原文作者：OPLabs研发人员Norswap
原文编译：DeFi之道
这是一篇有关?OptimismBedrock?以及?ArbitrumNitro之间设计差异的分析文章。
这一切都源于我对?Nitro白皮书的阅读，以及我对Bedrock设计的感性认识。
这变得非常技术性，如果你想关注并感到困惑，我建议你参考一下Bedrock概述以及我关于?Cannon故障证明系统的演示文稿，当然还有Nitro白皮书。
准备好了之后，让我们开始吧！
首先，Nitro白皮书很棒，读起来令人愉快，我建议所有感兴趣的人都去看看。
说到这里，我的印象是Bedrock和Nitro大致使用了相同的架构，但有一些较小的差异。
白皮书大体上证实了这一点。尽管如此，还是有很多的不同之处，包括一些我没想到的。这就是这篇文章要讲的东西。
固定与可变区块时间
最有趣和最重要的事情之一是，Nitro将像当前版本的Optimism一样工作，每笔交易一个区块，并且区块之间的时间可变。
我们放弃了这一点，因为它背离了以太坊的工作方式，也是开发人员的痛点。而Bedrock将有“真正”的区块，并且固定时间为2秒。
不规则的区块时间使很多常见的合约变得不稳定，因为它们是使用区块而不是时间戳来表示时间。这尤其包括源自Sushiswap的分配LP奖励的Masterchef合约。
我不确定为什么这些合约用区块而不是时间戳来表示时间！以太坊矿工在操纵时间戳方面有一些回旋余地，但默认情况下，客户端不会构建距离wallclock太远的区块，所以没有问题。
无论如何，在Optimism上，这导致StargateFinance奖励比其他链提前几个月用完，因为他们没有考虑到这种特殊性！
“每笔交易一个区块”模型还有其他的问题。首先，存储链的开销很大。其次，这意味着状态根需要在每次交易后更新。
更新状态根是一项非常昂贵的操作，其成本要在多笔tx中进行分摊。
(B)Geth作为库或作为执行引擎
Nitro使用Geth“作为一个库”，通过钩子对其进行了最低限度的修改，以调用适当的功能。
在Bedrock中，一个经过最少修改的Geth作为“执行引擎”独立运行，它从rollup节点接收指令，就像执行层从Eth2中的共识层接收指令一样。我们甚至使用完全相同的API！
这有一些重要的影响。首先，我们能够使用除Geth之外的其他客户端，在它们之上应用类似的最小差异。这不仅仅是理论，我们已经准备好了?Erigon。
其次，这让我们可以重用整个Geth堆栈，包括在网络层，这可以实现对等发现和状态同步等功能，而无需进行任何额外的开发工作。
(B)状态存储
Nitro将一些状态保存在一个特殊帐户中，使用特殊的内存布局将密钥映射到存储槽。
从这个意义上说，Bedrock并没有太多的状态，它只有很少的状态存储在普通EVM合约中。
在确定/执行下一个L2块时，一个Bedrock副本会查看：
L2链头部的区块头；
从L1读取的数据；
L2链上EVM合约中的一些数据，目前只有L1费用参数；
在Bedrock中，节点可能会崩溃并立即优雅地重启。它们不需要维护额外的数据库，因为所有必要的信息都可以在L1和L2区块中找到。我认为Nitro的工作原理是一样的。
但很明显，Nitro比Bedrock做了更多的记账工作。
(C)L1到L2的消息包含延迟
Nitro会延迟10分钟处理L1到L2的消息。在Bedrock上，通常应具有几个区块的小确认深度。
我们也有一个称为“排序器漂移”的参数，它允许L2区块的时间戳在其L1原点之前漂移。
我们仍然需要确定最终的数值，但我们也倾向于10分钟，这意味着最坏的情况是10分钟。然而，此参数旨在确保在与L1的连接暂时丢失期间L2链的活性。
然而，通常在确认深度后会立即包含存款。
Nitro的白皮书中提到，这10分钟的延迟是为了避免L1上的存款因重组而消失。这让我对白皮书没有谈到的一个方面感到好奇，那就是：L2链如何处理L1的重组。我认为答案是它没有处理。
这并非不合理：合并后，L1的最终性延迟大约是12分钟。因此，如果存款延迟10/12分钟是可接受的，那么这个设计就是可行的。
因为Bedrock更接近L1，我们需要在需要时通过重组L2来处理L1重组。确认深度应避免这种情况过于频繁地发生。
另一个小的区别是，如果Nitro排序器在10分钟后不包含存款，你可以通过L1合约调用“强制包含”它。
