数据扣留与欺诈证明:Plasma不支持智能合约的原因

ellen2023-12-02 14:13:59极客 Web3

作者:Faust,极客web3

关于Plasma为何被长期埋没,以及Vitalik会大力支持Rollup,线索主要指向两点:在以太坊链下实现DA是不可靠的,很容易发生数据扣留,而数据扣留一旦发生,欺诈证明就难以展开;Plasma的机制设计本身对智能合约极其不友好,尤其难以支持合约状态迁移到Layer1。这两点使得Plasma基本只能采用UTXO或近似的模型。

为了理解上述两个核心观点,我们先从DA和数据扣留问题讲起。DA的全称是Data Avalibility,字面译作数据可用性,现在被很多人误用,以至于和”历史数据可查“严重混淆。但实际上,”历史数据可查“以及”存储证明“是Filecoin和Arweave等早已解决的问题。按照以太坊基金会和Celestia的说法,DA问题单纯探讨数据扣留场景。

Merkle Tree和Merkle Root及Merkle Proof


为了说明数据扣留攻击与DA问题究竟指什么,我们需要先简单讲一下Merkle Root和Merkle Tree。在以太坊或绝大多数公链中,用一种称作Merkle Tree的树状数据结构,充当全体账户状态的摘要/目录,或记录每个区块内打包的交易。


Merkle Tree最底层的叶子节点,由交易或账户状态等原始数据的hash构成,这些hash两两一组求和,反复迭代,最终可以算出一个Merkle Root.


图中最下面的record就是叶子节点对应的原始数据集)
Merkle Root有一个性质:如果Merkle Tree底层某个叶子节点发生变化,计算得到的Merkle Root也会发生变化。所以,对应不同原始数据集的Merkle Tree,会有不同的Merkle Root,就好比不同的人有不同的指纹。而被称作Merkle Proof的证明验证技术,利用了Merkle Tree的这个性质。
以上图为例,假如李刚只知道图中Merkle Root的数值,不知道完整的Merkle Tree包含哪些数据。我们要向李刚证明,Record 3的确和图中的Root有关联性,或者说,证明Record 3的哈希存在于Root对应的那棵Merkle Tree上。
我们只需要把Record3,以及标记为灰色的那 3 个digest数据块,提交给李刚,而不必把整个Merkle Tree或其所有叶子节点都提交过去,这就是Merkle Proof的简洁性。当Merkle Tree底层记录的叶子特别多时,比如包含了2的20次幂个数据块(约100万),Merkle Proof最少只需要包含21个数据块。

(图中的数据块30和H2就可以构成Merkle Proof,证明数据块30存在于H0对应的Merkle Tree上)
在比特币、以太坊或跨链桥中,经常用到Merkle Proof的这种“简洁性”。我们所知的轻节点,其实就是上文提到的李刚,他只从全节点那里接收区块头header,而不是完整的区块。这里需要强调,以太坊用称为State Trie的默克尔树,充当全体账户的摘要。只要State Trie关联着的某个账户状态发生变化,State Trie的Merkle Root——称为StateRoot就会变化。
以太坊的区块头中,会记录StateRoot,同时也会记录交易树的Merkle Root(简称Txn Root),交易树和状态树的一个区别,在于底层叶子所代表的数据不同。假如第100号block内包含300笔交易,则交易树的叶子,代表的就是这300笔Txn。
另一个区别在于,State Trie整体的数据量特别大,它的底层叶子对应着以太坊链上所有地址(实际上还有很多过时的状态哈希),所以State Trie对应的原始数据集不会发布到区块中,只在区块头记录下StateRoot。而交易树的原始数据集就是每个区块内的Txn数据,这棵树的TxnRoot会记录在区块头里。

由于轻节点只接收区块头,只知道StateRoot和TxnRoot,不能根据Root反推出完整的Merkle Tree(这是由Merkle Tree和哈希函数的性质决定的),所以轻节点无法获知区块内包含的交易数据,也不知道State Trie对应的账户发生了哪些变化。
如果王强要向某个轻节点(前面提过的李刚)证明,第100号block中包含某笔交易,已知轻节点知道100号block的区块头,知道TxnRoot,那么上述问题转化为:证明这笔Txn存在于TxnRoot对应的那棵Merkle Tree上。这个时候,王强只要提交对应的Merkle Proof即可。

