Itifaki ya blockchain inayotegemea pingamizi hufanya hesabu nzito nje ya mnyororo na huwasha uthibitishaji wa kwenye mnyororo tu pale matokeo yanapopingwa. Utafiti huu unachunguza kwa kutumia usanifu wa kinadharia wa mekanizimu iwapo dhana kwamba “kuna angalau mthibitishaji mmoja mwaminifu” katika mfumo wa aina hii inaweza kudumu kiuchumi. Watafiti wanachambua kama malengo mawili — kuhakikisha wapinzani waaminifu hawapati hasara na kuhakikisha mpendekezaji mdanganyifu anapata hasara ya kiuchumi yenye maana — yanaweza kutimizwa kwa wakati mmoja katika miundo ya tuzo yenye mshindi mmoja na yenye washindi wengi.

Katika modeli kuna wapinzani \(N\), kundi dogo lenye ukubwa \(A<N/2\) ambalo linaweza kushirikiana na mpendekezaji, gharama za uthibitishaji zinazotofautiana lakini zenye vikomo vya juu vinavyojulikana, dhamana ya mpendekezaji \(d_p\), sehemu ya tuzo inayotengwa kwa wapinzani \(\alpha\), idadi ya washindi \(m\), na gharama ya upangaji \(f\). Mpangilio wa miamala unachunguzwa katika rejimu tatu: kipaumbele kinachoamuliwa na mpendekezaji (U-P), kipaumbele kinachopigwa mnada na builder wa nje (U-B), na upangaji wa haki unaotumia droo nasibu ndani ya muda mfupi wa kuwasili (F).

Matokeo yenye nguvu zaidi ya utafiti yanajitokeza kwa mifumo yenye mshindi mmoja. Katika hali ya kipaumbele cha mpendekezaji, mpinzani mshirika au wa aina ya Sybil anaweza kutwaa nafasi pekee ya tuzo na kusababisha wahusika waaminifu kupata hasara kabla ya kushiriki. Katika mnada wa builder, ushindani unaweza kusukuma ziada ya kiuchumi ya mshindi karibu na sifuri, hivyo gharama ya awali ya uthibitishaji inaweza isilipwe. Upangaji wa haki hauleti moja kwa moja matatizo haya mawili, lakini kwa sababu tuzo moja hugawiwa kwa nasibu miongoni mwa washiriki \(N\), bajeti ya tuzo inayohitajika hukua pamoja na \(N\) na mfumo hufikia kikomo cha uwezo wa kupanuka.

Kinyume chake, katika muundo wa washindi wengi usio na uondoaji, ambapo pingamizi zote halali zinachukuliwa kuwa washindi, hupatikana eneo wazi la uwezekano kwa sehemu ya tuzo ambalo linaweza kuhakikisha kwa pamoja ushiriki wa waaminifu na uzuiaji. Hata hivyo, matokeo haya yanategemea hali zilizorahisishwa za \(m=N\) na \(f=0\). Uwezo halisi wa dispute-window, nafasi ndogo ya block, ada za miamala na mantiki ya itifaki yenye hatua nyingi viko nje ya modeli ya msingi ya utafiti.

Itifaki ya blockchain inayotegemea pingamizi ni nini?

Itifaki ya blockchain inayotegemea pingamizi ni familia ya itifaki inayoweka hesabu ghali nje ya mnyororo kwa hali ya kawaida na kuwasha uthibitishaji wa on-chain au mchakato wa fraud-proof pale tu usahihi wa matokeo yaliyowasilishwa unapopingwa; usalama unategemea kuwepo kwa angalau mhusika mmoja mwaminifu anayeweza kutambua matokeo yasiyo sahihi na kuwa tayari kiuchumi kuyapinga.

Kwa nini mekanizimu kama hii inahitajika?

Katika blockchain, kila node kuhesabu upya hali ileile hutoa uwezo wa kuthibitisha, lakini ni ghali. Mifumo kama Optimistic rollup na Truebit hupunguza mzigo huu kwa kufanya hesabu nje ya mnyororo na kutumia uwezo kamili wa mnyororo pale tu kunapokuwa na mgogoro.

