一文了解以太坊2.0可执行信标链提案

11月27日，以太坊开发者Mikhail Kalinin提出了一种名为「可执行信标链」的Eth1-Eth2过渡提案，据悉，该提案的最初想法来自以太坊联合创始人Vitalik Buterin，其旨在将eth1数据（交易、状态根等）嵌入到信标区块中，并强制信标链提议者生成可执行的eth1数据来消除复杂性。

以下是该提案的具体内容：

特别感谢Vitalik Buterin的创意，@djrtwo、 @zilm以及其他人的评论和有用的贡献。

最近提出的以rollup为中心的路线图，提出数据分片作为以太坊2.0中执行的主要扩容因子，允许在单个执行分片上进行扩展，并简化了总体设计。

Eth1 分片设计假设通过信标链与数据分片进行通信。如果具有多个执行分片的第二阶段（Phase 2）在以后推出，那么这种方法将是有意义的。由于当前主要集中在以rollup为中心的路线图上，将以太坊1.0放在一个专用的分片上（也就是说，独立于信标链）给共识层带来了不必要的复杂性，并增加了在分片上发布数据以及在Eth1 中访问它们之间的延迟。

我们建议通过将eth1数据（交易、状态根等）嵌入到信标区块中，并强制信标链提议者生成可执行的eth1数据来消除这种复杂性。这会把eth1执行和有效性作为共识的一等公民。

提案概述

1. Eth1引擎由系统中的每个验证者负责维护。
2. 当验证者打算提出一个信标区块时，它会要求eth1引擎创建eth1数据。然后，Eth1数据会被嵌入正在生成的信标区块体当中。
3. 如果eth1数据无效，它也会使得承载它的信标区块失效。

Eth1引擎修改

 根据之前的方案，Eth1分片中枢、Eth1引擎以及eth2客户端是松散结合并通过RPC协议进行通信的（请检查Eth1+eth2客户端关系以了解更多详细信息）。Eth1引擎继续维护交易池和需要自己网络堆栈的状态下载器，它还应该保存eth1区块的存储。

当前的提案删除了eht1区块的概念，eth1引擎有两种潜在的方法来处理这种变化：

1. 由信标区块携带的eth1数据合成生成eth1区块；
2. 修改引擎，使交易处理不需要eth1区块，而是使用eth1数据；

前者看起来比后者要更容易实现，它允许更快地将eth1客户端转换为eth1引擎，并且已经被eth1分片poc证明。我们使用术语「可执行数据」来表示包括eth1状态根、交易列表（包括收据根和bloom过滤器）、coinbase、时间戳、区块哈希以及eth1状态转换功能所需的所有其他数据位的数据。在eth2规范中，它可能如下所示：

class ExecutableData(Container): coinbase: bytes20 # Eth1 address that collects txs fees state_root: bytes32 gas_limit: uint64 gas_used: uint64 transactions: [Transaction, MAX_TRANSACTIONS] receipts_root: bytes32 logs_bloom: ByteList[LOGS_BLOOM_SIZE] eth1引擎的职责列表与我们以前对eth1分片的职责类似。主要的观察项有：

1. 交易执行，eth2客户端向eth1引擎发送可执行数据。eth1引擎通过处理数据更新其内部内部状态，如果共识检查通过，则返回true，否则返回false。高级用例，比如即时存款处理，也可能需要结果中的完整交易凭证。
2. 交易池维护，Eth1引擎使用ETH网络协议来广播和跟踪网络中的交易。等待中的交易保存在mempool中，用于创建新的可执行数据。
3. 可执行数据创建，Eth2客户端发送先前的区块哈希以及eth1状态根、coinbase、时间戳以及创建可执行数据所需的所有其他信息（交易列表除外）。Eth1引擎返回ExcecutableData的实例。
4. 状态管理，Eth1引擎维护状态存储以能够运行Eth1状态执行函数。4、1 它涉及到最终触发的状态trie修剪机制，需要基于信标区块链的状态trie版本控制；注意：长时间没有最终结果，会导致存储中出现大量垃圾，因此会消耗额外的磁盘空间。 4、2 当无状态执行和“区块创建”就绪时，eth1引擎可选择作为纯状态转换功能运行，它可以禁用状态存储，从而减少对磁盘空间的需求。
5. JSON-RPC支持，为了便于使用及采用，保留对以太坊JSON-RPC的支持非常重要。这一责任将由eth2客户端和eth1引擎分担，因为eth1引擎可能会失去独立处理JSON-RPC端点子集的能力，例如基于区块号和哈希的调用。这种分离将在以后解决。