在很多基于轻客户端方案的跨链桥中,常常会用到上面讲到的,轻节点和Merkle Proof的轻量与简洁性。比如说,Map Protocol等ZK桥,会在ETH链上设置一个合约,专门接收其他链的区块头(比如Polygon)。当Relayer向ETH链上的合约,提交Polygon第100个区块的header后,合约会验证header的有效性(比如是否凑足了Polygon网络内2/3 POS节点的签名)。
如果Header有效,且某用户声明,自己发起了从Polygon到ETH的跨链Txn,该Txn被打包进了Polygon第100个区块。他只要通过Merkle Proof,证明自己发起的跨链Txn,能对应上100号区块头的TxnRoot(换句话说,就是证明自己发起的跨链Txn 在Polygon的100号区块内有记录)。只不过ZK桥会通过零知识证明,压缩验证Merkle Proof所需的计算量,进一步降低跨链桥合约的验证成本。

DA与数据扣留攻击问题


讲完了Merkle Tree和Merkle Root、Merkle Proof,我们回到文章最开头说到的DA与数据扣留攻击问题,这一问题早在2017年以前就被人探讨过,Celestia原始论文有对DA问题的来源进行考古。Vitalik本人则在2017~18年的一个文档中,谈到出块者可能故意隐瞒block的某些数据片段,对外发布不完整的区块,这样一来,全节点就无法确认交易执行/状态转换的正确性。


此时,出块者可以盗取用户资产,比如把A账户中的币全部划转到别的地址,而全节点无法判断A本人是否有这么做,因为他们不知道最新区块包含的完整交易数据。


在比特币或以太坊等Layer1公链中,诚实全节点会直接拒收上述无效区块。但轻节点则不同,他们只从网络中接收区块头Header,只知道StateRoot和TxnRoot,不知道Header和两个Root对应的的原始区块是否有效。


在比特币白皮书中,其实有对这种情况作出脑洞,中本聪曾认为,大多数用户会倾向于运行配置要求较低的轻节点,而轻节点无法判断区块头对应的block是否有效,如果某个block无效,诚实全节点会向轻节点发出警报。


但中本聪没有对这个方案进行更细致的分析,后来Vitalik和Celestia创始人Mustafa在这个idea之上,结合其他前人的成果,引入了DA数据采样,确保诚实全节点能够还原出每个区块的完整数据,并在必要时刻发出警报。


注:DA数据采样(DAS)与Celestia并不是本文要探讨的重点,感兴趣的读者可以阅读《极客web3》过往文章:《对数据可用性的误解:DA=数据发布≠历史数据检索》
Plasma的欺诈证明
简单来说,Plasma是一种只把Layer2的区块头发布到Layer1上的扩容方案,区块头之外的DA数据(完整的交易数据集/每个账户的状态变化)只在链下发布。换句话说,Plasma就像基于轻客户端的跨链桥一样,在ETH链上用合约实现了Layer2的轻客户端,当用户声明要把资产从L2跨到L1时,要提交Merkle Proof,证明自己的确拥有这些资产。
资产从L2跨到L1的验证逻辑,和前文中谈到的ZK桥比较类似,只不过Plasma的桥接模型基于欺诈证明,而不是ZK证明,更接近于所谓的“乐观桥”。Plasma网络中从L2到L1的提款请求不会被立刻放行,而是有一个“挑战期”,至于挑战期的目的是什么,我们会在下面讲解。

Plasma对数据发布/DA没有严格要求,排序器/Operator只是在链下广播每个L2区块,有意愿获取L2区块的节点去自行获取。之后,排序器会把L2区块的Header发布到Layer1。比如说,排序器先在链下广播第100号区块,之后把区块的header发布到链上。如果100号区块中包含无效交易,任何Plasma节点都可以在“挑战期“结束前,向ETH上的合约提交Merkle Proof,证明第100号区块头能关联到某笔无效交易,这就是欺诈证明涵盖的一个场景。