Ingawa usanifu huu unaonekana kuwa imara kiteknolojia, swali la kiuchumi linaibuka: je, mhusika anayegundua udanganyifu atataka kweli kupinga? Mpinzani lazima kwanza athibitishe data, agundue udanganyifu, kisha aendeleze mchakato wa fraud proof hadi mwisho; hatua hizi zote zina gharama. Ikiwa tuzo hutolewa kwa mtu mmoja tu, gharama za uthibitishaji za washiriki wengi waaminifu zinaweza kubaki bila kulipwa.

Tatizo la pili ni kwamba mpendekezaji anaweza kutumia akaunti zake za Sybil au wapinzani washirika. Hata kama mpendekezaji mdanganyifu anapoteza dhamana, ikiwa sehemu ya tuzo inarudi kwa muungano wake, adhabu halisi ya kiuchumi inaweza kuwa ndogo kuliko ilivyokusudiwa na mbunifu.

Pengo gani la fasihi linashughulikiwa na utafiti?

BoLD, Dave na mifumo mingine ya fraud-proof inaeleza kwa kina jinsi migogoro inavyotatuliwa kiteknolojia. Utafiti huu unauliza swali katika kiwango tofauti: bila kutegemea undani wa ndani wa algoriti fulani ya fraud-proof, ni katika hali gani mekanizimu ya tuzo na upangaji inaweza kufanya kazi kiuchumi?

Kwa sababu hiyo, modeli inawekwa kuwa “mechanism-agnostic”. Lengo si kuiga itifaki nzima ya rollup fulani, bali kutenga kwa njia ya kihisabati mvutano wa msingi wa kiuchumi kati ya winner selection, priority ordering, gharama na tabia ya muungano.

Wachezaji

Modeli imeundwa kama mchezo wa normal-form na complete-information. Kwa maneno mengine, wachezaji wanajua muundo wa malipo na huchagua mikakati yao chini ya taarifa hiyo ya pamoja.

Vipengele viwili vya gharama ya pingamizi

Gharama ya jumla ya kila mpinzani inafafanuliwa kama:

\[ c_i=c_i^{\mathrm{init}}+c_i^{\mathrm{proc}} \]

.

\(c_i^{\mathrm{init}}\) ni gharama ya awali ya uthibitishaji inayohitajika kukagua udanganyifu na kuanzisha pingamizi halali. \(c_i^{\mathrm{proc}}\) ni gharama ya mchakato inayohitajika kuendeleza pingamizi hadi mwisho, kwa mfano kutekeleza miamala muhimu ya kwenye mnyororo.

Gharama zinaweza kutofautiana kati ya wapinzani, lakini inadhaniwa kuwa zina vikomo vya juu vinavyojulikana na vyenye mwisho:

\[ \tilde c^{\mathrm{init}} \geq \sup_i c_i^{\mathrm{init}}, \qquad \tilde c^{\mathrm{proc}} \geq \sup_i c_i^{\mathrm{proc}}. \]

Kikomo cha jumla cha gharama katika hali mbaya zaidi ni:

\[ \tilde c= \tilde c^{\mathrm{init}} + \tilde c^{\mathrm{proc}} \]

. Hivyo, kwa kila mpinzani inachukuliwa kuwa \(c_i\leq\tilde c\).

Dhamana ya mpendekezaji inagawanywaje?

Fraud proof halali inapokubaliwa, dhamana ya mpendekezaji \(D_p\) inafanyiwa slash. Sehemu yake \(\alpha D_p\) inagawiwa kwa wapinzani washindi kama tuzo:

\[ 0<\alpha\leq1. \]

Kiasi kinachobaki:

\[ (1-\alpha)D_p \]

kinachomwa. Chanzo hakidai kwamba mekanizimu hii ya partial-burning ni kiwango cha jumla katika itifaki za challenge; ndani ya modeli hutumiwa kuhakikisha mpendekezaji anapata hasara fulani ya kiuchumi hata kama muungano unaweza kurejesha sehemu ya tuzo.

Ikiwa kuna washindi \(m\), tuzo ghafi ya kila mmoja chini ya kanuni ya kugawana sawa ni:

\[ \frac{\alpha D_p}{m} \]

.

Dhana ya best-effort participation

Modeli inadhani kwamba, chini ya kikomo cha ada cha tahadhari kilicho wazi kwa umma na inclusion capacity iliyotangazwa, wathibitishaji ambao tuzo yao halisi inayotarajiwa si hasi hujaribu kuwasilisha challenge halali ndani ya dispute window.

