區塊鏈交易排序的公平性挑戰

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完美公平在交易排序中的不可能性

探討康多塞悖論如何揭示區塊鏈共識中完美公平的局限性。

在分散系統的研究中，尤其是拜占庭共識和狀態機複製（SMR），幾十年來主要集中於兩個目標：一致性和活躍性。一致性意味著所有節點對相同的交易序列達成一致，而活躍性則確保系統能夠持續添加新的交易。然而，這些特性並不能阻止壞行為者在收到交易後改變其順序。

在公共區塊鏈中，傳統共識保證中的這一缺口已成為一個嚴重問題。驗證者、區塊建設者或排序者可以利用他們在區塊排序中的特權角色獲取經濟利益，這種做法被稱為最大可提取價值（MEV）。這種操控包括有利的前置交易、後置交易和夾擊交易。由於交易執行順序決定了去中心化金融（DeFi）應用的有效性或盈利性，因此交易排序的完整性對於維護公平性和信任至關重要。

為了解決這一關鍵安全缺口，交易順序公平性被提出作為第三個基本共識屬性。公平排序協議確保最終交易的順序取決於外部、客觀的因素，例如到達時間（或接收順序），並且對對手的重新排序具有抵抗力。通過限制區塊提議者重新排序交易的權力，這些協議使區塊鏈更接近透明、可預測和抵抗MEV的方向。

康多塞悖論與理想公平的不可能性

最直觀和最強的公平概念是接收順序公平性（ROF）。非正式定義為「先接收，先輸出」，ROF規定如果足夠多的交易（tx）在大多數節點收到的時間早於另一個交易（tx′），則系統必須在執行時將tx排在tx′之前。

然而，除非假設所有節點可以瞬時通信（即在一個瞬時同步的外部網絡中運行），否則普遍接受的「順序公平」是根本不可能實現的。這一不可能性結果源於社會選擇理論中的一個驚人聯繫，特別是康多塞悖論。

康多塞悖論展示了即使每個單獨節點保持交易的傳遞內部排序，系統中的集體偏好也可能導致所謂的非傳遞循環。例如，可能大多數節點在交易A之前收到交易B，而大多數又在交易B之前收到交易C，並且大多數又在交易C之前收到交易A。因此，這三個主要偏好形成了一個循環（A→B→C→A）。這意味著，對於交易A、B和C，沒有單一的一致排序能同時滿足所有主要偏好。

這一悖論表明，在異步網絡中，甚至在共享公共時鐘的同步網絡中，如果外部網絡延遲過長，完美實現接收順序公平的目標是不可行的。這一不可能性需要採用較弱的公平性定義，例如批量順序公平性。

Hedera Hashgraph與中位時間戳的缺陷

Hedera使用Hashgraph共識算法，試圖近似一種強的接收順序公平性（ROF）。它通過將每個交易分配一個最終時間戳，該時間戳是所有節點對該交易的本地時間戳的中位數來實現。

然而，這本質上容易受到操控。一個惡意節點可以故意扭曲其本地時間戳，並顛倒兩個交易的最終排序，即使所有誠實參與者都正確地接收了它們。

考慮一個簡單的例子，五個共識節點（A、B、C、D和E）中，節點E行為不端。兩個交易tx₁和tx₂被廣播到網絡。所有誠實節點在tx₂之前接收tx₁，因此預期的最終順序應該是tx₁ → tx₂。

在這個例子中，對手將tx₁賦予較晚的時間戳（3），而tx₂賦予較早的時間戳（2），以扭曲中位數。

當協議計算中位數時：

* 對於tx₁，時間戳（1, 1, 4, 4, 3）得出的中位數為3。
* 對於tx₂，時間戳（2, 2, 5, 5, 2）得出的中位數為2。

由於tx₁的最終時間戳（3）大於tx₂（2），協議輸出tx₂ → tx₁，從而顛倒了所有誠實節點觀察到的真實順序。

這個簡單的例子展示了一個關鍵缺陷：中位數函數雖然看似中立，但卻是造成不公平的實際原因，因為即使是一個不誠實的參與者也能利用它來偏見最終交易順序。

因此，Hashgraph所宣稱的「公平時間戳」實際上是一種意義薄弱的公平性。Hashgraph共識無法保證接收順序公平，而是依賴於一個授權的驗證者集，而不是基於加密保證。