Plasma的欺诈证明应用场景还包括以下几种:
1.假设Plasma网络的进度到了200号区块,此时A用户发起提款声明,称自己在第100号区块时,有10枚ETH。但实际上,A用户在100号区块之后,曾把账上的ETH花掉。
所以,A的行为实际上是:花掉10枚ETH后,声明自己在以前有10枚ETH,并尝试把这些ETH提走。这就是典型的“双重提款”,双花。此时,任何人都可以提交Merkle Proof,证明A用户最新的资产状况,不满足其提款声明,也就是证明A在100号区块后,没有提款声明的那些钱(不同的Plasma方案针对这种情况的证明方法不一致,账户地址模型远比UTXO的双花证明麻烦的多)。
2.如果是基于UTXO模型的Plasma方案(过去主要都是这种),区块头中是不包含StateRoot的,只有TxnRoot(UTXO不支持以太坊式的账户地址模型,也没有State Trie这种全局状态设计)。换言之,采用UTXO模型的链只有交易记录,没有状态记录。
此时,排序器自身可能发动双花攻击,比如把某个已经被花掉的UTXO再花一次,或者给某个用户凭空增发UTXO。任何一个用户都可以提交Merkle Proof,证明该UTXO的使用记录在过往区块中出现过(被花过),或者证明某个UTXO的历史来源有问题。

3.对于EVM兼容/支持State Trie的Plasma方案,排序器有可能提交无效的StateRoot,比如说,在执行了第100个区块中包含的交易后,StateRoot应该转换为ST+,但排序器往Layer1提交的却是ST-。
这种情况下的欺诈证明比较复杂,需要在以太坊链上重放第100号区块中的交易,计算量和需要的输入参数会消耗大量gas。早期采用Plasma的团队难以实现如此复杂的欺诈证明,所以大多采用了UTXO模型,毕竟基于UTXO的欺诈证明很简洁,也好实现(首个上线欺诈证明的Rollup方案Fuel,就是基于UTXO的)

数据扣留与Exit Game
当然,上述欺诈证明能生效的场景,都是在DA/数据发布有效时,才成立的。如果排序器搞数据扣留,不在链下发布完整的区块,Plasma节点就无法确认Layer1上的区块头是否有效,当然也无法顺利发布欺诈证明。
此时,排序器可以盗取用户资产,比如私自把A账户的币全部划转到B账户,再从B账户给C转账,最后用C的名义发起提款。B和C账户是排序器自己拥有的,B->C这笔转账就算对外公示,也无伤大雅;但排序器可以扣留A->B这笔无效转账的数据,人们无法证明B和C的资产来源有问题(要证明B的资产来源有猫腻,就要指出”给B转账的某笔Txn“的数字签名有误)。
基于UTXO的Plasma方案有针对性的举措,比如任何人发起提款时,都要提交资产的全部历史来源,当然后来有更多的改良措施。但如果是EVM兼容的Plasma方案,会在这块显得软弱无力。因为如果涉及与合约相关的Txn,在链上验证状态转换过程会产生巨量成本,所以支持账户地址模型和智能合约的Plasma,不好实现针对提款有效性的验证方案。
此外,抛开上面的话题,无论是基于UTXO还是基于账户地址模型的Plasma,一旦发生数据扣留,基本都会引发人们的恐慌,因为你不知道排序器都执行了哪些交易。Plasma的节点会发现不对劲,但又无法针对性的发布欺诈证明,因为欺诈证明所需的数据,Plasma排序器没发出来。
这个时候,人们只能看到对应的区块头,但不知道区块里面都有什么,不知道自己的账户资产变成了什么样,大家会集体发起提款声明,用对应着历史区块的Merkle Proof尝试提款,引发被称作“Exit Game”的极端场景,这种情况会导致“踩踏”,使得Layer1严重拥堵,并仍会导致一些人资产受损(没有接收到诚实节点通知或者不刷推特的人,根本不会知道排序器正在盗币)。

所以,Plasma是一种不可靠的Layer2扩容方案,一旦发生数据扣留攻击,就会触发“Exit Game”,很容易让用户蒙受损失,这是其被废弃的一大原因。
Plasma难以支持智能合约的原因
在讲过了Exit Game和数据扣留问题后,再来看Plasma为什么难以支持智能合约,主要是两个理由:
其一,如果是Defi合约的资产,该由谁来提取到Layer1?因为这本质上就是把合约的状态从Layer2迁移到Layer1,假设有人往DEX的LP池子充了100个ETH,之后Plasma的排序器作恶了,人们要紧急提款,这时候用户的100个ETH都还为DEX合约所控制,请问这个时候这些资产该由谁提到Layer1上?
最好的办法,似乎是先让用户从DEX赎回资产,再由用户自己去把钱提到L1上,但问题是Plasma排序器已经作恶了,随时可能拒绝用户请求。
那么,如果我们事先给DEX合约设置Owner,允许他在紧急情况下,把合约资产提到L1上呢?显然这会赋予合约Owner以公共资产的所有权,他可以随时把这些资产提到L1上并跑路,这岂不是太可怕了?
显然,该怎么处置这些由Defi合约所支配的“公共财产”,是一个巨大的雷。这其实涉及到公权力分配的难题,此前响马曾在访谈《高性能公链难出新事,智能合约涉及权力分配》中谈到过这点。