Dhana hii ina matokeo muhimu kwa muungano. Wakati wahusika waaminifu wanatuma challenge ili kupata tuzo, wahusika wanaoshirikiana na mpendekezaji pia wana motisha ya kiuchumi kutuma challenge halali ili kurejesha sehemu ya slashed deposit. Chanzo kinaita tabia hii “coalition recapture”.

Rejimu tatu za upangaji

Thamani binafsi na market-clearing fee

Thamani binafsi ya mpinzani mshindi katika hatua ya mchakato kwa priority slot ni:

\[ v_i= \frac{\alpha D_p}{m} - c_i^{\mathrm{proc}} \]

.

Katika mnada wa builder, ada ya kusawazisha soko \(f^\star\) inaweza kukaribia thamani hii kadiri ushindani unavyoongezeka. Katika hali hiyo:

\[ v_i-f^\star\rightarrow0. \]

Kwa kuwa gharama ya awali ya uthibitishaji \(c_i^{\mathrm{init}}\) tayari ni sunk cost wakati hatua ya mnada inafikiwa, ziada ndogo inayobaki kutoka kwenye nafasi ya ushindi inaweza isitoshe kufidia gharama hii; hili ndilo tatizo la msingi la U-B yenye mshindi mmoja.

Kwa nini tuzo ya challenge yenye mshindi mmoja ni dhaifu?

Tuzo ya challenge yenye mshindi mmoja iko katika mvutano na lengo kali la ex-ante individual rationality lililofafanuliwa katika chanzo, kwa sababu katika mazingira ambapo mpinzani mmoja tu ndiye anayelipwa, nguvu ya upangaji au ushindani wa mnada inaweza kuondoa mapato ya ushiriki waaminifu, na hata katika upangaji wa haki uwezekano wa kushinda unaweza kushuka hadi \(1/N\).

Malengo mawili ya usalama

O1 — Ex-ante individual rationality:

\[ E[U_i]\geq0 \]

lazima itimizwe. Sharti hili halisemi tu “mpinzani mmoja mwaminifu apate faida”. Katika hali ya udanganyifu, linahitaji kwamba kila mpinzani mwaminifu aliye nje ya muungano asiwe na manufaa yanayotarajiwa yaliyo hasi kabla ya kuamua kushiriki.

O2 — Uzuiaji wa uwiano wa \(\eta\):

\[ Loss_{\mathrm{adv}} \geq \eta D_p, \qquad 0<\eta<1. \]

Lengo hapa si kurekebisha udanganyifu kiteknolojia tu. Udanganyifu unapogunduliwa, mpendekezaji na muungano wake lazima wapoteze kwa kweli sehemu fulani ya dhamana.

Muungano unaweza kurejesha sehemu ya tuzo

Wakati uwiano wa muungano ni:

\[ \phi=\frac{A}{N} \]

na muungano unaweza kurejesha sehemu \(\phi\) ya tuzo za wapinzani, hasara ya jumla ya mpendekezaji na muungano ni:

\[ Loss_{\mathrm{adv}} = D_p-\phi\alpha D_p = (1-\phi\alpha)D_p \]

.

Usemi huu unaonyesha kwa nini kusema tu “dhamana imefanyiwa slash” haitoshi. Ikiwa sehemu kubwa ya dhamana iliyofanyiwa slash inashindika tena na muungano, slashing ya jina na hasara halisi ya kiuchumi si kitu kilekile.

Kikomo cha chini cha jumla cha O1

Mapato halisi ya mshindi mwaminifu aliyejumuishwa ni:

\[ \frac{\alpha D_p}{m}-c_i-f \]

. Kwa hiyo, chini ya gharama ya hali mbaya zaidi \(c_i=\tilde c\):

\[ \alpha \geq \alpha_L(m,f) = \frac{m(\tilde c+f)}{D_p} \]

ndicho kikomo cha chini cha O1.

Kihisabati, kadiri \(m\), \(f\) au \(\tilde c\) inavyoongezeka, \(\alpha\) inayohitajika huongezeka. Kadiri \(D_p\) inavyoongezeka, kiwango kilekile cha usalama wa tuzo kinaweza kutimizwa kwa \(\alpha\) ndogo zaidi.

