原文标题：《前 Arbitrum 技术大使解读 Arbitrum 的组件结构（上）》

原文作者：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 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。

（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 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抠期去证伪。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。 

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）

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。

（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

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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