Cubrim — Глобальный Адресатор

Честное ограничение — прежде всего

Фиксированный короткий код различает лишь конечное число состояний, а пространство возможных файлов растёт экспоненциально с длиной — поэтому один короткий адрес сам по себе не может однозначно обозначать каждую длинную последовательность. Адрес имеет смысл только вместе с каталогом, где объект уже находится. И любой честный результат обязан учитывать полную стоимость: адреса, метаданные, остаток — и саму общую матрицу, которая окупается только при амортизации по многим файлам и устройствам. Поэтому Cubrim-2 не обещает «сжать любой файл в 16 байт». Трек картирует, где глобальная адресация действительно выигрывает у локального сжатия, — и так же открыто фиксирует, где она структурно выиграть не может.

Сколько заняли бы ВСЕ возможные матрицы

Считаем в битах. N-мерный куб — это визуальное представление последовательности бит: куб 4×4×4 — это 64 бита, разложенные в трёх измерениях. Размерность (1D/2D/3D/4D) — способ разложить те же биты, а не другое их количество. Поэтому число всех возможных матриц длины B бит равно 2^B и зависит только от B: у 1D-строки в 64 бита и куба 4×4×4 одинаковые 2^64 ≈ 1.8×10^19 состояний.

B, бит	куб-пример	всех возможных = 2^B	хранить все (байт)	влезает в 20 000×1 ТБ?
8	2×2×2	2.56×10²	2.56×10² B	да
27	3×3×3	1.34×10⁸	4.53×10⁸ B	да
51	—(порог/threshold)	2.25×10¹⁵	1.44×10¹⁶ B	да
64	4×4×4	1.84×10¹⁹	1.48×10²⁰ B	нет
125	5×5×5	4.25×10³⁷	6.65×10³⁸ B	нет
256	4×4×4×4 (4D)	1.16×10⁷⁷	3.71×10⁷⁸ B	нет
1000	10×10×10	1.07×10³⁰¹	1.34×10³⁰³ B	нет
4096	8×8×8×8 (4D)	1.04×10¹²³³	5.35×10¹²³⁵ B	нет

Ориентир ёмкости: 20 000 дисков по 1 ТБ = 2×10^16 байт = 1.6×10^17 бит. Порог полного перечисления — B = 51 бит: это последняя длина, при которой все 2^B матриц (вместе с содержимым, 2^B×B бит = 1.44×10^16 байт) ещё помещаются; при B = 52 — уже нет (2.93×10^16 байт). Куб 4×4×4 (64 бита): одни только 64-битные адреса всех 2^64 матриц заняли бы 1.48×10^20 байт ≈ 147.6 ЭБ — на четыре порядка больше нашего ориентира. При B = 256 матриц 1.16×10^77 — ещё чуть меньше числа атомов видимой Вселенной (~10^80); граница «больше, чем атомов» проходит на B ≈ 266. Дальше — сверхэкспоненциальный рост без каких-либо шансов на физическое хранение.

Честный вывод: «все возможные матрицы» перечислить нельзя — 2^B расходится сверхэкспоненциально уже на длинах меньше одного машинного слова. Поэтому Адресатор хранит не все возможные, а только РЕАЛЬНО ВСТРЕЧЕННЫЕ уникальные блоки (CAS/дедупликация): их число ограничено объёмом реальных данных и подчиняется измеренным законам трека — 89.9% блоков в некурируемой матрице встречаются ровно один раз (AH-19), а честные 16–64 байта на объект возможны только при точном совпадении с каталогом (AH-05). Это то же фундаментальное ограничение, что и в блоке выше: адрес имеет смысл только вместе с каталогом, где объект уже находится.

Про размерность: 2^B от неё не зависит, но размерность меняет то, какие биты попадают в один куб при нарезке РЕАЛЬНЫХ данных — а значит, сколько уникальных кубов встретится на практике. Это измеряется сканом (часть B эксперимента), а не формулой.

Формулы: число матриц = 2^B; хранить содержимое = 2^B × B бит; ординальный адрес одной матрицы = B бит (2^B состояний). Все числа посчитаны точной целочисленной арифметикой (python), не оценками.

