如何实现区块构建者角色的去中心化

本文主要围绕Vitalik最近的SBC MEV研讨会演讲撰写，并提供进一步的分析。

原文标题：《如何实现区块构建者角色的去中心化这里有两种方法》(de centralizing the builder role)

作者：Jon Charbonneau

引言——本报告的主要主题之一是Vitalik Buterin在《终局游戏》文章中的想法之一。也就是说，所有前进的道路都是这样的。

中央砌块生产

集中和信任消除块验证

继续提供抗审

生产者-构建者分离(PBS)试图与认证者隔离中心化，然后向Etherfang添加盔甲(如crList)，以减少构建者的审查权限。建筑师当然老练，所以未解决的问题主要是他们的中心化程度。我们在谈论一位建筑师吗还是十个

如果中心化的建筑师仍然不理想，我们能做得更好吗有两种方法可以解决这个问题。

作为建设者较多的去中心化市场，——确保建设者市场在没有根深蒂固的参与者的情况下具有竞争力。很多建设者竞争，只获得微薄的利益。这个角色很商品化了。为此，需要解决垄断性订单流等问题。否则

中心建设者角色本身——使获胜的建设者本身成为了中心清除协议。非中心化的参与者组都有助于创建给定的块。

本报告主要围绕Vitalik最近的SBC MEV研讨会演讲编写。我将分解它并提供更多的分析。

中心建设者能赢吗这里实际上有两个潜在的问题。

技术可行性——我将介绍几种可行的途径(有其他可能性，正在积极探索)

竞争力——用户真的想用它吗或者说，中央建设者总能在功能和效率上战胜过去的中央建设者吗

去中心化什么中心建造者很容易。下面考虑的是一个分布式构建者，该构建者可以集中化，需要在许多搜索者和用户之间收敛捆绑和交易。

算法构造函数运行算法来聚合搜索者的捆绑包和其他交易，然后直接填充块的其馀部分。这个算法及其输入可以分散。(这里假设分布式构造函数只运行一个算法的简单情况。实际上，分布式构造函数的多个参与者在执行不同的算法时，可以对块的不同部分做出贡献。)。

资料来源：基于Vitalik Buterin的照片

资源资源需求大幅增加，特别是使用Danksharding时。区块有更多的数据，构建得更加复杂。带宽和硬件要求更高。构建和分发整个区块不需要一个节点，但可以在多个节点之间拆分任务。

额外的创建者服务——构建者可以发挥想法，提供交易预先确认等新服务。分布式构建器要想成功，必须提供比集中式构建器更有竞争力的服务。

访问订单流(orderflow)——将订单流发送给单个创建者非常简单，并且可以使用户受益。也许他们答应不抢你的交易，他们可以在你背后给你一些回扣。在许多潜在的参与者之间分散对订单流的访问可能很困难。

与隐私——一样，相信订单会私下执行的创建者最容易发送。分布式构建者需要提供交易隐私的方法，这个过程涉及到很多集中的当事人。

为了执行链间——分布式构造函数，需要与外部参与者合作捕获链间MEV的方法。例如，如果链Y的交换是原子进行的，则交换仅在链X上完成。

挑战在整个区块生产供应链中，要避免可靠的第三方，需要克服的几个障碍。我想在这里解决的一些挑战包括：

如何保护搜索者免受MEV盗窃建设者看到搜索者提交的捆绑包，可以复制交易，然后将搜索者的地址更改为自己的地址。构造函数没有奖励搜索者，而是捕捉了MEV。

神圣(enshrined)PBS和MEV-Boost(包括中间信任中继)使用的提交公开方案消除了提议者构造者关系中相同的MEV窃取威胁，但对于搜索者构造者来说，这是一个悬而未决的问题。搜索者目前只信任创建者，但信任不是可扩展的解决方案。

如何让聚合者机制结合搜索者输入保护搜索者免受MEV盗窃意味着不能以明文形式发送捆绑包。但是如果他们不在明亮的地方，建筑师们如何收集它们呢(*译者注：译者注：译者注：译者注：译者注：译者注)

