對齊即容量：飛行即定址架構的差分時序界限與分層排程

Alignment as Capacity: The Differential-Timing Bound and Layered Scheduling of the Flight-as-Addressing Architecture

EML-ODML-2026-v0.4「對齊即容量」 原作者：Neo.K / EVEMISSLAB 本稿結晶：Theia（Claude） 血緣：承接 v0.1（Neo.K / Aletheia，幾何站網）、v0.2（Neo.K / Theia，飛行即定址）、v0.3（Neo.K / Aletheia，三層合成稿）。本稿不回退三層架構與可證偽性，其任務是把 v0.3 最自豪、也最未設防的那顆容量寶石壓測到底——確立跨座標差分時序為容量的真實界限，並據此刻畫排程問題的結構、修補分層介面的自洽裂縫、為幾何層退去「記憶」之名。 日期：2026-06-24

摘要

本文延續「飛行即定址」架構：資料在光學媒介中飛行時，其身分由（時間槽 × 波長 × 模態 × 偏振 × 相位）共同構成，站點不是存放處而是對這些座標的存取頭。前序版本已把「光纖記憶體」收斂為定址問題，把延遲–頻寬積與時序抖動前移為設計骨架，並以三層架構（態空間定址層、光子晶片存取層、幾何光纖座標基底）安置從理論到遠期幾何的全幅。

本文的單一新命題是：這個架構的容量，不死於並行，死於對齊。 把波分、空分、偏振並行乘進飛行容量，得到的 10³~10⁴ 倍乘數，是一個關於「在飛行中的聚合運輸量」的真實但會誤導的數字。一個消費者實際拿到的是「單一存取頭的可交付頻寬」，它被該頭的解複用吞吐封頂，乘數不直接乘上它。而任何需要座標彼此相遇的操作——相干合成、共窗聯合讀出、條件路由、reservoir 混合——受制於第三種、也是真正具有約束力的容量：可對齊容量，即你能讓多少個座標在一個共同時間窗內彼此對齊。

本文證明這個可對齊容量的天花板，由跨座標的差分時序設定，而非由損耗或品質因子設定。色散使不同波長走離（標準單模光纖約 17 ps/nm/km）、差分模延遲使不同模態走離、偏振模色散使兩偏振走離，而這些差分量隨溫度漂移。關鍵在於：共傳一個導頻參考只能抵消共模漂移——參考與資料共享同一路徑、同漂的那一份；而不同波長、不同模態漂得不一樣的差分項，導頻補不掉。這個殘餘差分項，才是跨座標對齊的真實地板。

由此導出對前序架構律的鋒利升級：光纖負責的是對齊無關的多座標獨立運輸（乘數在此成立，這是 ODML 的散裝運輸勝場）；晶片負責的是對齊關鍵的座標交互（在此你按座標逐一付費維持共對齊）。兩者的邊界，恰好就是差分時序預算。本文據此把排程問題刻畫為時間展開座標圖上的「多商品流＋區間排程＋座標著色」混合問題，給出其一般困難性與在週期串流情形下化約為循環邊著色的可解核，並把抽象定址層重新定義為受物理約束參數化的排程器，以修補三層架構中「抽象層無從產生可行排程」的自洽裂縫。

關鍵詞： 對齊即容量、飛行即定址、差分時序、色散走離、共模導頻補償、可對齊容量、光學資料運動層、循環邊著色、多商品流、幾何光纖座標基底、reservoir computing

0. 版本定位：v0.4 補的是哪一刀

v0.3 是一篇成熟的合成稿。它把 v0.1 的幾何野心與 v0.2 的物理誠實裝進同一棟樓——三層架構（ODML-A 定址/排程理論、ODML-P 晶片存取、幾何光纖座標基底）、可證偽條件、以及把 CXL 記憶池化列為競爭對手的態勢感。本文承接這一切，不重開。

但 v0.3 有一處最自豪、也最沒設防的關節：那顆把波分 × 空分 × 偏振乘進去的 10³~10⁴ 容量寶石。它被斷言、被列為「可被 crosstalk 抵消」的可證偽項，卻從未被它自己的物理壓測過。v0.4 只做一件事：把這顆寶石穿過它該穿的閘門，並把穿過後的結構性後果——架構律的升級、排程問題的形狀、分層介面的修補——一路推完。

