區塊鏈交易排序的公平性挑戰

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交易排序中完美公平的不可行性

探討康多塞悖論如何揭示區塊鏈共識中完美公平的限制。

在分散系統的研究中，特別是在拜占庭共識和狀態機複製（SMR）方面，數十年來主要集中於兩個目標：一致性和活性。一致性意味著所有節點對相同的交易序列達成共識，而活性則確保系統持續添加新的交易。然而，這些特性並不能阻止壞人改變交易接收後的排序。

在公共區塊鏈中，這種傳統共識保證的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來獲取經濟利益，這種做法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。因為交易執行的順序決定了去中心化金融（DeFi）應用中的有效性或盈利性，所以交易排序的完整性對於維持公平性和信任至關重要。

為了解決這一關鍵的安全缺口，交易順序公平性被提出作為第三個基本共識屬性。公平排序協議確保交易的最終順序依賴於外部的客觀因素，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的狀態。

康多塞悖論與理想公平的不可行性

最直觀且最強烈的公平概念是接收順序公平性（ROF）。ROF非正式定義為「先到先出」，這意味著如果足夠多的交易（tx）在大多數節點中比另一筆交易（tx′）更早到達，則系統必須在執行時將tx排在tx′之前。

然而，除非假設所有節點能夠瞬時通信（即在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。這一不可能性源於與社會選擇理論的驚人聯繫，特別是康多塞悖論。

康多塞悖論說明，即使每個節點都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，可能出現大多數節點在A交易之前接收B交易，而大多數節點又在B交易之前接收C交易，最後大多數節點又在C交易之前接收A交易。因此，這三個大多數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，沒有一個單一且一致的排序能同時滿足所有大多數偏好。

這一悖論展示了在非同步網絡中，甚至在共享共同時鐘的同步網絡中，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。因此，必須採用較弱的公平定義，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，試圖近似強接收順序公平性（ROF）。它通過將每筆交易的最終時間戳計算為所有節點對該交易的本地時間戳的中位數來實現。

然而，這本質上是容易被操控的。單個惡意節點可以故意扭曲其本地時間戳，從而顛倒兩筆交易的最終排序，即使所有誠實參與者都是按照正確的順序接收的。

考慮一個簡單的例子，五個共識節點（A、B、C、D和E），其中節點E採取惡意行為。兩筆交易，tx₁和tx₂，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，對手為tx₁分配了一個較晚的時間戳（3），而為tx₂分配了一個較早的時間戳（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）產生的中位數為3。
* 對於tx₂，時間戳（2, 2, 5, 5, 2）產生的中位數為2。

因為tx₁的最終時間戳（3）大於tx₂的（2），所以協議輸出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：中位數函數雖然看起來中立，但卻是造成不公平的實際原因，因為即使是單個不誠實的參與者也可以利用它來偏向最終的交易順序。

因此，Hashgraph經常宣稱的「公平時間戳」實際上是一種相當薄弱的公平概念。Hashgraph共識未能保證接收順序公平性，而是依賴於一個授權的驗證者集，而不是基於加密保證。

實現實用的保證

然而，為了繞過康多塞所展示的理論不可能性，實用的公平排序方案必須以某種方式放寬公平的定義。

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筆交易tx′之前接收到交易tx，則tx必須在tx′之前或同時在區塊中交付，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）和三筆交易：tx₁、tx₂和tx₃。如果至少有三個節點（過半數）首先觀察到某筆交易，則該交易被視為「更早收到」。

如果應用多數投票來確定全局順序：

* tx₁ → tx₂（A和C一致同意）
* tx₂ → tx₃（A和B一致同意）
* tx₃ → tx₁（B和C一致同意）

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是不可能實現的。

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這一問題，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，所有三筆交易都被視為同時發生。在區塊內，使用確定性的打破平局者（如哈希值）來決定它們的執行順序。這樣，BOF確保了每對交易的公平性，並保持最終的交易日誌對所有人一致。每一筆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，這不會導致部分排序，因為每個節點仍然必須對一個單一的線性交易序列達成共識。當沒有發生此類衝突時，協議仍然實現了更強的ROF屬性。

儘管Aequitas成功實現了BOF，但其面臨著重大限制，特別是其通信複雜度非常高，並且只能保證弱活性。弱活性意味著，交易的交付僅在其所屬的整個康多塞循環完成後才有保證。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，但改善了通信複雜度。Themis通過三種技術實現這一目標：批量解包、延遲排序和更強的批內保證。

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加。然而，在其優化版本SNARK-Themis中，節點使用簡潔的加密證明來驗證公平性，而無需與每個其他參與者直接通信。這減少了通信負擔，使其增長僅為線性，從而使Themis即使在大型網絡中也能有效擴展。

假設五個節點（A–E）參與共識，接收三筆交易：tx₁、tx₂和tx₃。由於網絡延遲，它們的本地順序不同。

如同Aequitas，這些偏好形成了一個康多塞循環。但Themis不會等待整個循環被解決，而是使用一種稱為批量解包的方法，識別所有屬於該循環的交易並將其分組為一個集合，稱為強連通組件（SCC）。在這種情況下，所有三筆交易都屬於同一SCC，Themis將其輸出為正在進行的批次，標記為批次B₁ = {tx₁, tx₂, tx₃}。

這樣，Themis允許網絡在Batch B₁的內部順序仍在最終確定的同時，繼續處理新的交易。這確保了系統保持活躍，避免停滯。

總結：

完美的交易排序公平性概念看似簡單。誰的交易先到達網絡，誰就應該先被處理。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，當這些觀點發生衝突時，沒有任何協議能夠在不妥協的情況下建立一個單一的、普遍「正確」的序列。

Hedera的Hashgraph試圖通過中位數時間戳來近似這一理想，但這種方法更多依賴於信任而非證明。單個不誠實的參與者可以扭曲中位數並翻轉交易順序，揭示出「公平時間戳」並不真正公平。

像Aequitas和Themis這樣的協議推進了討論，承認了可以實現和無法實現的目標。它們不再追求不可能的理想，而是以某種方式重新定義公平性，仍然在真實網絡條件下保持順序的完整性。所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的公平和可證明的公平。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中的加密驗證。

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