schema удовлетворяющие level 3: pubkey 1952 B, secretkey 4032 B, signature 3309 B, seed 32 B (per FIPS 204 §3.1 ξ ∈ B32). Deterministic режим подписи (RND = 0x00 × 32) выбран для совместимости с [I-3] consensus determinism — две независимые подписи того же `(sk, msg)` byte-identical. **Sensitivity**: вариант -44 (level 2) — 80-битная квантовая стойкость, ниже общего PQ-стека Монтаны. Вариант -87 (level 5, 256-bit) — pubkey 2592 B, signature 4627 B, ×1.4 cost over -65 без увеличения effective security в рамках общей threat model |
| Шифрование (Application Layer KEM) | ML-KEM-768 (FIPS 203) | Class: Cryptographic. **Target**: NIST security level 3 (192-bit quantum-equivalent), единый с подписью. **References**: NIST FIPS 203 (finalized August 2024); Module-LWE foundations. **Derivation**: единый security level 3 со схемой подписи формирует weakest-link consistent защиту PQ-стека. Variant -768 даёт минимальные параметры level 3: pubkey 1184 B, secretkey 2400 B, ciphertext 1088 B, seed 64 B (split на (d, z) ∈ B32×B32 per FIPS 203 §6.1). Используется только на Application Layer (off-chain encryption), consensus state не хранит KEM ключи. **Sensitivity**: вариант -512 (level 1) — 128-bit quantum-equivalent, weakest-link понижает весь стек до level 1. Вариант -1024 (level 5) — pubkey 1568 B, ciphertext 1568 B, ×1.4 storage cost без увеличения effective protection |
| Hash | SHA-256 (FIPS 180-4) | Class: Cryptographic. **Target**: 128-bit quantum-equivalent (Grover ослабляет 256-bit pre-image до 128-bit). **References**: FIPS 180-4; Bernstein 2009 «Cost analysis of hash collisions». **Derivation**: SHA-256 — единственный hash в consensus path. Domain-separated через `SHA-256(domain || 0x00 || parts)` по [I-7] minimality (no separate hash families). Quantum security 128-bit соответствует level 3 PQ-стека после Grover correction. **Sensitivity**: SHA-512 удваивает hash size (32 → 64 B) во всех state structures без security gain в рамках level 3 target |
| Per-role key derivation | HKDF-Expand (RFC 5869 §2.3) | Class: Cryptographic. **Target**: derive distinct per-role keypair seeds из единого master_seed без рекурсивной структуры. **References**: RFC 5869; Krawczyk 2010 «Cryptographic Extraction and Key Derivation: The HKDF Scheme». **Derivation**: плоская структура (одна HKDF-Expand evaluation per role) минимизирует state и упрощает recovery. Domain separation через `info` parameter изолирует ролевые ключи. **Sensitivity**: hierarchical structure (BIP-32 style) добавляет complexity без security gain — все role keys восстанавливаются из master_seed напрямую |
### Сетевые и операционные параметры
| Константа | Значение | Обоснование |
|-----------|----------|-------------|
| selection_interval | 336 окон | Class: Operational. Target 60 selection events per τ₂ (middle of operational band [30, 80]: ≤ 30 даёт admission backlog при surge, ≥ 80 раздувает per-event overhead). selection_interval = τ₂ / 60 = 336. Verification: 20160 % 336 = 0 ✓. Factorization 2⁴ × 3 × 7. Band [30, 80] обоснован operational trade-offs, pin 60 = середина band с divisor constraint |
| Ядра на узел | минимум 1 | Class: Operational. TimeChain VDF sequential — выполняется на одном ядре последовательно. 1 ядро достаточно, validation interleaved с VDF. 2+ ядра устраняют interleaving overhead (~5-10%) |
### Безопасность консенсуса и сети
| Константа | Значение | Обоснование |
|-----------|----------|-------------|
| confirmation_quorum | 67% | Class: Cryptographic/BFT. Math необходимость: Byzantine fault tolerance n ≥ 3f+1, quorum 2f+1 = 2/3+1 [Castro & Liskov 1999 «Practical Byzantine Fault Tolerance»]. FLP impossibility [Fischer Lynch Paterson 1985 «Impossibility of Distributed Consensus with One Faulty Process»] устанавливает tight bound для async deterministic consensus. **Математическая necessity, derivation строгая** |