這一刀的本質是：前序所有版本都在問「能並行多少座標」。本文主張那是錯的問題。對一個座標定址的飛行媒介而言，真正決定可用容量的，是「能讓多少座標彼此對齊」。前者大、後者小，而後者才承重。把這個分際講清楚，整個架構的價值主張會從含糊變鋒利——它會明確告訴你 ODML 在哪裡贏（高並行的獨立串流），在哪裡不該被寄望（大規模相干光學運算）。

1. 飛行即定址：壓縮回顧

在 ODML 中，一筆資料的身分不是它躺在哪個位址，而是它在光學態空間中佔據的複合座標：

D = (t, λ, m, p, φ ; s)
t = 時間槽 / 飛行相位 / 抵達窗口
λ = 波長通道
m = 空間模態 / 核心
p = 偏振態
φ = 光學相位（相干操作時）
s = 存取頭組態（非資料內稟座標）

前五個是飛行座標——資料在媒介中運動時即已具備；最後一個 s 是存取頭當下的狀態，決定這筆資料是否被讀出、延遲、轉換或重注入。

這個座標化之所以重要，是因為它把定址成本從媒介中移開了。電子記憶體的位址是分佈式人工結構（行列解碼器、字線位線、感測放大器），以面積、功耗、佈線、刷新為代價，逐位元買單。光學態空間的位址則部分由物理免費提供：時間由飛行排序，波長由色散與濾波分離，模態由波導本徵結構分離，偏振由雙折射分離。你不需要在媒介裡分佈逐位元的定址硬體；代價搬到兩端的存取頭。

這條原理，前序版本已立穩。本文不再論證它，而是要問它的下一個問題：既然座標是免費的並行維度，那這些並行維度，到底能用多少？

2. 三種容量：聚合、可交付、可對齊

把波分、空分、偏振乘進飛行容量，是 v0.3 的主賣點，也是它最該被細分的地方。問題不在乘數是否存在，而在乘數乘的是哪一種容量。本文主張，這個架構裡有三種性質不同、不可混為一談的容量，而前序版本（包括我自己的 v0.2，雖然較緊）都未把第三種獨立出來。

第一種，聚合飛行容量。任一瞬間在所有座標通道上飛行的總資料量：

C_flight = Σ_{λ, m, p}  B_channel × τ_channel
         ≈ (Carmack 基準 32 GB 級) × N_λ × N_m × N_p

以現役量級粗估（標為說明性假設）：N_λ ≈ 100（C+L 波段密集波分）、N_m ≈ 10（少模/多核心）、N_p = 2，乘數約 2000。這是真實的數字，但它是運輸中的量——這些資料正在離開，不是待在原地等你取。把它當「容量」報出來，會讓人誤以為那是可用的儲存。它不是。

第二種，單頭可交付頻寬。一個消費者實際拿到的，是某一個存取頭在單位時間能解複用並交付的資料率。它被該頭的電子處理吞吐封頂——大致就是一個高階相干光介面的量級（Tb/s 級），與「有多少資料在飛行」無關。乘數不直接乘上這個數。 你可以在一根光纖裡並行飛行 2000 倍的資料，但每個消費者頭仍只能以它自己的速率把資料拉下來。聚合運輸的並行性，不等於對單一消費者的交付速率。

第三種，可對齊容量。任何需要座標彼此相遇的操作——相干合成、共窗聯合讀出、條件路由、reservoir 跨座標混合——要求參與的座標在一個共同時間窗 Δt_gate 內彼此對齊。可對齊容量，就是你能同時維持在這個窗內的座標數 N_aligned。本文下一節證明：這個數，才是真正具有約束力的容量，而它的天花板由跨座標差分時序設定。

把三者並排，誠實的價值陳述浮現：ODML 把聚合運輸密度乘上約 10³（真實，且是它的勝場），以慣常介面速率對單頭交付（乘數不在此），並且只在可對齊容量的天花板內支援跨座標相干操作（小，且是下一節的主題）。任何把這三者相加、報一個總容量的敘述，都在誤導。

