作者：罗奔奔，前Arbitrum技术大使，极客web3贡献者
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。
（图源：BNB Chain）
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）。
（路印协议在L1上的合约源码中设置的，供用户调用的强制提款函数）
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。
（乐观Rollup运转方式）
（ZK Rollup运转方式）
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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：
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。
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 。
Arbitrum的bridge合约内有个叫累加器accumulator的参数，会针对新提交的L2 batch，以及慢Inbox上新接收的交易数和信息，进行记录。
（排序器向SequencerInbox不断提交batch）
（Batch的具体信息，data字段对应着Batch数据，这部分数据尺寸很大，截图没显示完）
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。
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。
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。
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。
（图源：L2BEAT官网）
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。
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