在Bedrock上，这不是必需的：拥有一个L2区块而不包括其L1起源的存款是无效的。
并且由于L2只能比原点提前10分钟，因此10分钟后不纳入存款的一条链是无效的，它将被验证器拒绝，并受到故障证明机制的挑战。
(D)L1-to-L2消息重试机制
Nitro为L1到L2的消息实施了“可重试票证”机制。假设你正在跨链，tx的L1部分可以工作，但L2部分可能会失败。因此，你需要能够重试L2部分，否则你已经丢失了代币。
Nitro在节点的ArbOS部分实现了这一点。在Bedrock中，这一切都是在Solidity本身中完成的。
如果你使用我们的L1跨域messenger合约向L2发送tx，该tx会到达我们的L2跨域messenger，后者将记录其哈希值，使其可重试。Nitro的工作方式相同，只是在节点中实现。
我们还通过我们的L1OptimismPortal合约，公开了一种较低level的存款方式。
这并没有为你提供L2跨域messenger重试机制的安全网，但另一方面，这意味着你可以在Solidity中实现自己的应用程序特定重试机制。这很酷！
(E)L2费用算法
在Bedrock以及Nitro这两个系统上，费用都有L2部分以及L1部分。对于L2费用，Nitro使用了一个定制系统，而Bedrock重复使用了EIP-1559。Nitro必须这样做，因为他们有上述提到的1tx/区块系统。
我们仍然需要调整EIP-1559参数，以使其在2秒的出块时间内正常工作。今天，Optimism只收取低且固定的L2费用，我认为我们可能也会出现价格飙升，但在实践中从未发生过。
重用EIP-1559的一个优点是，它应该使钱包和其他工具计算费用稍微容易一些。
而Nitro的gas计量公式非常优雅，他们似乎已经对此进行了大量思考。
(F)L1费用算法
那L1费用如何呢？这里的区别会更大一些。Bedrock使用向后查看的L1基础费用数据。这些数据非常新鲜，因为它通过与存款相同的机制传递。
由于仍然存在L1费用飙升的风险，所以我们收取预期费用的一个小倍数。
有趣的事实：这个倍数是所有当前排序器收入的来源！使用EIP-4844后，这将缩小，收入将来自MEV提取。
Nitro做的事情要复杂得多。我并没有声称了解它的所有复杂性，但基本要点是他们有一个控制系统，可以从L1实际支付的费用中获得反馈。
这意味着使用此数据将交易从L1发送回L2。如果排序器支付不足，它可以开始向用户收取更少的费用。如果它多付了钱，它可以开始向用户收取更多费用。
顺便说一句，你可能想知道为什么我们需要将费用数据从L1传输到L2。这是因为我们希望费用计划成为协议的一部分，并接受故障证明的挑战。否则，流氓排序器可通过设置任意高的费用来拒绝链！
最后，交易批次在两个系统中都被压缩。Nitro根据对交易压缩程度的估计收取L1费用。Bedrock目前没这样做，但我们有这样做的计划。
原因在于，不这样做，会加剧在L2存储中缓存数据的不正当动机，从而导致有问题的状态增长。
(G)故障证明指令集
故障/欺诈证明！Nitro的工作方式与Cannon的工作方式有相当多的差异。
Bedrock编译为MIPS指令集架构(ISA)，Nitro编译为WASM。由于编译为他们称为WAVM的WASM子集，他们似乎对输出进行了更多的转换。
例如，他们通过库调用替换浮点(FP)操作。我怀疑他们不想在链上解释器中实现粗糙的FP操作。我们也这样做，但Go编译器会替我们处理！
另一个例子：与大多数只有跳转的ISA不同，WASM具有适当的控制流。从WASM到WAVM的转换消除了这一点以返回跳转，这可能也是为了解释器的简单性。
他们还将Go、C和Rust混合编译为WAVM，而我们只编译Go。显然WAVM允许“语言的内存管理不受干扰”，我将其解释为每个WAVM模块都有自己的堆。
我很好奇是：他们是如何处理并发和垃圾收集的。我们能够在minigeth中相当容易地避免并发，所以这部分可能很简单。
然而，我们对MIPS所做的唯一转换之一是修补垃圾收集调用。这是因为垃圾收集在Go中使用了并发，而并发和故障证明不能很好地结合在一起。Nitro也是做了同样的事吗？
(H)二分博弈结构
Bedrock故障证明将用于验证发布到L1的状态根的有效性的minigeth运行。此类状态根不经常发布，并且包括许多区块/批次的验证。
Cannon中的二分游戏是在这个运行的执行轨迹上进行的。