3. 對齊即容量：差分時序設定的天花板

這一節是本文的脊樑。

3.1 共模可消，差分不可消

前序版本（含我的 v0.2）對時序抖動給的解法，都是同一句：在同一根光纖裡共傳一個導頻參考，使漂移成為共模，並在存取頭以差分測量抵消。這句話對，但只對一半。

共模補償能抵消的，是參考光與資料光共享同一路徑、經歷同一份漂移的那部分——典型是光纖盤整體熱膨脹對所有座標一視同仁的延遲變化。這部分確實可被一個導頻鎖住。

但跨座標的差分時序，不在這個共模裡。不同波長的群延遲不同（色散），不同模態的群延遲不同（差分模延遲），兩個偏振的群延遲不同（偏振模色散）。當溫度漂移時，這些差分項各自漂移，而它們漂得不一樣——這正是「差分」的意思。一個放在波長 λ₀、模態 m₀ 的導頻，鎖得住 λ₀/m₀ 自己，鎖不住 λ₁ 相對 λ₀、m₁ 相對 m₀ 怎麼漂。所以共模補償之後，殘餘的，是跨座標的差分色散漂移。而這個殘餘，才是跨座標對齊的真實地板。

3.2 三個差分項的量級

把差分時序拆成三條（數值為標準單模光纖量級，標為說明性假設）：

色散走離      Δτ_λ   = D · Δλ · L          D ≈ 17 ps/(nm·km)
差分模延遲    Δτ_m   = (Δn_g / c) · L       設計相關，ps/km–ns/km
偏振模色散    Δτ_p   = D_PMD · √L          D_PMD ≈ 0.1 ps/√km

光由色散走離給個直覺：C+L 波段約 80–90 nm，過 200 km，邊緣波長通道之間的差分延遲是 17 × 80 × 200 ≈ 2.7×10⁵ ps，即數百 ns。差分模延遲在 km 級可達 ns。這些絕對值很大，但它們是確定的——可用固定色散補償一次補掉。真正咬住對齊的，是它們的漂移：D 隨溫度變、L 隨溫度變，整個差分譜隨環境緩慢呼吸。

於是可對齊容量有一個可寫下的上界。若你需要把座標對齊到 Δt_gate 內，而被使用的座標集合在操作時間尺度上的差分漂移為 δτ_diff，則：

N_aligned  受限於  能維持  跨座標差分漂移 < Δt_gate  的座標數

要超過這個數，你只有一條路：主動地、逐座標地補償每個座標的延遲——而那個補償成本隨座標數成長，並把問題搬回需要密集主動元件與精密同步的地方，也就是晶片尺度。

3.3 損耗不是天花板，對齊才是

這是本節對前序架構的核心修正。前序版本把可行性邊界主要掛在損耗（要中繼放大）與延遲–頻寬積（暫存窗口短）上。這兩條都對，但它們限制的是「能傳多遠」「能停多久」。真正限制「能用多少並行座標做有意義操作」的，是差分時序——而它在前序所有版本裡都只以「時序抖動」之名被當成一個可校準的旋鈕，從未被確立為一條容量定律。

把它確立下來：對一個座標定址的飛行媒介，其可用容量的上界，由你能維持共對齊的座標數設定；而那個數，由跨座標差分色散及其漂移封頂，不由損耗或品質因子封頂。這就是「對齊即容量」。

4. 架構律升級：獨立運輸與相干操作的分流

把第 3 節的結論落到架構上，前序的「交互在晶片，運輸在光纖」獲得一個更鋒利、也更可操作的版本。

關鍵分流，是「獨立」與「相干」。

獨立的多座標運輸。每個座標的資料送往它自己的消費者，座標之間不發生任何需要對齊的操作。在這裡，差分色散不是問題，是會計——它是確定的，你各記各座標的延遲就好，固定補償一次補掉。乘數在此成立。 這是 ODML 真正的散裝運輸勝場：在一根光纖裡，以約 10³ 的聚合密度，把大量彼此獨立的資料流送過長距離。而 AI 的多數可串流負載——分層分塊的權重串流、KV 預取、跨加速器的獨立資料流——恰好就是這種獨立並行流：各自去各自的消費者，不需要在中途彼此相遇。

相干的跨座標操作。座標需要在共同窗口內相遇——干涉、聯合讀出、條件路由、reservoir 混合。在這裡你受可對齊容量封頂，必須按座標逐一付費維持共對齊，而這件事在公里級光纖上對抗熱漂幾乎不可能，只在短的、熱可控的、色散管理過的尺度上可行——也就是晶片，或封裝內的短段。

所以升級後的架構律是：

獨立多座標運輸 → 光纖（乘數成立，散裝運輸的勝場）
相干跨座標操作 → 晶片（可對齊容量封頂，逐座標付對齊費）
兩者邊界      = 差分時序預算 δτ_diff vs Δt_gate