Сколько места нужно под РЕАЛЬНО встреченные матрицы (скан-эксперимент)

Реальный КРОСС-ДЕВАЙС корпус 13.48 ГБ (union трёх хостов: arcana-devs 9.06 + arcana-www 3.38 + arcana-prod 1.04 ГБ; хосты обменивались только хэшами кубов) нарезан на кубы по B = 4096 бит (512 байт) в четырёх раскладках одной и той же длины: 1D-строка 4096, 2D 64×64, 3D 16×16×16, 4D 8×8×8×8. Раскладка группирует РАЗНЫЕ биты файла в один куб (страйдовое тайлинг при ширине строки 4096 байт), поэтому число уникальных кубов на реальных данных различается — хотя число возможных (2^4096) одинаково.

раскладка	кубов в скане	уникальных	% уникальных	кросс-хостовое перекрытие (кубов)	хранить уникальные
1D 4096	25 890 520	14 965 607	57.80%	1 847 617	7.14 GiB
2D 64×64	19 368 448	12 077 059	62.35%	1 260 924	5.76 GiB
3D 16×16×16	13 959 168	8 020 728	57.46%	943 354	3.82 GiB
4D 8×8×8×8	10 518 528	5 578 363	53.03%	768 085	2.66 GiB

Насыщения НЕТ: число уникальных кубов растёт почти линейно до самого конца скана (кривая на devs-срезе: 1D 10.9 млн уникальных на 7.3 ГБ → 12.3 млн на 8.3 ГБ) — реальные данные на этой длине куба почти не «заканчиваются». На devs-срезе 72–82% уникальных кубов встретились ровно один раз — то же измеренное правило, что и AH-19 (89.9% на CDC-чанках): некурируемая матрица — в основном мёртвый вес. Кросс-хостовое перекрытие реально (0.77–1.85 млн кубов делятся между хостами), и именно оно снижает долю уникальных union-корпуса до 53–62%.

Диски под сам скан: 2.7–7.1 ГиБ уникальных матриц на 13.48 ГБ кросс-девайс данных — доли одного 1 ТБ-диска. Экстраполяция на мировой объём хранимых данных (порядка 10 ЗБ = 10^22 байт; оценка порядка величины по отчётам IDC Global DataSphere): при измеренной доле уникальных 53–62% на кросс-девайс корпусе и ОТСУТСТВИИ насыщения матрицы займут ~5.3–6.2 ЗБ — миллиарды 1 ТБ-дисков, то есть тот же порядок, что и сами данные. ЭКСТРАПОЛЯЦИЯ ЛИНЕЙНАЯ И ПОМЕЧЕНА КАК ДОПУЩЕНИЕ: состав мирового корпуса иной, насыщение на больших объёмах не исключено, но в скане не наблюдалось.

Выводы: (1) хранить даже только ВСТРЕЧЕННЫЕ матрицы в мировом масштабе — порядок самих данных: выигрыш Адресатора живёт не в «складе всех кубов», а в дедупликации повторной части (38–47% на union-корпусе) и курировании r≥2 (AH-19); (2) оптимальная раскладка по критерию «меньше уникальных» — 4D (53.0% уникальных против 62.4% у 2D на union-корпусе) — многомерная группировка действительно собирает повторяющиеся биты чаще, разница умеренная (~6–9 пп); (3) сравнение честное с оговоркой: раскладки требуют разного выравнивания (2D — блоки 256 КБ, 4D — 2 МБ), поэтому покрытие корпуса различается — числа даны по покрытой каждой раскладкой части.

Скрипты: probe_matrix_scan.py + matrix_scan_dump.py (страйды в шапке; кросс-девайс union через обмен только хэшами, MTX-scan-crossdevice-v1); хэш кубов blake2b-96; кривая насыщения — чекпоинты каждые 500 МБ; все числа измерены, экстраполяция помечена.

Волна 1 — исследование завершено

Deep-research волны 1 завершён: каждая из 24 гипотез несёт реальный измеренный вердикт (charged-учёт полной стоимости, falsification-тест прогнан, скрипт+SHA в карточке). GO означает «механизм работает и измерен», NO-GO — «закрыто измерением или строгой арифметикой». Предсказанные рычаги остаются предсказаниями и помечены; измеренные числа — в каждой карточке ниже.

