Le bulletin de cette semaine décrit l’attaque de remplacement cyclique contre les HTLC utilisés dans LN et d’autres systèmes, examine les mesures d’atténuation déployées pour contrer l’attaque et résume d’autres propositions de mesures d’atténuation. On y décrit également un bogue notable affectant un RPC de Bitcoin Core, des recherches sur les covenants avec des modifications minimales du script Bitcoin, et une proposition de BIP pour un opcode OP_CAT. On y trouve enfin notre section mensuelle reprenant certaines questions/réponses du Bitcoin Stack Exchange.

Nouvelles

  • Vulnérabilité de remplacement cyclique contre les HTLC : Comme mentionné brièvement dans la newsletter de la semaine dernière, Antoine Riard a exposé sur les listes de diffusion Bitcoin-Dev et Lightning-Dev une vulnérabilité divulguée de manière responsable affectant toutes les implémentations LN. Depuis cette divulgation, les implémentations ont été mises à jour pour inclure des mesures d’atténuation contre l’attaque et nous recommandons vivement de mettre à jour vers la dernière version de votre logiciel LN préféré. Seuls les nœuds utilisés pour transférer des paiements sont concernés ; les utilisateurs qui n’utilisent leurs canaux que pour initier et recevoir des paiements ne sont pas affectés.

    Notre récit est organisé en trois parties distinctes : une description de la vulnérabilité (cette partie), une description des mesures d’atténuation déployées jusqu’à présent par différentes implémentations LN, et un résumé des mesures d’atténuation supplémentaires et des solutions proposées sur la liste de diffusion.

    Pour comprendre le contexte, il est possible d’utiliser le remplacement de transaction pour supprimer une ou plusieurs entrées d’une transaction multi-entrées des mempools des nœuds. Prenons un exemple simple, légèrement différent de la description originale de Riard : Mallory diffuse une transaction avec deux entrées, qui dépensent les sorties A et B. Elle remplace ensuite cette transaction par une version alternative à une seule entrée qui ne dépense que la sortie B. Après ce remplacement, l’entrée A—et toutes les données qui y sont incluses—ont été supprimées de tous les mempools des nœuds qui ont traité le remplacement.

    Bien qu’il ne soit pas prudent de faire une telle opération avec un portefeuille classique 1, c’est un comportement que Mallory peut exploiter si elle souhaite supprimer une entrée des mempools des nœuds.

    En particulier, si Mallory partage le contrôle d’une sortie avec Bob, elle peut attendre qu’il dépense la sortie, remplacer sa dépense par une dépense de sa part qui contient une entrée supplémentaire, puis remplacer sa dépense par une transaction qui ne dépense plus leur sortie commune. C’est un cycle de remplacement. Les mineurs continueront à collecter les frais de transaction de Mallory, mais il y a une forte probabilité que ni les dépenses de Bob ni celles de Mallory ne soient confirmées au moment où Bob diffuse ses dépenses.

    Cela est important dans le cas de LN et de plusieurs autres protocoles car certaines transactions doivent avoir lieu dans des fenêtres de temps spécifiques pour garantir que les utilisateurs qui transfèrent des paiements ne perdent pas d’argent. Par exemple, Mallory utilise l’un de ses nœuds (que nous appellerons MalloryA) pour transférer un paiement à Bob, et Bob transfère ce paiement à un autre nœud de Mallory (MalloryB). MalloryB est censée soit donner à Bob une préimage qui lui permet d’accepter le paiement transféré de MalloryA, soit MalloryB est censée annuler (révoquer) le paiement transféré qu’elle a reçu de Bob avant une certaine heure. Au lieu de cela, MalloryB ne fait rien à l’heure prévue et Bob est contraint de fermer le canal et de diffuser une transaction qui dépense le paiement transféré pour lui-même. Cette dépense devrait être confirmée rapidement, ce qui permet à Bob d’annuler (révoquer) la dépense qu’il a reçue de MalloryA, ce qui ramène les soldes de chacun aux montants qu’ils étaient avant la tentative de transfert du paiement (à l’exception des frais de transaction payés pour fermer et régler le canal Bob-MalloryB).