另一方面，在Nitro中，状态根与发布到L1的每组批次(RBlock)一起发布。
Nitro中的二分游戏分为两部分。首先找到挑战者和防御者不同意的第一个状态根。然后，在验证器运行中找到他们不同意的第一个WAVM指令。
权衡之处是在Nitro执行期间进行更多的哈希运算部分），但在故障证明期间进行更少的哈希运算：在执行跟踪的二分游戏中的每个步骤，都需要提交内存Merkle根。
像这样的故障证明结构也减少了对验证器内存膨胀的担忧，其可能会超过当前运行MIPS的4G内存限制。
这不是一个很难解决的问题，但我们需要在Bedrock中小心，而验证单笔交易可能永远不会接近这个限制。
原像预言机
用于故障证明的验证器软件需要从L1和L2读取数据。因为它最终将在L1上“运行”，所以需要通过L1访问L2本身-通过发布到L1的状态根和区块哈希。
你如何从状态或链中读取？
Merkle根节点是其子节点的哈希，因此如果你可以请求原像，则可以遍历整个状态树。同样，你可以通过请求区块头的原像来向后遍历整个链。
在链上执行时，这些原像可以预先提供给WAVM/MIPS解释器。
这就是你在Nitro和Bedrock上阅读L2的方式。
但是，你需要为L1做类似的事情。因为交易批次存储在L1调用数据中，无法从L1智能合约访问。
Nitro将其批次的哈希存储在L1合约中。所以他们至少需要这样做，我不知道为什么没有提到。
在Bedrock中，我们甚至不存储批次哈希。相反，我们使用L1区块头返回L1链，然后沿着交易Merkle根向下查找calldata中的批次。
第4.1节的结尾，提醒我们?Arbitrum发明了“哈希预言机技巧”。不安全不应该成为忘记Arbitrum团队贡献的理由！
(J)大原像
Nitro白皮书还告诉我们，L2原像(Preimage)的固定上限是110kb，但没有引用L1的数字。
在Cannon中，我们有一个称为“大原像问题”的问题，因为要反转的潜在原像之一是收据原像，其中包含Solidity事件发出的所有数据。
在收据中，所有日志数据连接在一起。这意味着攻击者可以发出大量日志，并创建一个非常大的原像。
我们需要读取日志，因为我们使用它们来存储存款。这并不是绝对必要的：Nitro通过存储消息的哈希来避免这个问题。
我们不存储哈希，因为计算和存储它的成本很高，存储要消耗大约20kgas，每计算32个字节要消耗6gas。平均一笔交易大约是500字节，因此一批200笔交易的哈希成本大约为20kgas。以2000美元的ETH和40gweibasefee计算，额外的哈希和存储成本为3.2$。以5000美元的ETH和100gwei计算，成本即20美元。
我们目前解决大原像问题的计划，是使用简单的zk-proof来证明原像中某些字节的值。
(K)批次和状态根
Nitro将批次和状态根紧密相连。他们在包含状态根的RBlock中发布一组批次。
另一方面，Bedrock将其批次与状态根分开发布。关键优势是再次降低了发布批次的成本。这让我们可以更频繁地发布批次，并减少状态根的频率。
另一个影响是，使用Nitro，如果RBlock受到挑战，它包含的交易将不会在新链上重放。
在Bedrock中，我们目前正在讨论在成功挑战状态根的情况下该怎么做：在新的状态根上重放旧tx，还是完全回滚？
(L)其他杂项
影响较小的差异：
(i)Nitro允许排序器发布的单笔交易可以是“垃圾”。为了尽量减少对Geth的更改，我们总是丢弃包含任何垃圾交易的批次。
排序器总是能够提前找到那些，所以挥之不去的垃圾交易要么是不当行为要么是bug。排序器运行与故障证明相同的代码，因此它们对无效内容的定义应该相同。
(ii)Nitro引入了预编译合约，尤其是用于L2到L1的消息传递。我们目前不使用任何预编译，而是更喜欢它们“预部署”，即存在于创世区块特殊地址的实际EVM合约。
事实证明，我们可以在EVM中做我们需要的事情，这使得节点逻辑稍微简单一些。不过，我们并不坚决反对预编译，也许我们会在某个时候需要用到预编译。
(iii)Nitro故障证明使用了d向剖析。概念验证Cannon实现使用了二分法，但我们也可能会转向d向剖析。
Nitro白皮书中有一个非常好的公式，它解释了基于固定成本和可变成本的d的最优值。然而，我希望他们在实践中包括了如何估算这些成本的具体例子！
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