如何使收集器机制能够实际发布此块捆绑内容最终必须明确。密文明文的过程是什么，我们如何在没有信任假设的情况下实现这个目标

如何保护搜索者不受统计者提案者的勾结这不是构建分布式构造函数时面临的挑战的详细列表。还有一个未解决的问题。例如，如何防止分布式构建器对大量需要强制模拟的不良捆绑包进行DDOS攻击)和未知的未知数。

想法1可靠的硬件

一种方法是利用可信硬件-可信平台模块(TPM)。排序如下：

解密区块之前，TPM必须确认以下两项：

要约人签名这种对块头的承诺(未显示块体)可防止要约人窃取MEV。如果提议者在建造者区块体公开后(提出替代区块)想为自己偷MEV，那么任何人都可以做出原来的约定。这证明提案人在同一个街区高度签署了两个街区他们被削减了。

证明提议者签名的可用性防止聚集者提议者共谋。提议者的承诺存在是不够的。——它必须可用。只有聚合者得到承诺，就可以简单地永远隐藏，提案者可以提出替代MEV来偷块。TPM必须确信，最初的提议者签名实际上已经公开。

可以用多种方法证明要约人签名的可用性。

证明者证明者可以查看证明者的签名，TPM可以验证证明者和证明者的签名。这需要改变以太坊协议。

像低安全性实时数据可用性预测器—— Chainlink这样的东西可以证明签名是存在的，并且会重新播放。

聚合器内的M of N假设聚合器本身可以是分布式M of N协议。聚合器协议可能有阈值投票，你对此有诚实的假设。

想法2不相交的捆绑包和顺序拍卖合并不相交的捆绑包的方法需要M of N聚合器，但可以偏离TPM。此过程如下：

搜索者发送用阈值密钥加密的包。捆绑包包含访问列表(要访问的帐户和存储插槽的列表)和准确的SNARK(快速创建此内容的技术复杂性)。

聚合者通过合并不相交的捆绑包，最大限度地提高总投标价格(bid)。(这里只讨论收敛不相交的出价，但有可能进一步改善这一点。)。

聚合器必须计算状态根

最后一步很棘手

解密聚合器节点并计算状态。但是他们可以和提议者勾结。

只有在提议者承诺支持接收到的块和状态根后，才计算状态根。此设置将获得额外的削减条件，以便Eigen Layer提案者参与。提议者在链下发送消息，称他们将依次创建的唯一区块是包含此捆绑包的区块。只有在提议者做出承诺后，捆绑才会解密并计算状态根。如果提案人违背了这个承诺，他们就会被削减。

对于此EigenLayer构造，也可以避免前面提到的SNARK要求。在此，提议者可以提前提交替换块或替换块组合，如果提交的块或替换块组合被证明无效，则可以提前提交。然后，可以使用欺诈证明检查第一个街区组合的有效性。

顺序拍卖EigenLayer技术可以直接用于非交叉捆绑集成，也可以依赖于每个插槽内的多轮顺序拍卖。(如有必要，可以避免此顺序配置中的SNARK要求。)。

例如，在一个块中可能会发生以下情况：

第一轮

1.要约人签署EigenLayer消息，并事先同意部分交易(包括捆绑1)，在本轮最大限度地提高出价，开始区块

2.构造函数发布块的这一部分

3.聘用者发布状态差异

第二轮

4.要约人签署EigenLayer消息，并事先同意追加交易(包括捆绑2)，从而在本轮最大限度地提高出价，继续该区块。

5.构造函数公布了块的这一部分。

6.聘用者发布状态差异

第三轮。

一个缺点是这种合并可能不是最理想的。例如，提议者可以事先同意捆绑1，然后获得与捆绑1冲突的更有利可图的捆绑2。他们将不得不拒绝这个捆绑包2。

具有相同订单流的中央创建者可以看到所有交易，在插槽末尾构建块时可以包含捆绑2(因为事先没有同意捆绑1)。

另一个潜在缺点顺序拍卖会使非原子MEV变得非常困难。因为如果世界情况发生变化，搜索者不能取消或更新出价(如果约定的话)。如果必须在交易包括之前10秒提交交易，则保持投标更新功能将使您无法承担尽可能多的风险。

