以太坊2.0将加速落地 简化分片方案新鲜出炉

昨天在日本大阪举办的Devcon 5 大会上，ConsenSys创始人透露称以太坊2.0的phase 1-2将提前落地，可能在2020年底就可以推出，而这比原计划要提前近两年的时间。

那这究竟是怎么一回事呢？是开发者们实在太给力，以至于团队能超前完成任务了？

当然不是这个原因，真正的原因是：以太坊2.0原分片方案实施难度太高，为了加快落地，研发团队对其进行了简化。

为此，以太坊创始人Vitalik 刚发布了还热乎的“减少分片数量，加快跨分片通信”的提议。

那这个新提议的具体内容有哪些呢？

原文在这里：https://notes.ethereum.org/@vbuterin/HkiULaluS

太懒不看？给你核心要点：

1. 不再有持续分片链（persistent shard chain）的概念，相反，每个分片区块都是直接的交联（crosslink）。提议人发出提议，交联（crosslink）委员会负责批准，然后完成任务；

2. 分片数从之前的1024减少到64，分片区块大小从（16目标值，64上限值）kB增加到（128目标值，512上限值）kB，总分片容量为1.3-2.7 MB/s，具体取决于slot时间。如果需要的话，分片数量和区块大小可随时间的推移而增加，比方说10年后最终达到1024个分片，以及1 MB区块。

3. L1和L2层进行了诸多简化：（i）所需的分片逻辑更少，（ii）不需要layer-2跨分片加速，因为“本地”跨分片通信是在1个slot时间内发生的，(iii)不需要DEX来促进支付跨分片txfee（交易费），(iv) EE（执行环境）可以变得更简单，(v)无需混合序列化（serialization）和哈希；

4. 主要缺点：(i) 信标链开销会较大，（ii）分片区块时间会变长，（iii）较高的“突发性”带宽需求，但“平均”带宽需求会是较低的。

（注：下面是具体方案描述）

序言/根本原因

当前的以太坊2.0体系结构过于复杂，特别是在费用市场层面，这是由针对eth2基础层的主要故障所创建的layer-2解决方案引起的：虽然分片内的区块时间是非常低的（3-6s），但分片之间的底层通信时间却是非常高的，这需要1-16个epoch周期，而如果超过1/3的验证者离线，这个时间甚至会更多。这使得“乐观”解决方案成为了必要前提：一个分片内的子系统“假装”提前知道其它分片的状态根，通过某种中等安全的机制（如轻客户端）来学习它们，并通过使用这些（可能，但不确定的）状态根处理交易来计算自己的状态。一段时间后，一个“后卫”进程会遍历所有的分片，检查哪些计算使用了有关其他分片状态的“正确”信息，并丢出所有未使用这些“正确”信息的计算。

而这个过程是有问题的，这是因为，虽然它可有效地模拟很多情况下的超高速通信时间，但是复杂的情况，是由“乐观的”ETH和“真实的”ETH之间的差距引起的。具体而言，我们无法合理地期望区块提议者“知道”乐观ETH，因此，如果分片A上的用户向分片B上的用户发送ETH，则在分片B上的用户拥有协议层ETH（这是唯一可用来发送交易费的东西）之前，会存在一个时间延迟。而要想绕过这一点，要么需要去中心化交易所（它们有自身的复杂性和低效率问题），要么需要中继市场（这引起了人们对垄断中继者审查用户的担忧）。

此外，目前的交联（crosslink）机制增加了大量的复杂性，实际上它需要一整套区块链逻辑，包括奖惩计算、分叉选择规则等，它们需要被纳入分片链中，并作为Phase 1（阶段1）的一部分。

本文档提出了一个彻底的替代方案，它消除了所有这些问题，从而使以太坊2.0能够更快地使用，另外还降低了风险（文档中还记录了一些折衷方案）。

方案细节

我们把 SHARD_COUNT （分片计数）从1024减少到64，并将每个slot的最大分片数从16增加到64。这意味着“最优”工作流现在是在每个信标链区块之间，而之前每个分片会发布一个交联（crosslink）（为了清楚起见，让我们取消“crosslink”一词，因为我们没有“链接”到分片链，而是直接使用“ 分片区块 ”一词）。