Kikomo cha juu cha O2

Kutoka kwenye sharti la uzuiaji:

\[ (1-\phi\alpha)D_p \geq \eta D_p \]

tunapata. Kwa \(D_p>0\), ukirahisisha:

\[ \phi\alpha\leq1-\eta \]

na hivyo:

\[ \alpha \leq \min \left\{ 1, \frac{1-\eta}{\phi} \right\}. \]

Mlinganyo huu unaonyesha mvutano wa msingi wa mfumo: ushiriki waaminifu unataka kusukuma \(\alpha\) juu, lakini uzuiaji huweka kikomo cha juu kwa \(\alpha\) kwa sababu muungano unaweza kurejesha sehemu ya tuzo.

Ikiwa uwiano wa muungano haujulikani: kikomo cha tahadhari

Chini ya dhana ya chanzo \(A<N/2\), yaani \(\phi<1/2\), sharti la kutosha la tahadhari lisilotegemea \(\phi\) ni:

\[ \alpha\leq2(1-\eta) \]

. Ili kikomo hiki kiwe kweli chini ya \(1\) na hivyo kiwe kinabana:

\[ \eta>\frac{1}{2} \]

inahitajika.

U-P: mfumo wenye mshindi mmoja na kipaumbele cha mpendekezaji

Katika rejimu ya U-P, mpendekezaji anapiga mnada nafasi pekee ya upangaji. Kwa kuwa ada ya kipaumbele inayolipwa na mpinzani mshirika wa Sybil inarudi kwa mpendekezaji mwenyewe, gharama halisi kwa muungano inaweza kuwa sifuri.

Chanzo kinaonyesha kwamba muungano unaweza kuchagua mpinzani wa Sybil anayetoa bei kidogo juu ya bei ya kusawazisha soko na kuchukua nafasi pekee kwa njia ya kuamuliwa moja kwa moja. Katika hali hiyo, kwa mpinzani mwaminifu:

\[ q_i=0 \]

na:

\[ E[U_i] = -c_i^{\mathrm{init}} <0. \]

Kwa hiyo hata kama vigezo vya itifaki \(\alpha\) na \(D_p\) vinaongezwa, O1 haiwezi kuhakikishwa katika modeli ya chanzo; tatizo hutokea katika inclusion priority kabla hata ya ukubwa wa tuzo.

U-B: mnada wa builder wa nje

Katika U-B, nafasi ya tuzo inauzwa na builder wa nje badala ya mpendekezaji. Kwa hiyo faida ya muungano ya kurejesha ada si sawa na katika U-P. Hata hivyo tatizo jingine hujitokeza.

Thamani ya nafasi kwa mpinzani katika hatua ya bidding ni:

\[ v_i = \alpha D_p - c_i^{\mathrm{proc}} \]

na manufaa yanayotarajiwa ni:

\[ E[U_i] = q_i(v_i-f^\star) - c_i^{\mathrm{init}} \]

.

Katika mnada wenye ushindani, \(f^\star\) inapokaribia \(v_i\):

\[ v_i-f^\star\rightarrow0. \]

Hivyo, mradi gharama ya awali ni chanya, manufaa ya ex-ante yanaweza kubaki hasi. Matokeo ya pili ya kutowezekana katika chanzo yanategemea mekanizimu hii.

Upangaji wa haki pekee hautatui tatizo

Katika rejimu ya haki, pingamizi halali ndani ya arrival interval fupi ya wakati mmoja hupangwa kwa nasibu na \(f\simeq0\) huchukuliwa. Ikiwa kuna mshindi mmoja, uwezekano wa kila mshiriki mwaminifu kushinda ni:

\[ \frac{1}{N} \]

.

Manufaa yanayotarajiwa ya mshiriki ni:

\[ E[U_i] = \frac{1}{N} \left( \alpha D_p-c_i^{\mathrm{proc}} \right) - c_i^{\mathrm{init}} \]

.

Gharama za hali mbaya zaidi zinapotumiwa, O1 inahitaji:

\[ \alpha D_p \geq N\tilde c^{\mathrm{init}} + \tilde c^{\mathrm{proc}} \]

.

Kwa hiyo, hata kama upangaji wa haki unaondoa tatizo la Sybil priority capture, tuzo yenye mshindi mmoja huleta tatizo jingine la upanuzi kwa \(N\) kubwa. Reward pool inayohitajika hukua pamoja na idadi ya washiriki, huku O2 ikiweka kikomo cha juu kwa \(\alpha\) kwa wakati huohuo.