但是，本例假定相同的订单流。实际上，由于保修的原因，这种分布式构建器比能够接收更多订单流的中央构建器接收更多订单流。更好的保证更多的订单流建立最有利可图的区块(即使有其他缺点)，然后分布式构建器总是提供最高价值的区块，所以建议者选择这样的结构具有经济意义(切断接受其他构建者的区块)。

为了成功，分布式构建器提供的价值可能多于缺点，包括效率低下的合并和非原子MEV的挑战。

块构建post-DankshardingDanksharding降低了验证者对节点的要求。单个节点只负责下载块的一部分。

但是，最初建议的设计将有意义地增加构建以太网块的硬件和带宽要求(虽然身份认证者始终可以以分布式方式重新配置)。那么问题是，我们是否能以分散的方式进行早期构建。这样就不需要为单个高资源实体构建整个区块、计算所有KZG承诺、连接到多个子网并发布。

(注：此体系结构是否使用子网或DHT等开放式研究问题，这里假设子网。）

实际上，很可能是以分布式方式构建的。分布式删除代码不是很难。

首先，包含每个数据事务的人必须对其进行编码，并将blob区块传播到子网和数据可用性网络。

聚集器选择包含哪些数据事务时，可以使用实时DA预测器。聚合者不能执行自己的数据可用性采样(DAS)，因为只有一方执行DAS时不安全。所以有些分布式预测器需要下载所有的东西。

然后，网络可以在此填充列。请记住，在这2 D场景中，数据已经扩展。例如，每个blob为512个chunks，但删除代码为1024个chunks编码。然后，延伸也垂直运行。例如，如果图像有32个blob

资料来源：Vitalik Buterin

KZG承诺，由于KZG承诺的线性，可以填充这一列。这将用于以太的雕刻设计。

KZG的承诺(com)具有线性关系。例如，可以说com (A) com (B)=com (A B)。

你在证明上也有线性。例如，在以下情况下：

q证明A=坐标z的值

q证明B=相同坐标z处的值

可以问一下吗还有q创建线性组合，以证明a和b的相同线性组合在同一个坐标z下具有正确的值

更正式地说：

q证明A (z)和q证明B (z)

还有，cQDQ证明(cA dB)(z)

使用此线性属性，网络可以填充所有内容。例如，如果列0的第0-31行有凭证，则可以使用它为列0的第32-63行生成凭证。

只有KZG有这些承诺线性和证明线性(IPA和Merkle树，包括SNARK的Merkle树，不能同时满足两者)。

如果想进一步了解以太的2 D KZG方案，可以查看我的以太坊报告或Dankrad最近的KZG演讲。Vitalik的这篇研究文章我们还讨论了在DAS中使用KZG和IPA时的注意事项。

其中，TLDR具有一些很好的属性，使KZG能够构建和重建分布式区块。处理所有数据、扩展所有数据、计算和传播所有KZG承诺不需要任何一方。可以分别对每一行和每一列执行此操作。如果这样做，就没有剩下的超级节点要求。

资料来源：Dankrad Feist和Vitalik Buterin

非KZG替代选择如果我们不能实现所有KZG魔法，这是下一个最好的选择。

莱茵约会的前半部分只是水滴，所以没有问题。然后，构造函数必须提供其余部分和一些列约定。

而且，这些承诺必须一致。所以J坐标中的I行承诺=I坐标的J遵守约定。

更正式地说：

创建者是否需要提供行承诺rr还有十个约定cc这里是r(x)=C(x)。

拥有与承诺同等的证据。

请注意，这项工作可以像讨论一样以分散的方式完成，但这样做更困难。

前面介绍的KZG方法可以在一轮中执行。构造函数只检查和发布所有blob。网络在不包含构造函数的完全独立的过程中填充行。

分布式方法至少需要两轮协议。建造者必须参与。

其他构建程序服务提前确认以太网块时间慢，用户更喜欢快速的块时间。这一牺牲主要是为了支持——Vitalik在这里写的权衡的大规模集中验证者。但是我们能同时发挥两个世界的优点吗