注意一个关键的细节：现在有一条路径，任何分片的slot-N+1区块都可以知道所有分片的所有slot-N 区块。因此，我们现在有一类的单slot跨分片通信（通过Merkle收据）。

现状（近似图）

新提议

我们改变了证明链接的结构：它不再包含“crosslink”（包括以某种复杂的序列化形式表示许多分片区块的“数据根”），而只包含单个区块内容的数据根，其内容完全由“提议者”决定。分片区块还将包括来自提议者的签名。提议者的计算方法与以前相同，都是基于persistent-committee（常设委员会）的算法，而这是为了鼓励p2p网络的稳定性。如果没有可用的提案，交联委员会成员可投票赞成一个空的“零提案”。

在该状态下，我们像以前一样存储一个map latest_shard_blocks: shard -> (block, slot) ，不同之处在于存储的周期变成了 epoch ，而不是之前的 slot 。在“乐观情况下”，我们希望这个map能够更新每个slot。

将 online_validators 定义为活跃验证者（在过去8个epoch周期中的1个，这些验证者至少有一个证明被包含在内）的子集。如果2/3的 online_validators （按总余额计算）同意给定分片的同一新区块，则map会进行更新。

如果当前slot是 n ，但对于给定分片 i ， latest_shard_blocks[i].slot < n-1 （即前一slot周期该分片出现了一个跳过（skipped）区块），我们需要该分片的证明，以提供范围 [latest_shard_blocks[i].slot + 1....min(latest_shard_blocks[i].slot + 8, n-1)] 内所有slot的数据根。分片区块仍需指向“先前分片区块”，并且我们仍要强制一致性，因此该协议要求这样的多slot证明是一致的。我们希望委员会使用以下“分叉选择规则”：

1. 对于每个有效+可用的分片区块 B （该区块的祖先区块也必须是有效+可用的），计算最近消息支持B或B后代的验证者的总权重，我们称之为 B 的“得分”，空分片区块也可以有得分。

2. 为 latest_shard_blocks[i].slot + 1 选择拥有最高得分的分片区块；

为 latest_shard_blocks[i].slot + k （k > 1）选择拥有最高得分的分片区块；

概述

发布信标区块N和信标区块N+1之间的过程如下：

1. 信标区块N被发布；

2. 对于任何给定的分片i，分片i的提议者提出一个分片区块。此区块的执行可看到信标区块N和旧区块的根（如果需要，我们可以将可见性降低到区块N-1和旧区块，这就允许信标区块和分片区块并行提出）；

3. 映射到分片i的证明者进行证明，其中包括对分片i上的slot N信标区块和slot N分片区块的意见（在特殊情况下，也包括分片i上的旧分片区块）；

4. 信标区块N+1发布，其中包括所有分片的证明，区块N+1的状态转换函数会处理这些证明，并更新所有分片的“最新状态”；

开销分析

注意，不需要有参与者不断积极地下载分片区块区块数据，相反，提议者在发布提案时，只需在小于3秒的时间内上传最高512 kB的数据（假设有400万个验证者，每个提议者平均每12.8万个slot周期会上传一次），然后委员会只需在小于3秒的时间内下载最高512 kB的数据，即可验证提案（每个验证者将被要求在每个epoch周期执行一次此操作）。

请注意，这低于当前每个验证者的平均负载（即每个epoch周期约2MB）。但是，“突发性”负载会是更高的：之前为3秒内最高64KB，现在改为3秒内最高512KB。

从证明（来自400万验证者）加载的信标链数据更改如下：每个证明大约300字节的固定数据，外加一个位字段（bitfield），即每个epoch周期400万bit，或每个slot 8192 byte。因此，当前方案的最大负载为128 * 300 + 8192 = 46592，尽管平均负载可能更像32 * 300 + 8192 = 17792，甚至可通过压缩来降低（证明包含冗余信息）。

而在该提议中，我们会看到两种负载：

最大负载为128 * 300 + 128 * 200 + 8192 = 72192，平均负载也许为80 * 300 + 10 * 200 + 8192 = 34192。

还要注意，证明聚合在每个分片中每个slot的开销为65536 * 300 / 64 = 307200 字节。这为运行节点的系统提供了一个需求基础，因此使区块数据变得比这小得多也没有什么价值。

从计算上讲，唯一显著增加的开销，是更多的配对（pairing，更具体的说，是更多的 Miller循环），而具体数据是从每个区块最多128增加到最多192，而这将增加大约200ms的区块处理时间。