Mbinu na matokeo ya utafiti

Mbinu ya utafiti

Utafiti hautumii data ya majaribio ya blockchain. Watafiti wanafafanua mchezo wa kiuchumi kwa kutumia mbinu ya usanifu wa mekanizimu; wanaweka wachezaji, gharama, uwiano wa muungano, mgawanyo wa tuzo, aina ya upangaji na malengo ya usalama, kisha wanapata maeneo ya vigezo ambayo yanawezekana kihisabati.

Matokeo ya rejimu tatu zenye mshindi mmoja

Muundo wa washindi wengi usio na uondoaji unawezekana lini kwa upande wa motisha?

Muundo wa washindi wengi usio na uondoaji unawezekana pale pingamizi zote \(N\) halali zinapojumuishwa kwenye tuzo (\(m=N\)) na renti ya upangaji imeondolewa (\(f=0\)), mradi kikomo cha chini cha tuzo kinachohitajika na O1 kisizidi kikomo cha juu kinachoruhusiwa na O2.

Muundo wa malipo wenye washindi wengi

Wapinzani wote \(N\) halali wanapojumuishwa, tuzo ghafi ya kila mshiriki ni:

\[ \frac{\alpha D_p}{N} \]

.

Katika modeli ya chanzo isiyo na uondoaji, kwa kuwa uhaba wa priority slot umeondolewa:

\[ f=0 \]

huchukuliwa.

Kikomo cha chini cha O1 kwa washindi wengi

Kwa kila mpinzani:

\[ \frac{\alpha D_p}{N} - \tilde c \geq0 \]

lazima itimizwe. Kutoka hapa:

\[ \alpha \geq \frac{N\tilde c}{D_p} \]

hupatikana.

Kikomo cha juu cha O2 hakibadiliki

Sharti la hasara halisi ya muungano bado ni:

\[ \alpha \leq \min \left\{ 1, \frac{1-\eta}{\phi} \right\} \]

.

Eneo la uwezekano

Sharti hizi mbili zikiandikwa pamoja:

\[ \boxed{ \alpha \in \left[ \frac{N\tilde c}{D_p}, \; \min \left\{ 1, \frac{1-\eta}{\phi} \right\} \right] } \]

hupatikana.

Ili eneo hili lisikuwa tupu:

\[ \frac{N\tilde c}{D_p} \leq \min \left\{ 1, \frac{1-\eta}{\phi} \right\} \]

inahitajika.

Haya ndiyo matokeo ya ujenzi yaliyo muhimu zaidi katika utafiti. Uchambuzi wa mshindi mmoja hauonyeshi tatizo tu; pia unaonyesha wazi ni vigezo gani vya tuzo na dhamana vinaweza kutimiza malengo yote mawili ya usalama kwa wakati mmoja katika mfumo wa washindi wengi.

Rejimu mbili za urekebishaji

Kuna hali mbili kulingana na kipengele kinachoamua kikomo cha juu.

Rejimu 1:

\[ \alpha=1. \]

Katika hali hii slashed deposit yote inaweza kugawiwa wapinzani na ili mfumo uwezekane:

\[ D_p\geq N\tilde c \]

dhamana inayokua pamoja na \(N\) inahitajika. Hii ni rejimu iliyozuiliwa na upanuzi.

Rejimu 2:

\[ \alpha = \frac{1-\eta}{\phi} <1. \]

Ukiweka \(\phi=A/N\), sharti la uwezekano linakuwa:

\[ \frac{N\tilde c}{D_p} \leq \frac{(1-\eta)N}{A} \]

.

\(N\) inafutika:

\[ \frac{\tilde c}{D_p} \leq \frac{1-\eta}{A}. \]

Kwa hiyo:

\[ \boxed{ D_p \geq \frac{\tilde c A}{1-\eta} } \]

hupatikana.

Neno “scale-free” linapaswa kufasiriwaje?

Katika usawa huu idadi ya jumla ya wapinzani waaminifu \(N\) haionekani. Dhamana inayohitajika inaamuliwa na kikomo cha gharama \(\tilde c\), idadi kamili ya wahusika katika muungano \(A\), na kiwango cha chini cha uzuiaji \(\eta\).

Hata hivyo, matokeo haya yanatumika tu katika rejimu ambapo kikomo cha juu kinachofanya kazi ni \((1-\eta)/\phi\). Hili linahitaji:

\[ \frac{1-\eta}{\phi}<1 \]

na kwa hiyo:

\[ \phi>1-\eta \]

.