| committee_divisor (confirmation_threshold) | active_chain_length / 256 | Class: BFT security + implementation efficiency. Три независимых пинающих требования пересекаются в единственном значении 256: (L1) **Operational diversity requirement** — BFT committee должен представлять multiple distinct jurisdictions, AS, operational teams для prevention coordinated capture. Empirical BFT production practice (distributed systems literature) range 100-200 operators для адекватной diversity; lower bound N ≥ 150 обеспечивает diversity margin. (L2) **Bandwidth constraint** — committee-level BFT signature aggregation занимает allocated portion operator bandwidth. При allocation 1% of baseline 10 Mbps operator connection = 12.5 KB/s на BFT messaging (остальное зарезервировано для operations, gossip, state sync): 2 phases (propose + commit) × N signatures × 700 B per round / τ₁ = 60s ≤ 12 500 B/s ⟹ 2 × 700 × N / 60 ≤ 12 500 ⟹ N ≤ 536. Rounded: N ≤ 500. (L3) **Implementation efficiency** — степень двойки для bitmap-alignment, bitwise-routing, SIMD-обработки, balanced Merkle tree. Единственное значение в [150, 500] удовлетворяющее всем трём — **256 = 2⁸**. Безопасность: при uptime asymmetry ≤ 1.18× и `f ≤ 0.25` в сети доля атакующего в комитете ≤ 28.2%, ниже BFT threshold 1/3. Требование к развёртыванию: операторы ≥ 0.85 онлайн-работы |
| admission_divisor (slots per selection) | max(1, active / 130) | Class: Admission capacity. **Target: per-event admission rate ≤ 1% active_nodes** — верхняя планка, защищающая сеть от слишком быстрой смены состава и от single-event Sybil injection. **Derivation**: `slots / active ≤ 0.01` ⟹ `1 / divisor ≤ 0.01` ⟹ `divisor ≥ 100`. Pin = 130 даёт buffer margin ~30% ниже 1% cap: steady-state rate `1/130 = 0.77%`<1%.**Verification (compound growth)**:приactive≫130сетьрастёткак`(1 + 1/130)`perevent.Стемпом60eventsperτ₂(selection_interval =336)удвоениесетитребует`ln(2) × 130 ≈ 90 events ≈ 1.5 × τ₂`—разумныйbootstrappace.slot_min =1гарантируетnetworklivenessпрималомactivecount(Genesisиbootstrapperiods).Независимотcommittee_divisor =256:admissionуправляетростомсети,committee—BFTthresholdдляcementing,разныефункции|
| outbound connections | 24 | Class: Network security (eclipse). Модель: attacker контролирует f = 0.3 peer-пула [Heilman et al. 2015 USENIX; Marcus et al. 2018 — empirical research по eclipse-атакам в P2P cryptocurrency networks]. Target P(eclipse) <2⁻⁴⁰[TLS1.3RFC8446industrystandard].Math:P(eclipse)=f^N<2⁻⁴⁰⟹N> 40·log(2)/\|log(0.3)\| ≈ 23.03 ⟹ smallest integer **N = 24**. Bandwidth cost ~24 KB/s outbound находится внутри operational budget типичного узла. Diversity selector (≥7 distinct AS) снижает effective f, усиливая margin |
| **Сетевые константы** (stem_epoch, max_batch_lookups_per_τ₁, max_range_labels_per_request, max_range_subscribes_per_τ₁) | см. [Montana Network](Montana%20Network%20v1.0.0.md) | Authoritative derivation в сетевой спеке — Карточки замыкания механизмов сетевого слоя. Эта таблица содержит только консенсус-критические параметры; сетевые лимиты живут в Network spec для разделения слоёв и независимого аудита |
| candidate_expiry | 3τ₂ (60 480 окон) | Class: Operational. Queuing analysis для target P(candidate admitted within expiry) ≥ 0.5: при selection events E = 60 per τ₂ × 3τ₂ = 180 events и pool ratio c = pool_size / slot_count (ratio candidates waiting to slots available per event), P(specific candidate picked per event) = 1/c, P(not picked in E events) = (1 − 1/c)^E. Для c = 10: P(admitted) = 1 − 0.9^180 = 0.99999 (near-certain). Для c = 100: P(admitted) = 1 − 0.99^180 = 0.84. Даже при высокой pool ratio candidate_expiry = 3τ₂ обеспечивает >80% admission probability. Значение sensitivity: 2τ₂ (120 events) даёт P(admitted) = 0.70 при c=100 (низко); 4τ₂ (240 events) даёт 0.91 ценой Pool bloat |