    Alternativement, lorsque Bob ferme le canal et tente de dépenser le paiement transféré pour lui-même, MalloryB peut remplacer sa dépense par une dépense contenant la préimage. Si cette transaction est confirmée rapidement, Bob connaitrait la préimage et serait en mesure de réclamer le paiement transféré de MalloryA, ce qui ferait le bonheur de Bob.

    Cependant, si MalloryB remplace la dépense de Bob par une dépense contenant la préimage, puis retire rapidement cette entrée, il est peu probable que la dépense de Bob ou la préimage de MalloryB apparaissent dans la chaîne de blocs. Cela empêcherait Bob de récupérer son argent auprès de MalloryB. Sans la préimage, le protocole LN sans confiance empêche Bob de pouvoir conserver le paiement transféré de MalloryA, il lui accorde donc un remboursement. À ce stade, MalloryB fait confirmer sa dépense contenant la préimage, ce qui lui permet de réclamer le paiement transféré de Bob. Cela signifie que si un montant x a été transféré, MalloryA ne paie rien, MalloryB reçoit x, et Bob perd x (sans tenir compte des divers frais).

    Pour que l’attaque soit rentable, MalloryB doit partager un canal avec Bob, mais MalloryA peut se trouver n’importe où le long du chemin de transfert vers Bob. Par exemple :

        MalloryA -> X -> Y -> Z -> Bob -> MalloryB
    

    Le remplacement cyclique a des conséquences similaires pour les nœuds LN aux attaques d’épinglage des transactions existantes. Cependant, des techniques telles que le relai de transaction v3 qui ont été conçues pour empêcher le pinning pour LN et des protocoles similaires ne permettent pas d’empêcher le remplacement cyclique.

  • Mesures d’atténuation déployées dans les nœuds LN pour le remplacement cyclique : comme décrit par Antoine Riard, plusieurs mesures d’atténuation ont été déployées par les implémentations LN.

    • Rebroadcast fréquent : après que le mempool d’un nœud relais a remplacé la dépense de Bob par la dépense de Mallory, puis a supprimé l’entrée de Mallory lors de son deuxième remplacement, ce nœud relais sera immédiatement prêt à accepter à nouveau la dépense de Bob. Tout ce que Bob a à faire est de rebroadcast sa dépense, ce qui ne lui coûte rien de plus que les frais de transaction qu’il était déjà prêt à payer.

      Avant la divulgation privée du remplacement cyclique, les implémentations LN ne rebroadcastaient leurs transactions que rarement (une fois par bloc ou moins). Il y a normalement un coût de confidentialité à la diffusion et à la retransmission des transactions—cela pourrait faciliter aux tiers d’associer les activités LN sur la chaîne de Bob à son adresse IP—bien que peu de nœuds de transfert LN publics essaient actuellement de cacher cela. Maintenant, Core Lightning, Eclair, LDK et LND retransmettront tous plus fréquemment.

      Après chaque fois que Bob retransmet, Mallory peut utiliser la même technique pour remplacer à nouveau sa transaction. Cependant, les règles de remplacement BIP125 obligeront Mallory à payer des frais de transaction supplémentaires pour chacun de ses remplacements, ce qui signifie que chaque retransmission de Bob réduit la rentabilité pour Mallory d’une attaque réussie.

      Cela suggère une formule approximative pour le montant maximal d’un HTLC qu’un nœud devrait accepter. Si le coût que l’attaquant devra payer pour chaque cycle de remplacement est x, le nombre de blocs dont dispose le défenseur est y, et le nombre de retransmissions effectives que le défenseur effectuera par bloc en moyenne est z, un HTLC est probablement raisonnablement sécurisé jusqu’à une valeur légèrement inférieure à x*y*z.