Sharti hili lisipotimizwa, kikomo cha juu hurudi kuwa \(1\) na tunarudi kwenye rejimu iliyozuiliwa na upanuzi:

\[ D_p\geq N\tilde c \]

. Kwa hiyo dhana ya “scale-free” inayotumiwa katika chanzo ni sifa ya mekanizimu yenye masharti; si dhamana isiyobadilika kwa michanganyiko yote ya \(N\), \(A\) na \(\eta\).

Kwa nini malengo makali ya usalama hubadilisha matokeo?

Muundo wa sasa wa O1 ni mkali zaidi kuliko lengo la “angalau mpinzani mmoja mwaminifu awe tayari kutuma challenge”. O1 inataka ex-ante expected utility ya kila mshiriki mwaminifu isiwe hasi katika hali ya udanganyifu.

Ikiwa O1 italegezwa na kuhitajika tu mhusika mmoja mwaminifu awe na motisha ya kiuchumi, maana ya usalama wa itifaki hubadilika. Usalama hauwi tena sifa thabiti ya kiuchumi kwa washiriki wote wa permissionless na unaweza kutegemea mhusika fulani kutuma challenge chini ya hali fulani za soko.

Vivyo hivyo, ikiwa O2 itaondolewa na kusemwa tu “udanganyifu ugunduliwe mwishowe”, inaweza kubaki nafuu kiuchumi kwa mpendekezaji kujaribu mashambulizi mara kwa mara. Hata kama correctness ya kiufundi inahakikishwa, watumiaji wanaweza kubeba gharama za nje kama gas, congestion na finality delay za miamala ya dispute.

Urejeshaji wa gharama unaweza kubadilishaje modeli?

Chanzo hakidhanii katika modeli ya msingi kwamba gharama za challenge kama gas au proving overhead zinalipwa tena na itifaki. Ikiwa mfumo halisi unataka kurejesha gharama hizi, gharama lazima iweze kuthibitishwa na kuzuia kuongeza gharama bandia pamoja na Sybil splitting.

Reimbursement ya aina hii inaweza kubadilisha kikomo cha chini cha O1, lakini chanzo kinaiacha kama mhimili tofauti wa upanuzi; nadharia zilizopo hazipaswi kutumika kiotomatiki kwa itifaki zote zinazojumuisha reimbursement.

Je, kugawana sawa ni lazima?

Hapana. Chanzo kinatumia mgawanyo sawa kati ya washindi ili kufanya hisabati iwe rahisi kufuatilia. Itifaki halisi inaweza kutumia early-challenge au contribution-weighted reward.

Hata hivyo, tuzo kubwa zaidi ya mapema inaweza kufanya faida ya early inclusion ya mshambuliaji mwenye ordering power kuwa ya thamani zaidi. Hivyo muundo unaweza tena kuzaa tabia ya priority competition inayofanana na mekanizimu ya mshindi mmoja.

Kwa nini deployment halisi inaweza kutolingana kikamilifu na modeli bora isiyo na uondoaji?

Modeli bora inadhani \(m=N\); yaani kila challenge halali inaweza kuchakatwa ndani ya dispute window. Katika minyororo halisi, uwezo wa block na muda wa dispute ni wenye kikomo.

Katika mfumo halisi:

\[ m<N \]

inaweza kutokea, na inclusion scarcity inaporudi:

\[ f>0 \]

priority rents zinaweza kujitokeza tena. Moja ya mapendekezo ya utafiti wa baadaye katika chanzo ni kupima hasa jinsi rejimu hii ya finite-capacity inavyopunguza eneo la uwezekano.

Matokeo kwa ZK fraud proof

Kadiri ZK-based fraud proof inavyokaribia kutatua dispute kwa succinct proof moja, itifaki inaweza kurahisika kiteknolojia; hata hivyo, thamani ya kiuchumi ya proof slot moja inaweza kuongezeka.

Kwa kuwa proof generation si ya papo hapo na inaweza kuhitaji vifaa maalumu au maandalizi ya kiutendaji, mpendekezaji mwenye nia mbaya anaweza kupata faida kwa kuandaa proof pipeline kabla ya kuchapisha instance ya udanganyifu. Ikiwa proof ya kwanza tu au idadi ndogo sana ya proof ndiyo inayotuzwa, precomputation advantage hii inaweza kuungana na ordering power.

