前 Arbitrum 技术大使，解读 Arbitrum 的不同组件及合约之间是怎么交互的
作者：罗奔奔，前 Arbitrum 技术大使，极客 web3 贡献者
封面：Arbitrum
本文是 Arbitrum 前技术大使 及 智能合约自动化审计公司 Goplus Security 前联合创始人罗奔奔 对 Arbitrum One 的技术解读。
因为中文圈子里涉及 Layer2 的文章或资料，缺乏对 Arbitrum 乃至 OP Rollup 的专业解读，本文试图通过科普 Arbitrum 的运转机理，填补这一领域的空缺。由于 Arbitrum 本身的结构太复杂，全文在尽可能简化的基础上，还是超过了 1 万字篇幅，所以分成了上下两篇，建议作为参考资料收藏转发！
Rollup 排序器简述
Rollup 扩容的原理可以概括为两点：
成本优化：将⼤部分运算与存储任务移交至 L1 链下也即 L2 上。L2 大多是运⾏在单台服务器也即排序器（Sequencer/Operator）上的⼀条链。
排序器在观感上接近于一台中心化服务器，在 “区块链不可能三⻆” 中舍弃 “去中心化” 来换取 TPS 与成本上的优势。 ⽤户可以让 L2 来代替以太坊处理交易指令，成本比在以太坊上交易要低得多。
安全保障：L2 上的交易内容与交易后的状态，会同步⾄以太坊 L1，通过合约来校验 状态转换的有效性。同时，以太坊上会保留 L2 的历史记录，排序器即便永久宕机，他⼈也可以通过以太坊上的记录，还原出整个 L2 的状态。
从根本上来说，Rollup 的安全性是基于以太坊的。排序器如果不知道某个账户的私钥，就无法用该账户的名义发起交易，或者无法篡改该账户的资产余额（即便这么做了，也很快被识破）。
虽然排序器作为系统中枢带有中⼼化色彩，但在成熟度比较高的 Rollup 方案中，中心化排序器仅能实施交易审查等软性作恶⾏为，或者恶意宕机，但在理想状态的 Rollup ⽅案中，有相应的⼿段进⾏遏制（比如强制提款或排序证明等抗审查机制）。
而防止 Rollup 排序器作恶的状态校验⽅式，分为欺诈证明（Fraud Proof）和有效性证明（Validity Proof）两类。使⽤欺诈证明的 Rollup ⽅案称为 OP Rollup（Optimistic Rollup，OPR），⽽因为一些历史包袱，使⽤有效性证明的 Rollup 往往被称为 ZK Rollup（Zero-knowledge Proof Rollup，ZKR)，而不是 Validity Rollup。
Arbitrum One 是典型的 OPR，它部署在 L1 上的合约，并不主动验证提交过来的数据，乐观地认为这些数据没有问题。如果提交的数据有错误，L2 的验证者节点会主动发起挑战。
因此 OPR 也暗含一条信任假设：任意时刻⾄少有⼀个诚实的 L2 验证者节点。⽽ ZKR 的合约则通过密码学计算，主动但低成本地验证排序器提交的数据。
本文会深度介绍乐观式 Rollup 中的龙头项目——Arbitrum One，覆盖整个系统的方方面面，仔细阅读完后你将对 Arbitrum 和乐观式 Rollup/OPR 有深刻的理解。
Arbitrum 的核心组件与工作流程
核心合约：
Arbitrum 最重要的合约包括 SequencerInbox, DelayedInbox, L1 Gateways, L2 Gateways, Outbox, RollupCore, Bridge 等。后续将详细介绍。
排序器 Sequencer：
接收用户交易并进行排序，计算交易结果，并迅速（通常<1s）返还给用户回执。用户往往在几秒内就能看到自己的交易在 L2 上链，体验就如同 Web2 平台。
同时，排序器还会在以太坊链下即时广播最新产生的 L2 Block，任何一个 Layer2 节点都可以异步的接收。但此时，这些 L2 Block 不具备最终确定性，可以被排序器回滚掉。
每隔几分钟，排序器会将排序后的 L2 交易数据进行压缩，聚合成批次（Batch），提交至 Layer1 上的收件箱合约 SequencerInbox，以保证数据可用性和 Rollup 协议的运转。一般而言，被提交至 Layer1 上的 L2 数据无法回滚，可以具备最终确定性。
从以上流程中我们可以概括：Layer2 有自己的节点网络，但这些节点数量稀少，且一般没有公链惯用的共识协议，所以安全性是很差的，必须要依附于以太坊来保证，数据发布的可靠性与状态转换的有效性。
Arbitrum Rollup 协议：