實現實際保證

然而，為了繞過康多塞所展示的理論不可能性，實際的公平排序方案必須在某種程度上放寬公平的定義。

Aequitas協議引入了區塊順序公平性（BOF）或批量順序公平性的標準。BOF規定，如果足夠多的節點在另一個交易tx′之前接收交易tx，則tx必須在tx′之前或與之同時交付，這意味著沒有誠實節點可以在tx之後的區塊中交付tx′。這將規則從「必須在之前交付」（ROF的要求）放寬為「必須不遲於交付」。

考慮三個共識節點（A、B和C）和三個交易：tx₁、tx₂和tx₃。如果至少有三個節點（多數）首先觀察到一個交易，則該交易被視為「更早接收」。

如果我們應用多數投票來確定全局順序：

* tx₁ → tx₂（A和C同意）
* tx₂ → tx₃（A和B同意）
* tx₃ → tx₁（B和C同意）

這些偏好形成了一個循環：tx₁ → tx₂ → tx₃ → tx₁。在這種情況下，沒有單一的順序可以同時滿足每個人的觀點，這意味著嚴格的ROF是無法實現的。

BOF通過將所有衝突的交易分組到同一批次或區塊中來解決此問題，而不是強迫一個在另一個之前。協議簡單地輸出：

區塊B₁ = {tx₁, tx₂, tx₃}

這意味著，從協議的角度來看，所有三個交易被視為同時發生。在區塊內，使用確定性的打破平局者（例如哈希值）決定它們的執行順序。通過這樣做，BOF確保每對交易的公平性，並保持最終交易日誌對每個人來說都是一致的。每個交易的處理不遲於其前面的交易。

這一小但重要的調整使協議能夠處理交易排序衝突的情況，通過將這些衝突的交易分組到同一區塊或批次中。重要的是，這並不導致部分排序，因為每個節點仍然必須就一個單一的線性交易序列達成一致。每個區塊內的交易仍然按照固定順序進行執行。在沒有此類衝突發生的情況下，協議仍然實現了更強的ROF屬性。

儘管Aequitas成功實現了BOF，但它面臨著重大限制，特別是其通信複雜度非常高，並且只能保證弱活躍性。弱活躍性意味著只有在整個康多塞循環完成後，交易的交付才有保證。如果循環「鏈接在一起」，這可能需要任意長的時間。

Themis協議被引入以強制執行相同的強BOF屬性，但在通信複雜性方面有所改善。Themis通過三種技術實現這一點：批量解包、延遲排序和更強的內部批次保證。

在其標準形式中，Themis要求每個參與者與網絡中的大多數其他節點交換消息。所需的通信量隨著網絡參與者數量的平方增長。然而，在其優化版本SNARK-Themis中，節點使用簡明的加密證明來驗證公平性，而無需直接與每個其他參與者通信。這減少了通信負擔，使其僅隨著線性增長，這使得Themis即使在大型網絡中也能高效擴展。

假設五個節點（A–E）參與共識，接收三個交易：tx₁、tx₂和tx₃。由於網絡延遲，它們的本地順序不同：

如同Aequitas一樣，這些偏好形成了一個康多塞循環。但Themis不等待整個循環被解決，而是使用一種稱為批量解包的方法保持系統運行。它識別所有屬於循環的交易，並將它們分組到一個集合中，稱為強連通組件（SCC）。在這種情況下，所有三個交易都屬於同一SCC，Themis將其輸出為進行中的批次，標記為批次B₁ = {tx₁, tx₂, tx₃}。

通過這樣做，Themis允許網絡在Batch B₁的內部順序仍在最終確定的同時繼續處理新交易。這確保系統保持活躍，避免停滯。

概述：

完美公平在交易排序中的概念似乎簡單明瞭。誰的交易首先到達網絡，誰就應該首先被處理。然而，正如康多塞悖論所示，這一理想在現實的分散系統中無法成立。不同的節點以不同的順序看到交易，當這些視圖衝突時，沒有協議能夠在不妥協的情況下構建一個單一的、普遍「正確」的序列。

Hedera的Hashgraph試圖用中位時間戳來近似這一理想，但該方法更多依賴於信任而非證明。一個不誠實的參與者可以扭曲中位數並翻轉交易順序，揭示「公平時間戳」並不真正公平。

Aequitas和Themis等協議推進了討論，承認了什麼可以實現，什麼不能實現。它們不再追求不可能，而是以某種方式重新定義公平性，同時在現實網絡條件下保持順序的完整性。出現的不是對公平的拒絕，而是其演變。這一演變清晰地劃分了感知公平和可證明公平之間的界限。它表明，在去中心化系統中，真正的交易順序完整性不能依賴於聲譽、驗證者信任或授權控制，而必須來自於嵌入在協議本身中的加密驗證。

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