Kwa hiyo chanzo kinasisitiza kwamba katika miundo ya ZK fraud proof, si usahihi wa kriptografia pekee bali pia uchumi wa challenge inclusion lazima uundwe wazi katika modeli.

Matokeo yanayoungwa mkono na utafiti

Matokeo ambayo utafiti hauungi mkono

• Haijaonyeshwa kwamba mifumo yote ya single-winner blockchain haiwezekani kihisabati chini ya kila ufafanuzi wa usalama.
• Haijaonyeshwa kwa majaribio kwamba muundo wa multi-winner unaweza kutekelezeka kwenye blockchain halisi kwa upande wa throughput, gas au latency.
• Haiwezi kuhitimishwa kwamba itifaki zote za BoLD, Dave au Cannon si salama katika hali zao za sasa.
• Haijaonyeshwa kwamba katika mifumo yote inayotumia ZK fraud proof mpendekezaji atatwaa priority slot kwa vitendo.
• Modeli haitumii usambazaji halisi wa MEV, mfululizo halisi wa muda wa gas-price au data hai ya builder auction.
• Sharti la dhamana la scale-free si dhamana isiyo na masharti kwa uwiano wote wa muungano na thamani zote za \(N\).

Vikwazo vikuu vya modeli

Abstraction ya hatua moja: Itifaki halisi za fraud-proof zinaweza kuwa na challenge na response round nyingi. Utafiti unazipunguza kuwa challenge stage moja.

Complete information: Inadhaniwa kuwa muundo wa payoff wa wachezaji ni taarifa ya pamoja. Katika mfumo halisi, gharama za kweli na miundombinu iliyo tayari ya wahusika wengine zinaweza kutokujulikana.

Kujulikana kwa vikomo vya juu vya gharama: Nadharia hutumia vikomo vya tahadhari lakini vinavyojulikana kama \(\tilde c^{\mathrm{init}}\) na \(\tilde c^{\mathrm{proc}}\). Urekebishaji wao wa kuaminika katika mazingira ya deployment ni tatizo tofauti.

Equal split: Tuzo ya multi-winner hugawanywa sawa. Reward rules nyingine zinaweza kuzaa tabia tofauti za kimkakati.

Non-exclusion bora: Matokeo makuu chanya yanategemea rejimu bora ya \(m=N\), ambapo challenge zote halali zinaweza kuchakatwa.

Mbinu ya ordering fee: Katika muundo usio na uondoaji, \(f=0\) hutumika kwa sababu priority value imepungua. Katika mifumo halisi yenye uhaba wa sehemu wa uwezo, \(f\) inaweza kuwa chanya tena.

Mielekeo ya utafiti wa baadaye

Chanzo kinapendekeza kutengeneza prototipu halisi ya non-exclusion/multi-winner inayotumia partial burning na kuirekebisha kwa vipimo vya utendaji.

Mwelekeo wa pili ni simulizi za end-to-end zinazojumuisha partially efficient markets na tabia halisi zaidi za mshambuliaji.

Mwelekeo wa tatu ni kuongeza wazi hatua zote za itifaki za multi-stage kama BoLD na Dave kwenye modeli.

Mwelekeo wa nne ni kuchambua kwa undani zaidi mwingiliano kati ya precomputation advantage na nguvu ya transaction ordering katika mifumo ya single-shot fraud proof inayotegemea ZK.

Dokezo la chanzo na mbinu

Kichwa asili: (Im)possibility of Incentive Design for Challenge-based Blockchain Protocols

Waandishi: Suhyeon Lee; Dieu-Huyen Nguyen; Donghwan Lee.

Uhusiano wa taasisi: Tokamak Network; na kwa Suhyeon Lee pia Hashed Open Research.

Chanzo kilichopakiwa: arXiv:2512.20864v2 [cs.GT].

Tarehe ya toleo lililopakiwa: 5 Februari 2026.

Uwasilishaji wa kwanza wa arXiv: 24 Desemba 2025.

arXiv DOI/kitambulisho cha kudumu: 10.48550/arXiv.2512.20864.

Workshop: 10th Workshop on Trusted Smart Contracts — WTSC 2026, pamoja na Financial Cryptography and Data Security 2026, St. Kitts, 6 Machi 2026.