    • Délais d’expiration CLTV plus longs: lorsque Bob accepte un HTLC de MalloryA, il accepte de lui permettre de réclamer un remboursement on-chain après un certain nombre de blocs (disons 200 blocs). Lorsque Bob propose un HTLC équivalent à MalloryB, elle lui permet de réclamer un remboursement après un nombre plus petit de blocs (disons 100 blocs). Ces conditions d’expiration sont écrites à l’aide de l’opcode OP_CHECKLOCKTIMEVERIFY (CLTV), donc l’écart entre eux est appelé le delta d’expiration CLTV.

      Plus un delta d’expiration CLTV est long, plus le dépensier initial d’un paiement devra attendre pour récupérer ses fonds en cas d’échec du paiement, donc les dépensiers préfèrent acheminer les paiements à travers des canaux avec des deltas plus courts. Cependant, il est également vrai que plus un delta est long, plus un nœud de transfert comme Bob a de temps pour réagir aux problèmes tels que l’épinglage de transaction et les fermetures massives de canaux. Ces intérêts concurrents ont conduit à des ajustements fréquents du delta par défaut dans les logiciels LN (voir les bulletins #40, #95, #109, #112, #142, #248 et #255).

      Dans le cas du cycle de remplacement, un delta CLTV plus long donne à Bob plus de cycles de retransmission, ce qui augmente le coût de l’attaque selon la formule approximative mentionnée dans la description de la mitigation de la retransmission.

      De plus, chaque fois que la dépense de retransmission de Bob se trouve dans le mempool d’un mineur, il y a une chance que le mineur l’inclue dans un modèle de bloc qui est miné, ce qui entraîne l’échec de l’attaque. Le remplacement initial de Mallory avec sa préimage pourrait également être extrait avant qu’elle n’ait la possibilité de le remplacer davantage, ce qui entraînerait également l’échec de l’attaque. Si chaque cycle entraîne ces deux transactions passant un certain temps dans les mempools des mineurs, chaque retransmission de Bob multiplie ce temps. La durée d’expiration du CLTV multiplie encore ce temps.

      Par exemple, même si ces transactions ne passent que 1% du temps par bloc dans le mempool moyen du mineur, il y a environ 50% de chances que l’attaque échoue avec un delta d’expiration du CLTV de seulement 70 blocs. En utilisant les valeurs par défaut actuelles du delta d’expiration du CLTV pour différentes implémentations de LN répertoriées dans l’e-mail de Riard, le graphique suivant montre la probabilité que l’attaque de Mallory échoue (et qu’elle perde tout l’argent qu’elle a dépensé en remplacements) en supposant que les dépenses HTLC attendues se trouvent dans les mempools des mineurs pendant 0,1% du temps, 1% du temps ou 5% du temps. Pour référence, compte tenu d’un temps moyen de 600 secondes entre les blocs, ces pourcentages correspondent à seulement 0,6 seconde, 6 secondes et 30 secondes sur chaque période de 10 minutes.

      Graphique de la probabilité que l'attaque échoue dans x blocs

    • Analyse du mempool: Les HTLC ont été conçus pour inciter Mallory à faire confirmer sa préimage dans la chaîne de blocs avant que Bob puisse réclamer son remboursement. C’est pratique pour Bob : la chaîne de blocs est largement disponible et de taille limitée, donc Bob peut facilement trouver n’importe quel préimage qui l’affecte. Si ce système fonctionnait comme prévu, Bob pourrait obtenir toutes les informations dont il a besoin pour utiliser LN de manière fiable à partir de la chaîne de blocs.

      Malheureusement, le remplacement cyclique signifie que Mallory peut ne plus être incitée à confirmer sa transaction avant que le remboursement de Bob puisse être réclamé. Cependant, pour initier un cycle de remplacement, Mallory doit toujours brièvement divulguer sa préimage aux mempools des mineurs afin de remplacer la dépense de Bob. Si Bob exécute un nœud complet de relais, la transaction de préimage de Mallory peut se propager à travers le réseau jusqu’au nœud de Bob. Si Bob détecte ensuite la préimage avant qu’il ne soit censé donner un remboursement à Mallory, l’attaque est déjouée et Mallory perd tout l’argent qu’elle a dépensé pour la tenter.