| account бакеты | 4^N × τ₂ | Class: Operational/Sybil. Exponential age stratification base 4. Sybil attacker isolated в Tier 0, получает 1/4 rate через round-robin. 4 tiers покрывают 0-256τ₂ |
| D adjustment rate | ±3% за τ₂ | Class: Adaptive. Matched Moore's law pace: doubling time ln(2)/ln(1.03) ≈ 23.5 τ₂ — порядок величины hardware generational cycle. ±1% слишком медленный response; ±10% волатильность, hardware churn |
| dead zone | [0.85, 0.95] | Class: Adaptive control. Control systems hysteresis [Ogata «Modern Control Engineering»]. 10% band предотвращает oscillation near threshold. Centre 0.9 = target participation_ratio, ±5% tolerance |
| seniority_term formula | min(chain_length / 13, snapshot) | Bounded добавка за longevity с cap = snapshot (max advantage 2×). Через 3 × T_year honest operator достигает cap, далее стабильный потолок |
| lottery_weight | snapshot + seniority_term | Разделение: lottery_weight для эмиссии (recent work + bounded longevity); абсолютный chain_length для quorum (безопасность). Temporal Aristocracy ограничена cap-ом |
| adaptive_vdf_multiplier | ×200 | Class: Adaptive. **Math continuity**: required_vdf = base × pressure × M. At pressure = P_thr = 0.005, required = base ⟹ **M = 1/P_thr = 200**. Derivation follows from continuity requirement |
| base_vdf_length | τ₂ окон (= 20 160) | Class: Sybil resistance. См. «Криптографические и временные параметры» выше (combined defense articulation) |
| max_vdf_horizon | 4 × τ₂_windows (80 640) | Class: Security (adaptive VDF upper bound). В BFT-контексте с 33% Byzantine tolerance покрывает pressure до ρ_max = 2% (4× P_thr) для spam/surge defense. Social consensus coordination handles beyond-BFT scenarios. H_max = B ×ρ_max × M = τ₂ × 0.02 × 200 = **4τ₂** |
| batch_lookup_k | 16 | Class: Privacy baseline для account-only пользователей. **Target: P(deanonymization конкретного lookup) ≤ 0.25** (один неправильный bit в первом наблюдении) при ограничениях [I-5] (нет PIR), [I-6] (нет privacy mixers), [I-7] (нет новых крипто примитивов). **Derivation**: при K элементах batch и uniform random real-position selection, P(guess right) = 1/K. Constraint P ≤ 0.25 ⟹ K ≥ 4. Дополнительный constraint — intersection attack resistance при pool size P (passively-observed): probability intersection requires `n_batches > P / (K - 1)` для reveal. Pool size на 1B сети achievable: 10K–100K. При K=16 и pool=10K: intersection threshold ~670 batches (~недели активности). При K=8: ~1400 batches (больше resistance но слабее per-batch). Pin K = 16 = 2⁴ (power of 2 для clean encoding). **Sensitivity**: K=8 даёт 3 бита theoretical, ~1.5 бита practical после semantic filtering; K=32 даёт 5 бит theoretical, ~3.5 бита practical, bandwidth ×2 (160 КБ на pre-key lookup). K=16 — middle ground между weakness и overhead. **References**: Samarati & Sweeney 1998 «Protecting Privacy when Disclosing Information» — K≥5 recommended для K-anonymity health records. Signal contact discovery 2017 использует K=100 через PIR (отвергнуто для Montana по [I-5]/[I-7]). **Defense**: «почему не 8?» — 1.5 бита practical недостаточно; «почему не 32?» — удваивает bandwidth с marginal gain (~2 бита extra). **Effective protection**: ~2–3 бита practical на 1B сети с passively-observed pool, не заявленные 4 бита theoretical — честно задокументировано в разделе «Batch Lookup Protocol → Effective privacy analysis» и в App-спеке |