Hali ya uchapishaji: Utafiti ni kazi ya workshop iliyokubaliwa/kuwasilishwa katika programu rasmi ya WTSC 2026. Faili iliyochunguzwa ni arXiv v2 preprint.

Hali ya Springer proceedings: Kwa workshop za FC 2026, juzuu ya Revised Selected Papers imetangazwa kama Springer Lecture Notes in Computer Science, volume 16564, huku Desemba 2026 ikiwa tarehe ya uchapishaji iliyoorodheshwa. Kwa kuwa chapter DOI ya mwisho na safu kamili ya kurasa za kazi hii hazikuweza kuthibitishwa katika ukaguzi uliopo, hazijaongezwa.

Aina ya utafiti wa kisayansi: Usanifu wa kinadharia wa mekanizimu na nadharia ya mchezo.

Hali ya majaribio/uwandani: Hakuna jaribio la mtandao halisi, live rollup deployment test au kipimo cha kiuchumi cha uwanjani.

Kitengo kikuu cha uchambuzi: Mchezo wa fraud-challenge wa hatua moja.

Malengo makuu ya usanifu: O1 — ex-ante non-negative expected utility kwa wapinzani wote waaminifu; O2 — angalau \(\eta D_p\) ya hasara ya kiuchumi kwa adversarial coalition pale udanganyifu unapogunduliwa.

Rejimu za upangaji zilizochunguzwa: U-P — proposer-ordered priority; U-B — builder-ordered priority; F — fair ordering.

Miundo ya tuzo iliyochunguzwa: Single-winner \(m=1\); multi-winner/non-exclusion \(m=N\).

Matokeo makuu ya uwezekano: Chini ya \(m=N\) na \(f=0\), ikiwa sehemu ya tuzo \(\alpha\) iko kati ya kikomo cha chini cha ushiriki waaminifu na kikomo cha juu cha uzuiaji, malengo yote mawili yanaweza kutimizwa kwa pamoja.

Sharti kuu la scale-free: Katika rejimu husika ya nontrivial deterrence, \(D_p\geq\tilde cA/(1-\eta)\); matokeo haya lazima yasomwe pamoja na sharti la rejimu \(\phi>1-\eta\).

Ufadhili: Hakuna funding statement tofauti katika PDF iliyopakiwa.

Mgongano wa maslahi: Hakuna conflict-of-interest declaration tofauti katika PDF iliyopakiwa.

Upatikanaji wa data: Kwa kuwa utafiti ni wa kinadharia, hakuna seti ya data ya majaribio inayochambuliwa; hakuna Data Availability Statement tofauti katika PDF iliyopakiwa.

Upatikanaji wa msimbo: PDF iliyopakiwa haitaji reference implementation wala public code repository iliyothibitishwa; chanzo kinaiacha kama mada ya utafiti wa baadaye.

Michango ya waandishi: Hakuna CRediT contribution statement tofauti.

Leseni: Leseni wazi ya matumizi tena haijathibitishwa kwenye PDF iliyopakiwa. Ukurasa wa Springer workshop volume unaonyesha taarifa ya IFCA 2026 copyright; kwa kuwa leseni ya chapter mahususi haijathibitishwa, mbinu ya fail-closed imetumika kwa upande wa hakimiliki.

Dokezo muhimu la tafsiri: Matokeo ya single-winner “impossibility” ya chanzo yanahusu malengo makali ya permissionless-security katika mfumo wa O1 na O2 pamoja na modeli iliyofafanuliwa ya ordering/cost. Malengo dhaifu zaidi ya usalama au miundo mingine ya payoff hayafunikwi kiotomatiki na nadharia hizo hizo.

Dokezo la tafsiri ya scale-free: Sharti la dhamana lisilotegemea \(N\) katika Lemma 3 linapaswa kutathminiwa pamoja na sharti la rejimu \(\phi>1-\eta\) katika mjadala wa urekebishaji unaofuata mara moja.

Mbinu ya hakimiliki/uwasilishaji: Muundo asili wa aya, namna ya kuwasilisha majedwali au lugha ya simulizi ya chanzo haijazalishwa tena. Maandishi ya Verianla yamejengwa upya katika muundo huru wa kufundisha kwa kutoa wachezaji, gharama, milinganyo, nadharia, rejimu, matokeo na vikwazo vilivyofafanuliwa katika chanzo.