      L’analyse du mempool n’est pas parfaite—il n’y a aucune garantie que la transaction de remplacement de Mallory se propagera jusqu’à Bob. Cependant, plus Bob rebroadcaste sa transaction (voir mitigation de rebroadcast) et plus Mallory a besoin de garder sa préimage cachée à Bob (voir mitigation du delta d’expiration du CLTV), plus il est probable qu’une des transactions de préimage parviendra à entrer dans le mempool de Bob à temps pour déjouer l’attaque.

      Eclair et LND implémentent actuellement l’analyse du mempool lorsqu’ils sont utilisés comme nœuds de transfert.

    • Discussion sur l’efficacité des mesures d’atténuation : L’annonce initiale de Riard disait : “Je pense que les attaques de remplacement cyclique sont toujours réalisables pour les attaquants avancés”. Matt Corallo a écrit : “les mesures d’atténuation déployées ne sont pas censées résoudre ce problème ; on peut même se demander si elles apportent autre chose qu’un communiqué de relations publiques”. Olaoluwa Osuntokun a soutenu : “[à mon avis], il s’agit d’une attaque plutôt fragile, qui nécessite une configuration par nœud, une synchronisation et une exécution extrêmement précises, une superposition non confirmante de toutes les transactions et une propagation instantanée à travers l’ensemble du réseau”.

      Nous chez Optech pensons qu’il est important de rappeler que cette attaque ne concerne que les nœuds de transfert. Un nœud de transfert est un portefeuille Bitcoin connecté à un service Internet toujours actif—un type de déploiement qui est constamment vulnérable au vol de tous ses fonds. Toute personne évaluant l’effet du remplacement cyclique sur le profil de risque de l’exploitation d’un nœud de transfert LN devrait le considérer dans le contexte du risque déjà toléré. Bien sûr, il vaut la peine de chercher d’autres moyens de réduire ce risque, comme discuté dans notre prochaine actualité.

  • Propositions d’atténuation supplémentaires pour le remplacement cyclique : à ce jour, plus de 40 publications distinctes ont été faites sur les listes de diffusion Bitcoin-Dev et Lightning-Dev en réponse à la divulgation de l’attaque de remplacement cyclique. Les réponses suggérées comprenaient les éléments suivants :

    • Augmentation des frais jusqu’à la terre brûlée : Le document d’Antoine Riard sur l’attaque et les publications sur les listes de diffusion de Ziggie et Matt Morehouse suggèrent que, au lieu de simplement rebroadcaster sa dépense de remboursement, le défenseur (par exemple, Bob) commence à diffuser des dépenses alternatives conflictuelles qui paient des frais de plus en plus élevés à mesure que la date limite approche avec l’attaquant en amont (par exemple, MalloryA).

      Les règles BIP125 exigent que l’attaquant en aval (par exemple, MalloryB) paie des frais encore plus élevés pour chacun de ses remplacements de la dépense de Bob, ce qui signifie que Bob peut réduire davantage la rentabilité de l’attaque si Mallory réussit. Considérez notre formule approximative x*y*z décrite dans la section atténuation du rebroadcasting. Si le coût de x est augmenté pour certaines des rediffusions, le coût global pour l’attaquant augmente et la valeur maximale sûre d’un HTLC est plus élevée.

      Riard soutient dans son document que les coûts peuvent ne pas être symétriques, en particulier pendant les périodes où les frais typiques augmentent et où l’attaquant peut parvenir à faire expulser certaines de ses transactions des pools de mémoire des mineurs. Sur la liste de diffusion, il soutient également qu’un attaquant peut étendre son attaque à plusieurs victimes en utilisant une forme de regroupement des paiements, augmentant légèrement son efficacité.