Etherfang rollup用户理解并喜欢这种预先确认。构造函数创新将能在基础层提供类似的服务。

例如，构造函数可以同意以下内容：

用户发送优先级成本 5的交易后，创建者同意立即发送可行的签名消息进行包含。

用户发送优先级成本 8的事务后，创建者将提供后期状态根。因此，由于高优先级的成本，事务按特定顺序包含在内，因此用户可以立即知道事务的结果。

如果建设者不履行他们的承诺，他们可能会被削减。

在有并行EVM的未来，通过预验证可以获得更高水平的信息。例如，只要用户感兴趣的状态不变，即使在预先确认给定后，生成器也可以重新排列一个块中的部分事务。

分布式构造函数能提供预确认吗是的。分布式构建器可以执行内部共识算法，例如具有快速块时间的Tendermint。创建者可能会因为以下原因受到处罚：

腾讯机制的双重结晶度

签名与Tendermint机制标识的内容不兼容的块

请注意，为了获得最佳安全性，需要对最终创建者签名进行帐户抽象。阈值BLS是不可归属的——。也就是说，如果建设者是BLS签名区块，如果出现问题，不知道该减少谁。抽象签名将解决这个问题。

对于所有builder预确认服务(分布式或集中)，预确认实际上和构建胜利街区一样好。包含率高的更具主导性的构造函数可以提供更好的事先确认。

但是，实际上，您可以通过分布式构造函数(如EigenLayer配置)获得更强大的预确认。如果当前提议者选择了EigenLayer并得到了事先确认，则必须包括交易。你不再赌中心化构造者的概率赔率，而是事先确认后，告诉你最终是否能赢块。

分布式构建器的优缺点假设所有技术都成功，分布式构建器有成千上万的参与者。大多数以太坊验证者也可以选择加入提供子秒预确认的EigenLayer结构。与集中部署者相比，这种分布式部署者具有一定的竞争优势。

支持经济安全——预先确认服务的巨额安全存款

信任——搜索者可以信任分布式构造函数，而不是单个集中式实体

恒审——比决定恶意的单一中央化运营商更难破坏和控制安全的分布式系统

中心构造函数可以有不同的优势。有些是内在的，有些是基于分布式构造函数的。

更快适应新功能——的灵活性可能缺少这种分布式构建程序结构。理想情况下，将多方面的独特功能合并到一个块中。

延迟减少的——总是相关的，但对于跨链MEV来说，尤其是当世界状态在域间发生变化时，搜索者更有可能尝试更新出价。(如前所述，我想先在整个街区灵活修改出价。)。

结论想法以太大体上是根据最坏的情况设计的——，即使只有一个建设者存在，如何最好地减少他们的权力(例如审查能力)(例如审查能力、审查能力、审查能力、审查能力、审查能力、审查能力、审查能力)

然而，我们可以同时努力避免这种最坏情况的假设。也就是说，设计一个不会一直通向根深蒂固的中心化建设者的系统。这里描述的两个想法提供了更有趣的可能性。但是，他们与详细目录——相去甚远，其他想法正在积极探索，需要继续探索。

另外，“垄断订单流的问题不能被认为神奇地消失了，因此不再需要围绕它构建。”dApps应围绕MEV继续进行机制设计创新，包括减少对垄断订单流的需求。MEV哪儿也不会去。

特别感谢Vitalik Buterin、Sreeram Kannan、Robert Miller和Stephane Gosselin的回顾和意见。没有他们的工作，这份报告就不能完成。

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