分片“基本操作系统”

每个分片都有一个状态，即映射 ExecEnvID -> (state_hash, balance) 。一个分片区块被分成一组 块（chunk） ，其中每个块（chunk）指定一个执行环境（EE）。块（chunk）的执行以状态根和块（chunk）的内容（即一部分分片区块数据）作为输入，并输出一个  [shard, EE_id, value, msg_hash] 元组列表，每个分片最多只能有一个 EE_id （我们添加两个“虚拟”分片：传输到shard -1代表验证者对信标链的存款，传输到shard -2则向提议支付费用）。我们还从EE余额中减去 value 的和。

在分片区块头中，我们放置了一个“receipt root”（收据根），其中包含一个映射 shard -> [[EE_id, value, msg_hash]...]  （每个分片最多8个元素）。

分片 i 上的分片区块，需包含彼此分片的分片  j 收据的Merkle分支，该分支位于其它分片的“receipt root”（收据根）（任何分片i都知道任何分片j的收据根）。接受的值被分配给它的EE（执行环境），并且EE 执行可访问 msg_hash 。

这允许在分片间的EE之间即时传输ETH，每个区块的开销为 (32 * log(64) + 48) * 64 = 15360字节。 msg_hash 可用于减少传递跨分片信息所需验证内容（witness）的大小，因此在一个高度活跃的系统中，15360字节通常是必不可少的。

主要的好处：更简单的费用市场

我们可按下面的方式修改执行环境（EE）：每个分片都有一个状态，其中包含状态根以及执行环境（EE）的余额。执行环境将能够发送收据，因而将币直接发送给其它分片上的相同执行环境。这将使用一个Merkle分支处理机制来完成，每个分片EE状态为其它分片存储一个nonce，以此作为重放保护。EE也可以直接向区块提议者支付费用。

而这种方式，除了提供了足够的功能（允许用户将币存放在分片上，使用这些币发送交易费用，并在分片内轻松地移动这些币）之外，还消除了对中继市场的迫切需求，也消除了执行环境（EE）承担乐观实施跨分片状态的负担。

优化证明

为了提高效率，我们还进行了以下优化：如前所述，查阅slot n的证明可完整地包含在slot n+1中。然而，如果这样的证明包含在后面的slot中，则必须以“简化形式”包含它，该“简化形式”仅包含信标区块（head, target, source），而不包含任何交联（crosslink）数据。

这种方法不仅减少了数据，而且重要的是，通过强制“旧证明”保存了相同的数据，它减少了验证证明所需的配对（pairing）数量：在大多数情况下，来自同一slot的所有旧证明都可通过单个配对（pairing）进行验证。如果链不分叉，则在最坏情况下，验证旧证明所需的配对数限制为epoch长度的两倍。如果链确实发生了分叉，那么包含所有证明的能力，将取决于更高百分比的提议者（例如是1/32，而不是1/64）是诚实的条件，并且还需要包含更早的证明。

保留对轻客户端的支持

每天，我们随机选择一个由256个验证者组成的委员会，这些验证者可以在每个区块上签名，其签名可包含在区块n+1中以获得奖励。这样做是为了让低权利的轻客户端也能够工作。

其它可能的扩展

1. slot n 的分片区块须查询slot n-1（而不是slot n）的信标链区块。这将允许每个slot并行而非串联发生，从而减少slot时间，而其代价是将跨分片通信时间从1个slot时间增加到2个slot时间；

2. 如果区块提议者希望让区块大于64KB（注：目标是128KB），则其首先要生成64KB的数据，然后让交联（crosslink）委员会对其进行签名，然后，他们可以添加另一部分引用第一个签名的64 kB，依此类推。这将鼓励区块生产者每隔几秒发布其区块的部分完成版本，从而创建预确认；

3. 加快秘密leader选举的发展（为简单起见，即使是匿名集为8-16的基于环签名技术的版本也会有帮助）；

而对于这一新的分片方案，也有社区成员发出了自己的疑问，比如Raymond Durk写道：

“如果现在这样做，那以后（以太坊2.0）分片数量要扩展到1024，它的实现会复杂吗？”

对此，Vitalik的回复是“并不复杂”。

你的看法是什么呢？