其二,如果不允许合约迁移状态,会使其蒙受巨额损失;如果允许合约把自己的状态迁移到Layer1,会出现Plasma欺诈证明难以解决的双重提款:
比如,我们假设Plasma采用以太坊的账户地址模型,支持智能合约,有一个混币器,目前存入了100枚ETH,混币器的Owner由Bob控制;
假设Bob在第100个区块时,从混币器提走50枚ETH。之后Bob发起提款声明,把这50枚ETH跨到了Layer1上;
之后,Bob用过去的合约状态快照(比如第70个区块),把混币器过去的状态迁移到Layer1上,这会把混币器“曾经拥有”的100枚ETH也跨到Layer1上;
显然,这是典型的“双重提款”,也就是双花。有150枚ETH被Bob提到了Layer1,但Layer2网络用户只向混币器/Bob付出100枚ETH,有50枚ETH被凭空抽走。这很容易把Plasma的储备金抽干理论上人们可以发起欺诈证明,证明混币器合约的状态在第70个区块之后有变化。
但假如在第70号区块之后,所有和混币器合约产生交互的Txn,都没有改变合约状态,除了Bob抽走50枚ETH那笔交易;如果你要出示证据,指出混币器合约在第70号区块后有变化,就要在以太坊链上把上述提及的所有Txn跑一遍,最终才能让Plasma合约确定,混币器合约状态的确发生过变化(之所以这么复杂,是由Plasma本身的构造决定的)。如果这批Txn数量极大,欺诈证明根本无法在Layer1上发布(会超出以太坊单个区块的gas上限)。

https://ethresear.ch/t/why-smart-contracts-are-not-feasible-on-plasma/2598
理论上来说,上面的双花场景中,似乎只要提交混币器当前的状态快照(其实就是对应StateRoot的默克尔证明),但实际上,由于Plasma不在链上发布交易数据,合约无法确定你提交的状态快照是否有效。这是因为排序器自己可能发动数据扣留,提交无效的状态快照,恶意指证任何一名提款者。
比如说,当你声明自己账上有50枚ETH并发起提款时,排序器可能私自把你账户清0,然后发动数据扣留,把一个无效的StateRoot发到链上,并提交对应的状态快照,诬告你账户里没钱了。这个时候大家没法证明排序器提交的StateRoot和状态快照无效,因为他发动了数据扣留,你得不到欺诈证明需要的足量数据。
为了防止这种情况,Plasma节点在出示状态快照证明某人有双花行为时,还要重放这段时间内的交易记录,这可以防止排序器用数据扣留来阻止别人提款。而在Rollup中,如果遇到上述双重提款,理论上不需要重放历史交易,因为Rollup不存在数据扣留问题,会"强制要求"排序器在链上发布DA数据。Rollup排序器如果提交一个无效StateRoot-状态快照,要么无法通过合约验证(ZK Rollup),要么很快就会被挑战(OP Rollup)。
其实除了上面谈到的混币器的例子外,多签合约等场景一样可以导致Plasma网络发生双重提款。而欺诈证明对这种场景的处理效率很低。在ETH Research中有对这种情况作出分析。
综上所述,由于Plasma方案不利于智能合约,基本不支持合约状态迁移到Layer1,主流的Plasma只好选用UTXO或类似的机制,因为UTXO不存在资产所有权冲突问题,并且能很好的支持欺诈证明(尺寸小很多),但代价是应用场景单一,基本只能支持转账或者订单簿交易所。
此外,因为欺诈证明本身对DA数据有较强的依赖,如果DA层不可靠,将难以实现高效率的欺诈证明系统。而Plasma对于DA问题的处理太简陋,无法解决数据扣留攻击问题,随着Rollup的崛起,Plasma慢慢就淡出了历史舞台。

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