信标区块处理

 ExecutableData结构替换信标区块体中的Eth1Data，此外，信标链和eth1的同步处理可实现即时存入，因此，可以从信标区块主体移除deposit。

更新的信标区块体（block body）：

class ExecutableBeaconBlockBody(Container): randao_reveal: BLSSignature executable_data: ExecutableData # Eth1 executable data graffiti: Bytes32 # Arbitrary data # Operations proposer_slashings: List[ProposerSlashing, MAX_PROPOSER_SLASHINGS] attester_slashings: List[AttesterSlashing, MAX_ATTESTER_SLASHINGS] attestations: List[Attestation, MAX_ATTESTATIONS] voluntary_exits: List[SignedVoluntaryExit, MAX_VOLUNTARY_EXITS] 我们按照以下方式修改process_block函数： def process_block(state: BeaconState, block: BeaconBlock) -> None: process_block_header(state, block) process_randao(state, block.body) # process_eth1_data(state, block.body) used to be here process_operations(state, block.body) process_executable_data(state, block.body) 在process_operations完成后处理可执行数据是合理的，因为在许多地方，操作处理可能会使整个区块失效。不过，这种方法可能是次优的，这为客户端优化留下了空间。 

在EVM中访问信标状态

 我们更改用于返回eth1区块哈希的BLOCKHASH操作码的语义。现在，它返回的是信标区块根，这允许检查从256个slot开始直到前一个slot的信标状态或区块中包含的那些数据的证明。

异步状态读取有一个主要缺点。 客户端必须要等待一个区块，才能创建带有链接到该区块的证明或它产生的状态根的交易。 简而言之，异步状态访问至少要延迟一个slot的时间。

直接状态访问

 假设eth1引擎可以访问表示整个信标状态的merkle树。然后，可以使用操作码READBEACONSTATEDATA(gindex) 来提供EVM功能，以提供对任何信标状态的直接访问。此操作码具有几个不错的属性。首先，这种读取的复杂性取决于gindex值，并且易于计算，因此可以轻松推断出gas价格。其次，返回数据的大小为32字节，这完全适合EVM。

有了这个操作码，人们可以创建一个更高级别的信标状态访问器库，从而为智能合约提供便捷的API。例如：

v = create_validator_accessor(index) # creates an accessor v.get_balance() # returns balance of the validator v.is_slashed() # returns the value of slashed flag 该模型消除了状态访问延迟。因此，通过对信标链操作和eth1执行适当的排序，可以在slot N中访问到slot N-1 分片数据的交联（crosslink），从而允许rollup以最快的方式证明数据包含在内。而且，这种方法还降低了信标状态读取的数据及计算复杂性。

注意：可能值得一开始就使READBEACONSTATEDATA操作码的语义独立于特定的承诺方案（即merkle树），以便于轻松升级。

直接访问的成本增加了eth1引擎的复杂性。读取信标状态的能力可以通过不同的方式实现：

1. 传递状态以及可执行数据。这种方法的主要问题在于处理大的状态副本，如果将直接访问限制为状态数据的一个子集，而该状态数据的子集需要将一小部分状态传递给执行，那么它可能会起作用。
2. 双工通信信道，有了一个双工通道，eth1引擎将能够向信标节点请求EVM同步请求的状态片段。将能够同步向信标节点询问EVM请求的状态。 根据通道的设置方式，延迟可能会成为执行具有信标状态读取的交易的瓶颈。
3. 嵌入式eth1引擎，如果eth1引擎被嵌入到信标节点中（例如，作为一个共享库），它可以通过该节点提供的主机功能从同一内存空间读取状态。

分析

 1、网络带宽目前的提案通过可执行数据的大小来扩大信标区块。不过，由于该提案允许使用高级存入方案，因此有可能删除Deposit操作。根据区块利用率，以及平均eth1区块大小，预期的增长在10％到20％之间，这对网络接口要求的影响很小。

值得注意的是，如果rollup使用CALLDATA，那么eth1区块的大小在最坏的情况下可能会增长到200kb（gas限制为1200万），从而使可执行信标区块大小在300kb左右，增加了60%。

2、区块处理时间平均处理时间如下：

1. 信标区块 12 ms
2. Epoch 64 ms
3. 以太坊主网区块 200 ms

很难推断出信标链的处理时间，尤其是在验证器集和交联（crosslink ）处理相对较大的情况下（因为分片已推出）。也许在某个时候，epoch处理将与eth1执行几乎同时进行。减少epoch边界处处理时间的潜在方法，是在epoch的最后一个区块及时到达的情况下，不必等待下一个slot的开始而提前处理epoch。异步状态访问模型允许进行另一种优化。在这种情况下，process_executable_data可以与主process_block甚至process_epoch有效负载并行运行。

改善这项设计

 有人可能会说，当前的提案会把执行模型设置为一成不变的，并降低了在需要时引入更多可执行分片的能力。

另一方面，一些可执行分片引入了诸如跨分片通信、共享帐户空间等问题，而这些问题与执行模型的预期转变同样重要且难以解决。

对于该提案，Vitalik Buterin评论称：

“干得好！我确实担心eth1执行和信标链之间的同步交互。原因是使用同步交互虽然更简单，但会永久性地规定了验证eth2区块需要运行相应的eth1执行的要求。例如，它排除了允许eth2节点成为eth1无状态客户端等替代方法，并且仅验证eth1方是否是指定委员会的一部分。 因此，即使可执行数据直接在信标区块中，我也会倾向于保持可执行数据与信标链逻辑之间的通信完全异步。”