      Matt Corallo remarque le principal inconvénient de cette approche par rapport au simple rebroadcasting : même si Bob bat l’attaquant, Bob perd une partie de la valeur HTLC (ou potentiellement la totalité). Théoriquement, un attaquant ne défierait pas un défenseur s’il pense qu’il pratique une politique de destruction mutuelle, donc Bob n’aurait jamais réellement besoin de payer des frais de plus en plus élevés. En pratique ça n’a pas encore été prouvé sur le réseau Bitcoin.

    • Nouvel essai automatique des transactions passées : Corallo a suggéré que “la seule solution à ce problème sera lorsque les mineurs conserveront un historique des transactions qu’ils ont vues et les réessayeront après […] une attaque de ce type”. Bastien Teinturier a répondu : “Je suis d’accord avec Matt, cependant, il est probable qu’un travail plus fondamental doive être effectué au niveau de la couche bitcoin pour permettre aux protocoles L2 d’être plus robustes contre cette classe d’attaques.” Riard a également déclaré quelque chose de similaire, “une solution durable ne peut se produire qu’au niveau de la couche de base, par exemple en ajoutant un historique intensif de toutes les transactions observées”.

    • Augmentation des frais pré-signés: Peter Todd a soutenu que, “la bonne façon de faire des transactions pré-signées est de pré-signer suffisamment de transactions différentes pour couvrir tous les besoins raisonnables d’augmentation des frais. […] Il n’y a aucune raison pour que les transactions B->C restent bloquées.” (Emphase dans l’original.)

      Cela pourrait fonctionner comme ceci : pour l’HTLC entre Bob et MalloryB, Bob donne à MalloryB dix signatures différentes pour la même dépense de préimage à des taux de frais différents. Notez que cela ne nécessite pas que MalloryB divulgue la préimage à Bob au moment de la signature. En même temps, MalloryB donne à Bob dix signatures différentes pour la même dépense de remboursement à des taux de frais différents. Cela peut être fait avant que le remboursement puisse être diffusé. Les taux de frais utilisés pourraient être (en sats/vbyte) : 1, 2, 4, 8, 16, 32, 64, 128, 256, 512, 1024, ce qui devrait couvrir tout pour l’avenir prévisible.

      Si la dépense de préimage de MalloryB était pré-signée, la seule modification qu’elle pourrait apporter serait de passer d’un taux de frais à un taux de frais plus élevé. Elle ne pourrait pas ajouter de nouvelles entrées à la dépense de préimage, et sans cette capacité, elle serait incapable d’initier le cycle de remplacement.

    • OP_EXPIRE: dans un fil de discussion séparé, mais en citant le fil de discussion sur les cycles de remplacement, Peter Todd a proposé plusieurs modifications de consensus pour permettre un opcode OP_EXPIRE qui rendrait une transaction invalide pour l’inclusion après un bloc spécifié si le script de la transaction exécute OP_EXPIRE. Cela peut être utilisé pour rendre la condition de préimage de Mallory d’un HTLC utilisable uniquement avant que la condition de remboursement de Bob ne puisse être dépensée. Cela empêche Mallory de pouvoir remplacer la dépense de remboursement de Bob, rendant impossible pour Mallory d’exécuter une attaque de cycle de remplacement. OP_EXPIRE peut également résoudre certaines attaques de blocage de transaction contre les HTLC.

      Le principal inconvénient de OP_EXPIRE est qu’il nécessite des modifications du consensus pour être activé et des modifications de la politique de relais et de la mémoire tampon pour éviter certains problèmes, tels que son utilisation pour gaspiller la bande passante des nœuds.

      Une réponse à la proposition a suggéré un moyen plus faible pour atteindre certains des mêmes objectifs que OP_EXPIRE, mais sans nécessiter de modifications du consensus ou de la politique de relais. Cependant, Peter Todd a soutenu que cela n’empêche pas l’attaque de cycle de remplacement.

    Optech prévoit de poursuivre la discussion sur le sujet et résumera tout développement notable dans les futures newsletters.