定义 Rollup 链的区块 RBlock 的结构，链的延续方式，RBlock 的发布，以及挑战模式流程等⼀系列的合约。注意，这⾥说的 Rollup 链并不是大家理解的 Layer2 账本，而是 Arbitrum One 为了施展欺诈证明机制，而独立设置的一条抽象出来的 “链状数据结构”。
⼀个 RBlock 可以包含多个 L2 区块的结果，⽽且数据也迥异，它的数据实体 RBlock 存储在 RollupCore 的⼀系列合约中。如果⼀个 RBlock 存在问题，Validator 将⾯向该 RBlock 的提交者对其进⾏挑战。
验证者 Validator：
Arbitrum 的验证者节点其实是 Layer2 全节点的特殊子集，目前有白名单准入。
Validator 根据排序器提交至 SequencerInbox 合约的交易批次 batch，来创建新的 RBlock（Rollup 区块，也叫断⾔ assertion），并监控当前 Rollup 链的状态，对排序器提交的错误数据进⾏挑战。
主动型的 Validator 需要事先在 ETH 链上质押资产，有时我们也称其为 Staker。不进⾏质押的 Layer2 节点虽然也可以监控 Rollup 的运⾏动态，向⽤户发送异常报警等，但⽆法在 ETH 链上直接对排序器提交的错误数据进行⼲预。
挑战：
基础步骤可以概括为多轮互动式细分、单步证明。在细分环节，挑战双⽅先对有问题的交易数据进⾏多轮回合制细分，直⾄分解出有问题的那⼀步操作码指令，并进⾏验证。“多轮细分-单步证明” 这种范式，被 Arbitrum 开发者认为是欺诈证明中最节省 gas 的实现⽅式。所有环节都在合约控制之下，没有⼀⽅可以作弊。
挑战期：
由于 OP Rollup 的乐观 optimistic 本质，每个 RBlock 提交上链后，合约并不主动检查，预留给验证者一段时间窗⼝期去证伪。此时间窗⼝即为挑战期，在 Arbitrum One 主⽹上为 1 周。挑战期结束后，该 RBlock 才会被最终确认，块内对应的从 L2 传递到 L1 的消息（比如通过官方桥执行的提款操作）才能被放行。
ArbOS, Geth, WAVM：
Arbitrum 采用的虚拟机名为 AVM，包含 Geth 和 ArbOS 两部分。Geth 是以太坊最常⽤的客户端软件，Arbitrum 对其进⾏了轻量化的修改。ArbOS 负责所有 L2 相关的特殊功能，如⽹络资源管理、⽣成 L2 区块、与 EVM 协同⼯作等。我们将两者的组合视为⼀个 Native AVM，也就是 Arbitrum 采用的虚拟机。WAVM 是把 AVM 的代码编译为 Wasm 后的结果。Arbitrum 挑战流程中，最后的那个 “单步证明”，验证的就是 WAVM 指令。
在此，我们可以将上述各个组件之间的关系和⼯作流⽤下图来表示：
L2 交易生命周期
一笔 L2 交易的处理流程如下：
1. 用户向排序器发送交易指令。
2. 排序器先对待处理交易进数字签名等数据的验证，剔除无效交易，并进行排序和运算。
3. 排序器将交易回执发送给⽤户（通常都⾮常快），但这只是排序器在 ETH 链下进行的 “预处理”，处于 Soft Finality 的状态，并不可靠。但对于信任排序器的⽤户（⼤部分⽤户），可以乐观的认为交易已经完成，不会被回滚。
4. 排序器将预处理后的交易原始数据，⾼度压缩后封装为⼀个 Batch（批次）。
5.每隔⼀段时间（受到数据量、ETH 拥堵程度等因素影响），排序器会向 L1 上的 Sequencer Inbox 合约发布交易 Batch。此时可认为，交易已拥有最终性 Hard Finality。
Sequencer Inbox 合约
合约会接收排序器提交的交易 batch，保证数据可⽤性。深⼊地看，SequencerInbox 中的 batch 数据完整记录了 Layer2 的交易输入信息，即使排序器永久宕机，任何⼈都可以根据 batch 的记录还原 Layer2 的当前状态，接替故障/跑路的排序器。
⽤物理的⽅式理解，我们所看到的 L2，只是 SequencerInbox 中 batch 的投影，光源则是 STF。因为光源 STF 不会轻易变化，所以影⼦的形状只由充当物体的 batch 来决定。
Sequencer Inbox 合约⼜称为快箱，排序器专门向其提交已经被预处理的交易，且只有排序器可向其提交数据。对应快箱的是慢箱 Delayer Inbox，其功能在后续流程中会有描述。
Validator 会一直监听 SequencerInbox 合约，每当排序器向该合约发布 Batch 后，就会抛出一个链上事件，Validator 监听到这个事件发生后，就会去下载 batch 数据，在本地执⾏后，向 ETH 链上的 Rollup 协议合约发布 RBlock 。