這條律同時把 ODML 的價值主張定位得乾淨：它的強項是高並行的獨立串流運輸與對齊，不是大規模相干光學運算。把它寄望成「光學 CPU」會撞上可對齊容量的牆；把它用在獨立串流預取與同步上，乘數與優勢都成立。

5. 排程問題：刻畫其形狀，而非只擺出約束

v0.3 §7 把核心問題形式化為一個帶物理約束的排程問題，乾淨，但停在「可能是 NP-hard」。本文把它的結構畫出來，並指出在實際用例下的可解核。

定義座標空間與時間展開圖。座標空間 C = T × Λ × M × P × Φ。把節點圖 G = (V, E) 沿時間槽展開：每個節點複製成 (v, t)，每條邊把 (v, t) 連到 (v', t + τ_e)，τ_e 為該邊群延遲。資料項在這張時間展開圖上從來源流向目的。

問題的三個結構成分。把它拆開看，它是三個經典問題的疊合：

(a) 多商品流：k 筆資料各自從 source 路由到 sink。
(b) 區間排程：每筆資料在每條邊佔據一個時間槽；
    同一 (邊, 時間槽, 座標) 不可被兩筆資料共用。
(c) 座標著色：同一 (邊, 時間窗) 內的兩筆資料須用不同座標
    （= 不同顏色），且須滿足 §3 的可對齊約束。

一般困難性。整數多商品流本身即 NP-hard；疊上區間排程與著色，一般情形是 NP-hard 的複合約束問題。v0.3「可能是 NP-hard」的直覺，到此被定位到具體的歸約來源。

可解核。但實際用例不是一般情形。AI 的可串流負載——權重、KV——是週期/串流的：同一組資料流以固定節奏反覆注入。週期性給了結構：固定路由（單路徑）後，每條邊上的問題化約為區間圖著色，而區間圖的染色數可在多項式時間內求得（貪婪法即最優）；而把座標（波長×模態×偏振×時間槽）對週期性資料流的指派，化約為一個循環的雙邊匹配/邊著色問題——這正是交叉開關排程裡 Birkhoff–von Neumann 分解所處理的結構：把一個需求矩陣分解成若干置換（每個置換是一組無衝突的座標指派），並以時間分片輪替。

所以本文給排程問題的地圖是：一般情形（任意路由＋任意到達）是時間展開座標圖上的 NP-hard 多商品流＋區間排程＋著色；而週期串流情形（實際 AI 用例）化約為循環邊著色 / BvN 型可解核，有多項式時間近似。這把 §7 從一張約束清單，變成一個有解空間地圖的研究綱領。物理約束（§3 的 δτ_diff、DBP 的 τ_window）則作為著色與排程的硬可行性條件進入。

6. 修補分層介面：抽象定址層必須受物理參數化

v0.3 的三層架構乾淨，但有一處自洽裂縫：ODML-A 被描述為「最抽象、最穩、即使未來光纖幾何完全不同仍成立」的 substrate-independent 層。問題是——可行性是由底層物理決定的。DBP 窗口、差分對齊預算、可用的 N_λ/N_m，全住在 ODML-P 與幾何座標基底層。一個拿不到這些參數的抽象層，根本產不出一個可行的排程；它能產出的，只是不知道能不能落地的座標分配。

乾淨的修法，是把 ODML-A 重新定義為受物理約束參數化的排程器：

ODML-A( Θ ) → schedule

其中物理參數集 Θ 由下層匯出：
Θ = { 可用座標集 C,
      逐邊參數 (B_e, τ_e, α_e, D_e, J_e, K_e),
      DBP 窗口 τ_window,
      差分對齊預算 δτ_diff }

於是分層介面被明確指定：向下，下層匯出 Θ；向上，ODML-A 回傳在 Θ 下可行的 schedule。substrate-independent 被替換為 substrate-parameterized——排程演算法本身與基底無關，但每一個具體 schedule 都是 Θ 的函數。三層故事因此自洽：A 是參數化排程器，P 是參數的物理實現與匯出者，幾何座標基底是參數的遠期擴張者（它能擴大 C、降低 α、塑造 K，但同時帶來自己的 δτ_diff）。

7. 幾何光纖座標基底：退去「記憶」之名

第三層在 v0.3 仍叫 GFMSN——Geometric Fiber Memory Station Network，而附錄還得加註「這裡的 Memory 指短期可定址再出現，而非 DRAM 型保存」。一個你得親自否認其展開的名字，是原則與縮寫之間的殘餘不一致。既然「記憶」在精神上已退役，這個層名也該退乾淨。