  • Résumé du hachage du jeu de sorties UTXO de Bitcoin: Fabian Jahr a publié sur la liste de diffusion Bitcoin-Dev pour annoncer la découverte d’un bogue dans le calcul du hachage de Bitcoin Core de l’ensemble UTXO actuel. Le hachage ne s’engageait pas à la hauteur et aux informations de coinbase pour chaque UTXO, des informations nécessaires pour appliquer la règle de maturité de coinbase de 100 blocs et les verrouillages temporels relatifs BIP68. Toutes ces informations sont toujours présentes dans la base de données d’un nœud qui a été synchronisé à partir de zéro (tous les nœuds Bitcoin Core actuels) et elles sont toujours utilisées pour l’application, donc ce bogue n’affecte aucun logiciel publié connu. Cependant, la fonction expérimentale assumeUTXO prévue pour la prochaine version majeure de Bitcoin Core permettra aux utilisateurs de partager leurs bases de données UTXO les uns avec les autres. L’engagement incomplet signifie qu’une base de données modifiée pourrait avoir le même hachage qu’une base de données vérifiée, ouvrant potentiellement une fenêtre étroite pour une attaque contre les utilisateurs d’assumeUTXO.

    Si vous connaissez un logiciel qui utilise le champ hash_serialized_2, veuillez en informer ses auteurs du problème et les encourager à lire l’e-mail de Jahr sur les modifications apportées pour la prochaine version majeure de Bitcoin Core afin de résoudre le bogue.

  • Recherche sur les conventions génériques avec des modifications minimales du langage Script : Rusty Russell a publié sur la liste de diffusion Bitcoin-Dev un lien vers une recherche qu’il a réalisée sur l’utilisation de quelques nouveaux opcodes simples pour permettre à un script en cours d’exécution dans une transaction d’inspecter les scripts de sortie payés dans cette même transaction, une forme puissante d’introspection. La capacité à effectuer une introspection des scripts de sortie (et des engagements qu’ils font) permet la mise en œuvre de conventions. Certaines de ses conclusions que nous avons jugées importantes comprenaient :

    • Simplicité : avec trois nouveaux opcodes, plus l’un des plusieurs opcodes de convention précédemment proposés (comme OP_TX), un seul script de sortie et son engagement taproot peuvent être entièrement introspectés. Chacun des nouveaux opcodes est simple à comprendre et semble simple à mettre en œuvre.

    • Assez concis : l’exemple de Russell utilise environ 30 vbytes pour effectuer une introspection raisonnable (la taille du script à appliquer s’ajouterait à ces vbytes).

    • Les changements OP_SUCCESS seraient bénéfiques : la spécification BIP342 de tapscript spécifie plusieurs opcodes OP_SUCCESSx qui font en sorte que tout script les incluant réussisse toujours, permettant aux futures forks logiciels d’attacher des conditions aux opcodes (les faisant fonctionner comme des opcodes réguliers). Cependant, ce comportement rend dangereux l’utilisation de l’introspection avec une convention qui permet d’inclure des parties d’un script arbitraire. Par exemple, Alice pourrait vouloir créer une convention qui lui permet de dépenser ses fonds vers une adresse arbitraire si elle dépense d’abord ses fonds dans une transaction de notification de coffre-fort et attend un certain nombre de blocs pour permettre à une transaction de gel de bloquer la dépense. Cependant, si l’adresse arbitraire inclut un opcode OP_SUCCESSx, n’importe qui pourra voler son argent. Dans son tracai lde recherche, Russell suggère deux solutions possibles à ce problème.

    Ce travail a suscité quelques discussions et Russell a indiqué qu’il travaillait sur un article de suivi concernant l’introspection des montants de sortie.

  • Proposition de BIP pour OP_CAT: Ethan Heilman a posté sur la liste de diffusion Bitcoin-Dev une proposition de BIP visant à ajouter un opcode OP_CAT à tapscript. L’opcode prendrait deux éléments en haut de la pile et les concaténerait en un seul élément. Il fournit plusieurs descriptions des capacités que OP_CAT ajouterait à Script. Son implémentation de référence proposée ne fait que 13 lignes de code (espaces blancs exclus).