SequencerInbox 合约有两个主要函数：
add Sequencer L2Batch From Origin()，排序器每次都会调用该函数向 Sequencer Inox 合约提交 Batch 数据。
force Inclusion()，该函数任何人都可以调用，用于实现抗审查交易。这个函数的生效方式，会在后面谈到 Delayed Inbox 合约时详细解释。
上述两个函数都会调用 bridge.enqueueSequencerMessage()，来更新 bridge 合约内的累加器参数 accumulator。
Gas 定价
显然，L2 的交易不可能免费，因为这样会引来 DoS 攻击，另外则是排序器 L2 本身的运⾏成本，以及在 L1 上提交数据都会有开销。⽤户在 Layer2 网络内发起交易时，gas 费的结构如下：
占用 Layer1 资源产生的数据发布成本，主要来自于排序器提交的 batch（每个 batch 有很多用户的交易），成本最终由交易发起者们均摊。数据发布产生的手续费定价算法是动态的，排序器会根据近期的盈亏状况、batch ⼤⼩、当前以太坊 gas 价格进⾏定价。
用户因占用 Layer2 资源产生的成本，设定了⼀个可以保证系统稳定运⾏的，每秒处理的 gas 上限（⽬前 Arbitrum One 是 700 万）。L1 和 L2 的 gas 指导价格均由 ArbOS 跟踪并调整，公式暂时不在此赘述。
虽然具体的 gas 价格计算过程⽐较复杂，但⽤户无需感知到这些细节，可以明显感到 Rollup 交易费⽤比 ETH 主网便宜的多。
乐观式欺诈证明
回顾上文，L2 实际上只是排序器在快箱中提交的交易输入 batch 的投影，也即：Transaction Inputs -> STF -> State Outputs。输入已经确定，STF 是不变的，则输出结果也是确定的，而欺诈证明和 Arbitrum Rollup 协议这套系统就是把输出的状态根，以 RBlock（aka 断言）的形式发布到 L1 上并对其进行乐观式证明的一套系统。
在 L1 上有排序器发布的输⼊数据，也有验证者发布的输出状态。我们再仔细考量⼀下，是否有必要向链上发布 Layer2 的状态呢？
因为输⼊已经完全决定了输出，而输入数据是公开可见的，再提交输出结果-状态似乎是多余的？但这种想法忽略了 L1-L2 两个系统之间实际上需要状态结算，也即 L2 向 L1 ⽅向的提现⾏为，需要有对状态的证明。
在搭建 Rollup 的时候，⼀条最核⼼的思想就是把⼤部分运算和存储放到 L2 上来规避 L1 ⾼昂的费⽤，这也就意味着，L1 并不知道 L2 的状态，它仅仅帮助 L2 排序器发布全体交易的输入数据，但并不负责计算出 L2 的状态。
⽽提现⾏为，本质上是依照 L2 给出的跨链消息，从 L1 的合约⾥解锁相应资⾦，划转到⽤户的 L1 账户中或完成其他事情。
此时 Layer1 的合约就会问：你在 Layer2 上的状态是怎样的，怎么证明你真的拥有这些声明要跨走的资产。这个时候用户要给出对应该的 Merkle Proof 等。
所以，如果我们构建⼀条没有提现功能的 Rollup，理论上不向 L1 进⾏状态同步是可以的，也不需要欺诈证明等状态证明系统（虽然可能带来其他问题）。但在现实应⽤中，这显然是不可⾏的。
所谓的乐观式证明中，合约不会去检查提交到 L1 的输出状态是否正确，乐观地认为一切都是准确无误的。乐观证明系统会假设，在任意时刻都有⾄少⼀名诚实的 Validator，如果出现错误的状态，则通过欺诈证明进⾏挑战。
这么设计的好处是，不需要主动验证每⼀个发布到 L1 上的 RBlock，避免浪费 gas。实际上对于 OPR ⽽⾔，对每⼀个断⾔进⾏验证也是不现实的，因为每个 Rblock 都包含着一或多个 L2 区块，要在 L1 上去对每笔交易重新执⾏⼀遍，与直接在 L1 上执行 L2 交易无异，这就失去了 Layer2 扩容的意义。
⽽ ZKR 不存在这个问题，因为 ZK Proof 有简洁性，只需要验证⼀个很⼩的 Proof，不需要真地去执⾏该 Proof 背后所对应的许多条交易。所以 ZKR 并不是乐观式运⾏，每次发布状态都会有 Verfier 合约进⾏数学验证。
欺诈证明虽然不能像零知识证明那样具有⾼度的简洁性，但 Arbitrum 使⽤了⼀种 “多轮分割-单步证明” 的轮流式交互流程，最终需要证明的仅仅是单⼀的虚拟机操作码，成本相对较⼩。
Rollup 协议
我们先来看一下，发起挑战和启动证明的入口，也即 Rollup 协议是如何工作的。