NO-GO · 9 GO · 15

общий контекст (словарь / фрагменты) · 4 identity-дедупликация — ссылка ≪ payload при точном совпадении · 3 структурно не может выиграть (граница) · 4 учёт стоимости инфраструктуры · 10 ближайшее совпадение + дельта · 3

Сформировано: 2026-08-28T23:41:47Z · db:addressor_hypotheses

Гипотезы · 24

Страница 9 / 12

AH-17 NO-GO W1 · 2026-07-13

Инверсия на мелких уникальных файлах

Если применить чанк-адресацию к мелким уникальным файлам (<4 KiB), то total_cost станет хуже локального сжатия, потому что фиксированные издержки (манифест, адрес, каталог, sync) превышают экономию.

Класс данных (Z)

small unique files (<4 KiB)

Адресная цель

н/п

Предсказанный рычаг

измеренная точка инверсии X — правило маршрутизации для AH-18

Категория потолка

структурно не может выиграть (граница)

Механизм

константные издержки не амортизируются малым размером

Тест фальсификации

net bytes vs zstd по бинам размера; отсутствие инверсии опровергло бы (не ожидается)

Полная стоимость (total_cost)

константные статьи (манифест + ≥1 адрес + запись каталога + sync) при size→0 дают cost/size→∞; экономия ограничена размером файла.

Вердикт пробы

NO-GO — предсказанная точка инверсии X ОТСУТСТВУЕТ на реальном миксе: заряженный адресатор выигрывает во ВСЕХ бинах размера, включая <=1 КиБ (0.5225 против 0.5937), потому что мелкие файлы в реальных данных дублируются сильнее всех. Для строго-уникального файла проигрыш адресатора — арифметика (те же сжатые байты + refs + манифест), порог не нужен; правило маршрутизации router'а (AH-18) — по измеренной дубликатности, а не по размеру.

Измеренный результат

bins

#1

bin: 1-1024
addr: 0.5225
files: 76 360
local: 0.5937
addr_wins: true

#2

bin: 1025-4096
addr: 0.2764
local: 0.3986
addr_wins: true

#3

bin: 4097-16384
addr: 0.2313
local: 0.3311
addr_wins: true

#4

bin: 16385-65536
addr: 0.197
local: 0.2922
addr_wins: true

#5

bin: 65537-262144
addr: 0.1955
local: 0.3037
addr_wins: true

#6

bin: 262145-1048576
addr: 0.7053
local: 0.7621
addr_wins: true

#7

bin: 1M-4M
addr: 0.6237
local: 0.705
addr_wins: true

#8

bin: >4M
addr: 0.2538
local: 0.3942
addr_wins: true

date: 2026-07-14
probe: W1-inversion-v1
corpus: real 3-tree mix, 8.5 GiB, per-file transmission model, charged refs+manifest
verdict: NO-GO

verdict_note

NO-GO — предсказанная точка инверсии X ОТСУТСТВУЕТ на реальном миксе: заряженный адресатор выигрывает во ВСЕХ бинах размера, включая <=1 КиБ (0.5225 против 0.5937), потому что мелкие файлы в реальных данных дублируются сильнее всех. Для строго-уникального файла проигрыш адресатора — арифметика (те же сжатые байты + refs + манифест), порог не нужен; правило маршрутизации router'а (AH-18) — по измеренной дубликатности, а не по размеру.

AH-18 GO W1 · 2026-07-13

Router: адресатор + Cubrim-1 (competitive selection)

Если построить двухфазный кодек (фаза 1: whole-file/CDC exact-dedup по матрице; фаза 2: residual в локальный кодек Cubrim-1), то total_cost на реальных смесях будет <= min(каждого поодиночке)+ε и строго лучше на смесях с dup-массой >0, потому что рычаги ортогональны.