    La proposition a suscité une quantité modérée de discussions, principalement axées sur les limites de tapscript qui pourraient affecter l’utilité et les coûts dans le pire des cas de l’activation de OP_CAT (et si certaines de ces limites devraient être modifiées).

Sélection de Q&R du Bitcoin Stack Exchange

Bitcoin Stack Exchange est l’un des premiers endroits où les contributeurs d’Optech cherchent des réponses à leurs questions—ou lorsque nous avons quelques moments libres pour aider les utilisateurs curieux ou confus. Dans cette rubrique mensuelle, nous mettons en avant certaines des questions et réponses les plus appréciées, postées depuis notre dernière mise à jour.

Mises à jour et versions candidates

Nouvelles versions et versions candidates pour les principaux projets d’infrastructure Bitcoin. Veuillez envisager de passer aux nouvelles versions ou d’aider à tester les versions candidates.

  • Bitcoin Core 25.1 est une version de maintenance contenant principalement des corrections de bugs. C’est la version recommandée actuelle de Bitcoin Core.

  • Bitcoin Core 24.2 est une version de maintenance contenant principalement des corrections de bugs. Elle est recommandée pour toute personne utilisant encore la version 24.0 ou 24.1 et qui ne peut ou ne veut pas passer à la version 25.1 pour le moment.

  • Bitcoin Core 26.0rc1 est un candidat à la version suivante de la principale implémentation de nœud complet. Les binaires de test vérifiés n’ont pas encore été publiés au moment de la rédaction de cet article, bien que nous_nous attendions à ce qu’ils soient publiés à l’URL précédente peu de temps après la publication de la lettre d’information. Les précédents candidats aux versions majeures ont eu un guide de test sur le wiki des développeurs de Bitcoin Core et une réunion du Bitcoin Core PR Review Club dédiée aux tests. Nous encourageons les lecteurs intéressés à vérifier périodiquement si ces ressources deviennent disponibles pour le nouveau candidat à la version.

Changements notables dans le code et la documentation

En raison du volume d’actualités cette semaine et d’autres contraintes sur le temps de notre rédacteur principal, nous n’avons pas pu passer en revue les modifications du code de la semaine dernière. Nous les inclurons dans la lettre d’information de la semaine prochaine. Nous nous excusons pour le retard.

Notes de bas de page

  1. L’attaque du cycle de remplacement décrite ici est basée sur une transaction de remplacement comprenant moins d’inputs que la transaction originale qu’elle remplace. C’est un comportement que les auteurs de portefeuilles sont généralement avertis d’éviter. Par exemple, le livre Mastering Bitcoin, 3rd edition dit :

    Soyez très prudent lorsque vous créez plus d’une version de remplacement de la même transaction. Vous devez vous assurer que toutes les versions des transactions entrent en conflit les unes avec les autres. Si elles ne sont pas toutes en conflit, il est possible que plusieurs transactions distinctes soient confirmées, ce qui vous amènerait à payer en trop les destinataires. Par exemple :

    • La version 0 de la transaction inclut l’input A.

    • La version 1 de la transaction inclut les inputs A et B (par exemple, vous avez dû ajouter l’input B pour payer les frais supplémentaires).

    • La version 2 de la transaction inclut les inputs B et C (par exemple, vous avez dû ajouter l’entrée C pour payer les frais supplémentaires, mais C était suffisamment grande pour que vous n’ayez plus besoin de l’entrée A).

    Dans le scénario ci-dessus, tout mineur qui a enregistré la version 0 de la transaction pourra confirmer à la fois cette version et la version 2 de la transaction. Si les deux versions paient les mêmes destinataires, ils seront payés deux fois (et le mineur recevra des frais de transaction provenant de deux transactions distinctes).

    Une méthode simple pour éviter ce problème est de s’assurer que la transaction de remplacement inclut toujours toutes les mêmes entrées que la version précédente de la transaction.