Rollup 协议的核心合约是 RollupProxy.sol，在保证数据结构一致的情况下，使用了一个罕见的双重代理结构，一个代理对应两个实现 RollupUserLogic.sol 和 RollupAdminLogic.sol，在 Scan 等工具中目前还无法很好的解析。
另外还有 ChallengeManager.sol 合约负责管理挑战，OneStepProver 系列合约来判定欺诈证明。
在 RollupProxy 中，记录由不同 Validator 提交的一系列 RBlock（aka 断言），也即下图中的方块：绿色-已确认，蓝色-未确认，黄色-已证伪。
RBlock 中包含了自上一个 RBlock 以来，一个或多个 L2 区块执行后的最终状态。这些 RBlock 在形态上构成了一条形式上的 Rollup Chain（注意 L2 账本本身相区别）。在乐观情况下，这条 Rollup Chain 应该是没有分叉的，因为有分叉意味着有 Validator 提交了彼此冲突的 Rollup Block。
要提出或认同断言，需要验证者先为该断言质押一定数量的 ETH，成为 Staker。这样在发生挑战/欺诈证明时，输者的质押品将被罚没，这是保障验证者诚实行为的经济学基础。
图中右下角的 111 号蓝色块最终会被证伪，因为其父块 104 号区块是错误的（黄色）。
此外，验证者 A 提出了 106 号 Rollup Block，而 B 不同意，对其进行挑战。
在 B 发起挑战后，ChallengeManager 合约负责验证对挑战步骤的细分过程：
1. 细分是一个双方轮流互动的过程，一方对某个 Rollup Block 中包含的历史数据进行分段，另一方指出是哪部分数据片段有问题。类似于二分法（实际是 N/K）不断渐进缩小范围的一个过程。
2. 之后，可以继续定位至哪条交易及结果有问题，再进一步细分至该交易中有争议的某条机器指令。
3.ChallengeManager 合约只检查对原始数据进行细分后，产生的『数据片段』是否有效。
4. 当挑战者和被挑战者定位到了将被挑战的那条机器指令后，挑战者调用 oneStepProveExecution()，发送单步欺诈证明，证明这条机器指令的执行结果有问题。
单步证明
单步证明是整个 Arbitrum 的欺诈证明的核心。我们看一下单步证明具体证明的是什么内容。
这需要先理解 WAVM，Wasm Arbitrum Virtual Machine，它是一个由 ArbOS 模块和 Geth（以太坊客户端）核心模块共同编译成的虚拟机。由于 L2 与 L1 有许多截然不同的地方，原始的 Geth 核心必须经过轻量修改，并且配合 ArbOS 一起工作。
所以，L2 上的状态转换其实是 ArbOS+Geth Core 的共同手笔。
Arbitrum 的节点客户端（排序器、验证者、全节点等），是将上述 ArbOS+Geth Core 处理的程序，编译为节点主机能直接处理的原生机器代码（for x86/ARM/PC/Mac/etc.）。
如果把编译后得到的目标语言更改为 Wasm，就得到了验证者生成欺诈证明时使用的 WAVM，而验证单步证明的合约上，模拟的也是 WAVM 虚拟机的功能。
那为什么在生成欺诈证明时，要编译为 Wasm 字节码？主要还是因为，验证单步欺诈证明的合约，要用以太坊智能合约模拟出 能处理某套指令集的虚拟机 VM，而 WASM 易于在合约上实现模拟。
但 WASM 相比于 Native 机器代码，运行速度略慢，所以只有在欺诈证明生成及验证的时候，Arbitrum 的节点/合约才会用到 WAVM。
在之前的多轮互动细分后，单步证明最终证明的是 WAVM 指令集中的单步指令。
下面的代码中可以看到，OneStepProofEntry 首先要判定，待证明指令的操作码属于哪个类别，再调用相应的 prover 如 Mem，Math 等，将单步指令传入该 prover 合约。
最终结果 afterHash 会回到 ChallengeManager，如果该哈希与 Rollup Block 上记录的，指令运算后的哈希不一致，则挑战成功。如果一致，则说明 Rollup Block 上记录的这个指令运行结果没问题，挑战失败。
在下一篇文章中，我们将解析 Arbitrum 乃至于 Layer2 与 Layer1 之间处理跨链消息/桥接功能 的合约模块，并进一步阐明，一个真正意义的 Layer2 应该怎么实现抗审查。
免责声明：作为区块链信息平台，本站所发布文章仅代表作者及嘉宾个人观点，与 Web3Caff 立场无关。文章内的信息仅供参考，均不构成任何投资建议及要约，并请您遵守所在国家或地区的相关法律法规。