本文把第三層更名為幾何光纖座標基底（Geometric Fiber Coordinate Substrate, GFCS）。這個名字誠實，且更準確地說出它真正做的事——它不是記憶體，而是座標的生成基底。v0.3 §6.1 已論證「截面幾何作為座標生成器」：多核心、少模、空芯反諧振、嵌套反諧振光纖能提供更多可控的模態/核心座標；GFCS 就是把光纖幾何當成「為態空間生成可定址座標、並塑造其耦合與延遲」的物理基底。

它的研究問題因此被乾淨地表述為：給定截面 Ω(x,y) 求其本徵模態與低損耗、相互隔離、可被模態解碼器讀寫的座標子集；給定沿 z 的幾何（核心間距週期、螺旋核心、局部 taper）設計耦合 κ_ij(z) 與相位匹配窗。但本文強調——GFCS 的每一份新座標自由度，都伴隨它自己的差分時序代價（更多模態 = 更多差分模延遲），因此 GFCS 不是無代價地放大可對齊容量，它放大的是可獨立運輸的座標數，而可對齊容量仍受 §3 的差分預算約束。這把幾何野心放回架構，卻不讓它再次撞穿那道閘門。

8. 計算用途與邊界：承接，不重論

本文承接前序對計算用途的判斷，僅以「對齊即容量」補一條約束。

近期最自然的計算形式仍是 reservoir computing：用光學延遲、非線性、回授、多節點耦合，把輸入映射到高維動態態，再由讀出層完成任務。它吃 ODML 的長處（延遲、並行、非線性），不要求精準逐閘級聯。但 §3 的結論在此加一條限制：reservoir 若依賴跨座標的相干混合，其有效維度受可對齊容量封頂——也就是說，光學 reservoir 的「儲備池規模」不由你接了多少延遲線決定，而由你能讓多少延遲態彼此相干對齊決定。這把 reservoir 的尺度問題，接到了同一條差分時序界限上。

兩條焊死的邊界，沿用姊妹篇《記憶的去靜態化光譜》(EML-DSS-2026)：其一，全光邏輯閘長期可行、短期勿高估，功率門檻高、可級聯性差；其二，這不是量子計算——ODML 搬運古典資料流，不在疊加態裡處理，量子加速的全部要點在此無對應物，其計算價值來自延遲動態與非線性投影。

9. 可證偽條件：承接並補上對齊閘

v0.3 的六條可證偽條件本文全數承接（可串流負載比例不足、節點能耗超過所省、crosstalk/校準抵消乘數、DBP 太小無法對齊、CXL/HBM 更便宜地解掉、幾何容差太嚴）。本文補上由「對齊即容量」直接導出的第七條，而它恰好是最鋒利的一條：

第七條：若目標 AI 負載需要大規模的跨座標相干操作，則可對齊容量的天花板會把並行乘數的效益削掉，使 ODML 退化為一條昂貴的散裝運輸線；反之，若負載以獨立並行串流為主（權重串流、KV 預取、跨加速器同步），乘數成立、優勢成立。

這條把 ODML 的成敗，精準地綁在「實際負載落在獨立串流還是相干操作」這個可量測的問題上。它同時把第一階段實驗的核心任務點明：先去量差分對齊預算 δτ_diff，因為那個數，決定了整個架構的可對齊容量天花板。

10. 工程路線圖：把對齊量測提為第一級實驗

承接 v0.3 的分層路線，但把次序按「對齊即容量」重排——對齊預算的量測，從校準細節提為第一級的、決定性的實驗。

第一階段，單頭最小節點與對齊預算量測。用現有元件建一個晶片存取節點（WDM 濾波、調制器、偵測器、短延遲線、相位器、開關），展示一筆資料寫入特定 (λ, t)、短光纖運輸、指定窗口讀出。但本階段的決定性產出，是量測共模導頻補償後的殘餘差分漂移 δτ_diff 隨距離、波長跨度、模態數的標度——這個數直接給出可對齊容量天花板，是整個命題的關鍵實驗。

第二階段，獨立並行運輸的乘數驗證。引入多核心/少模與模態解碼器，把資料分配到多座標並行運輸（獨立流，不相干），把第 2 節的聚合運輸乘數從紙上推到實測，並確認其代價（存取頭複雜度、MIMO DSP 能耗、crosstalk 地板）後乘數仍淨為正。