Класс данных (Z)

реальные смешанные user-миксы

Адресная цель

н/п

Предсказанный рычаг

строгое не-ухудшение + аддитивный выигрыш на dup-массе

Категория потолка

identity-дедупликация — ссылка ≪ payload при точном совпадении

Механизм

глобальная повторность и локальная статистика не конкурируют за одни байты; regression-proof по Gotcha #4 паттерну

Тест фальсификации

порог dup-массы, ниже которого интеграционный оверхед съедает выигрыш

Полная стоимость (total_cost)

сумма фаз: dedup-статьи (AH-02/05) на покрытой массе + полный Cubrim-1 total_cost на residual + scheme-байты и границы фаз (интеграционный оверхед).

Вердикт пробы

GO — углублён РЕАЛЬНЫМ Cubrim-1-бэкендом (zstd-заглушка заменена, директива исполнена): router 0.7435 против cubrim-only 0.9879 (−24.4 пп) на device-external матрице; 55% файлов — whole-file hits. Операционная находка: per-file CLI-архивы Cubrim дороги на мелких файлах (0.988; сила Cubrim-1 в world-bench — на крупных корпусных файлах) — router должен выбирать локальный бэкенд по размеру (zstd-22 reference на этом сэмпле 0.7484). Порог включения фазы 1 (~10% dup-fraction) из W1 остаётся в силе.

Измеренный результат

date: 2026-07-14
probe: W1-router-v1

ratios

router: 0.4504
local_only: 0.5535
addresser_only: 0.4528
router_with_catalog: 0.4533

routing

files_to_local: 107 567
whole_file_hits: 95 557
files_to_addresser: 96 278

verdict: GO
corpus_bytes: 8.19 GiB (8 788 989 359 B)
deciles_note: 0-9% покрытия -> addr выбран у 1.0% файлов; >=10% -> 96.6-100%

real_backend

date: 2026-07-15
probe: DR-router-cubrim-v1 sha:4c480631606a
matrix: prod∪www (device-external, без само-надувания)

ratios

cubrim_local_only: 0.9879
router_cubrim_charged: 0.7435
zstd_ultra22_reference: 0.7484

sample

bytes: 41.42 MiB (43 430 770 B)
files: 900

backend: РЕАЛЬНЫЙ Cubrim-1 CLI v0.2.2 (commit 3528bd1), round-trip верифицирован

routing

to_addresser: 508
whole_file_hits: 493

verdict_note

GO — углублён РЕАЛЬНЫМ Cubrim-1-бэкендом (zstd-заглушка заменена, директива исполнена): router 0.7435 против cubrim-only 0.9879 (−24.4 пп) на device-external матрице; 55% файлов — whole-file hits. Операционная находка: per-file CLI-архивы Cubrim дороги на мелких файлах (0.988; сила Cubrim-1 в world-bench — на крупных корпусных файлах) — router должен выбирать локальный бэкенд по размеру (zstd-22 reference на этом сэмпле 0.7484). Порог включения фазы 1 (~10% dup-fraction) из W1 остаётся в силе.

catalog_bytes: 24.04 MiB (25 204 723 B)
router_beats_both: true
epsilon_scheme_bytes_pct: 0.0023%
dup_fraction_enable_threshold_pct: 10%

Страница 9 / 12

Где Адресатор не может выиграть у локального сжатия

Волна 1 фиксирует шесть границ — явными анти-гипотезами и no-win-зонами: уникальные высокоэнтропийные данные (личные медиа, шифрованные потоки — глобально ничего не повторяется); мелкие уникальные файлы ниже точки инверсии (постоянные издержки каталога превышают любую экономию); математически генерируемые матрицы (адрес в исчерпывающий или случайный пул стоит не меньше самого содержимого); байтовая гистограмма или хэш как носитель данных (порядок теряется, а его восстановление стоит энтропию файла); long-tail-контент, запрашиваемый примерно один раз (первая передача не окупается); и фрагментные схемы, чей выигрыш вырождается в то, что уже даёт общий словарь. Крошечная ссылка фиксированного размера (десятки байт) на объект честно достижима только при точном совпадении с каталогом, где объект уже хранится; во всех остальных случаях критерий выигрыша один — ссылка со всеми учтёнными издержками должна оставаться много меньше заменяемых данных: размер ссылки — метрика для минимизации, а не жёсткий порог.