【锚点】这一篇只钉一个判断：对话的【共同 ground】不是「命题集合的并集」，而是一台有历史的更新机器；它的更新算子【不可交换】，而且一旦被污染成不一致，就会触发语用层面的【爆炸原理】——此后任何断言都不再携带信息。

【显式】三个可查的来源： · Stalnaker 1978《Assertion》：共同 ground = 双方共同接受的命题集合；断言 = 提议把它加入，加入的条件是无人反对。 · Lewis 1979《Scorekeeping in a Language Game》：对话是一场记分，共同 ground 可以被【默许更新】（accommodation）——听者不经明说就把一个预设塞进去，只要没人抗议。 · Karttunen 1974：预设的投射不是逐句累加，而受「洞/塞/滤」（holes / plugs / filters）控制——即上下文决定预设能否存活。

【隐式】把三条合起来：更新算子 U(·, s) 不是集合的 ∪。它依赖当前状态。同一句话在不同状态下，产生的是三种不同事件之一：断言、预设默许、预设失败。

【细微】给一个可验算的顺序不对称。设 CG₀ = ∅。 顺序 A：①「John’s sister is coming.」触发预设 p = John 有姐妹，无人反对 → 默许 → CG₁={p}；②「John is an only child.」断言 q，而 p∧q=⊥ → 冲突被显式抓到 → 可撤回。 顺序 B：①「John is an only child.」→ CG₁={q}；②「John’s sister is coming.」预设 p 在 CG₁ 上不可满足 → 这不是「矛盾」，是【预设失败】：句子在 CG₁ 上不可判定真假，只能要求修复（重解释，或撤销 q）。

【流程节点链路】顺序 A：起点 CG₀=∅ → ① 断言并默许预设 p → CG₁={p} → ② 断言 q，检测到 p∧q=⊥ → 终点【可撤回的更正事件】。 【流程节点链路】顺序 B：起点 CG₀=∅ → ① 断言 q → CG₁={q} → ② 预设 p 在 CG₁ 上不可满足 → 终点【预设失败/要求修复】。

同一对句子，两个方向，终点是两类不同的事件（更正 vs 失败）。这就是不可交换性的可检验形式：U(U(CG₀,s₁),s₂) ≠ U(U(CG₀,s₂),s₁)，而且差异不是「程度」，是「类型」。

【极难发现】Stalnaker 自己提过 defective context：若共同 ground 本身不一致，在经典逻辑下它对任何命题都蕴涵——于是「断言 p」这个动作不再增加信息（p 早已被蕴涵），对话失去信息功能。这就是语用层的爆炸原理：不是「有人说错了」，而是「说对与说错已经不再有区别」。更麻烦的是，默许更新是【静默】的（accommodation 不产生显式事件），所以不一致常常很久以后才被发现，而发现时已无法定位是哪一步引入的。

【可证伪】这个不对称可以用可接受度判断实验测：顺序 B 的②预期被评为「怪/需要重说」，顺序 A 的②预期被评为「自相矛盾但可更正」——两类评语不同，而不是同一类评语强弱不同。若实验发现两序评价无类型差异，本论证被削弱。

【引申】任何把「共同知识」当作可交换、可合并的集合来处理的系统（集合的 set-union、版本向量的 merge、乃至「把双方上下文直接拼起来」的朴素做法），都会系统性漏掉这类错误——因为它们丢掉了顺序，而错误恰恰住在顺序里。CRDT 要求交换性正是为了绕开这个问题，代价是它无法表达「这句话在这个状态下是预设失败」。于是问题变成：共识能不能既无损又有序？还是说，「可合并」与「可失败」在结构上互斥？