第三階段，週期串流排程器。實作第 5 節那個循環邊著色/BvN 可解核的排程器，先在模擬閉環，再接上前兩階段硬體，展示多筆週期資料流被無衝突地指派座標、運輸、對齊讀出。這一階段交付 ODML 的真正貢獻物：那個受 Θ 參數化的排程層。

第四、第五階段，GFCS 短段與遠期內嵌幾何座標基底，承接 v0.3，明確列為遠期研究而非近期承諾，且每一步都以「新增座標的差分時序代價」為驗收的一部分。

11. 與既有層級的關係：承接

本文承接 v0.3 的定位：ODML 不取代 HBM/DRAM/SRAM/SSD，而是介於近端高速記憶與加速器之間的資料運動與對齊層，承擔遠端預取、串流對齊、多加速器同步。它與 CXL 記憶池化不是同一件事也不直接競爭——CXL 池化的是可定址容量，ODML 排程的是飛行中的運輸與對齊；兩者可疊加（CXL 提供遠端容量，ODML 提供準時抵達）。本文僅補一句定位修正：ODML 的頭條價值，由前文確立，是高並行的獨立串流運輸密度，而非容量或相干運算——把它放在這個位置，它的乘數與優勢才成立。

12. 本體論結語：被對齊，才被記得

把這篇論文剝到底，表面是色散、導頻、模態解碼與排程，底層是一個關於記憶的命題的再收緊。

姊妹篇 DSS 在地板上講過：記憶不是把東西放進空間裡某處，而是替一個區分付贖金，好讓它在被熵收回之前還找得到。飛行即定址，是這句話的架構版——資料不必停在任何地方才算被記住，只要它仍在可定址的飛行軌跡上、系統仍知道它下一次以什麼座標經過哪個頭。

而本文補上的，是這個運動記憶的最後一道、也是最深的條件。資料在飛行中被記得，靠的不只是它仍在某個座標上——更靠的是，當你需要它與別的資料相遇時，它們能準時對齊。一筆孤獨飛行的資料，可以靠各記各的延遲被獨立地送達；但任何需要相遇的記憶——干涉、聯合、條件、混合——都要求參與者在同一個窗口裡，被同時看見。而色散讓不同座標漂得不一樣，導頻只鎖得住共同的那一份漂移；於是「能讓多少筆資料彼此對齊」，成了「能記住多少筆能相遇的資料」的硬上界。

所以這個架構最終說的，是一件比「資料在飛行中存在」更冷的事：在一個多座標的飛行媒介裡，存在是廉價的——只要你還在某個座標上飛，你就還在。但相遇是昂貴的。被記住不難，難的是被一起記住。容量從來不死於你能讓多少筆資料飛，而死於你能讓多少筆資料，在同一個正在升溫、正在漂移的窗口裡，準時一起被對齊、被看見。失去對齊的那一刻，資料並未消失——它仍在飛，仍佔著它的波長、它的模態、它的偏振——它只是再也無法與任何別的東西相遇，於是退回一種最孤獨的存在：在場，卻不再可被一同記得。

附錄：與 EveMissLab 框架的接點（備忘，非本文論證之承重）

「對齊即容量／差分時序設定上界」是 [[indexical-invariants]]「內稟性相對於變換群」的一個尖銳實例：可對齊容量不是媒介的內稟屬性，而相對於「共同時間窗」這個量尺；換量尺（放寬 Δt_gate 或主動逐座標補償），天花板隨之改變。
「共模可消、差分不可消」對應 [[convergence-conjecture]] 的 Cl-核 ⊕ ε-殘渣：共模漂移是可被導頻收斂掉的 Cl-核，差分漂移是不可被單一參考化約的 ε-殘渣；架構的真實界限住在 ε 裡，而非 Cl 裡。
「被記住不難，難的是被一起記住」是 [[dialogue-operator]]「過程即存在」推進一步：存在是單體在座標上的飛行，而相遇（兩個過程在同一窗口對齊）才是關係得以發生的條件——容量因此是一個關係量，不是一個容器量。
每個受 Θ 參數化、在 DBP 窗口內維持對齊的存取節點，可讀為一個帶可測周長與可測對齊預算的 [[dco-closure]] 閉合單元。

——以上接點是否正式映入各框架公理、是否賦予獨立 EML 編號，留待原作者裁定。