上一篇文章讲述了我们如何利用Booster rollup以通用、合理的方式扩展存储和交易执行。在本篇文章中，我们将介绍另一种可能的用例，其中rollup 仅用于帮助扩展交易，同时将所有状态保留在 L1 上。这实际上使它成为了一个协处理器，几乎没有硬性的可扩展性限制。
但首先要回顾一下，因为有些定义已经改变：
定义
Booster rollup是执行交易的rollup，就像在 L1 上执行交易一样，可以访问所有 L1 状态，但它们也有自己的存储空间。这样，执行和存储都在 L2 上进行扩展，而 L1 环境则作为共享基础。换句话说，每个 L2 都是 L1 的反映，L2 通过对交易执行和存储进行分片，直接扩展了 L1 上部署的所有应用程序的区块空间。
Booster rollup可通过多种方式扩展链。单个Booster rollup实例可同时用作完全独立的 EVM 环境、ZK 协处理器或介于两者之间的任何设备。
新的预编译
L1CALL：允许读写 L1 状态。
L1SANDBOXCALL：允许读写 L1 状态，但在调用结束时，L1 状态的变化会被还原。
L1DELEGATECALL：执行存储在 L1 上的智能合约，但所有存储读写都使用 L2 状态。
这些定义使用L1，但实际上它只是指父链的状态。
作为 ZK 协处理器的 Booster rollups
Booster rollup 允许使用 ZK-EVM 将所有 L1 智能合约工作转移到 L2，同时保留 L1 上的所有状态。L1 上所需的唯一工作就是验证 ZK 证明，并将最终状态更新应用回 L1 智能合约。这样，就可以将Booster rollup 作为 ZK 协处理器，用于父层的所有智能合约，当然也可以用于一个或多个特定的智能合约。例如，可以为整个 L1 层设置一个Booster rollup，同时在 L2 层的每个应用程序上设置额外的Booster rollup作为 ZK 协处理器。当然，一般来说，可以一起批量处理的事情越多，效率就越高。
这当然与其他ZK协处理器(如zkUniswap 2和Axiom)非常相似，只是在这些情况下，一些特定的功能是在链下处理的。在Booster rollup中，无论在何处执行交易，都会维护相同的L1环境。这意味着在证明方面有额外的开销，因为逻辑不是以最有效的方式编写的，但是根据用例，拥有一个单一的通用解决方案，可以用最少的工作被所有智能合约使用，这似乎是一个有趣的权衡。当然，仍然有理由尽可能优化某些任务，因此它们是互补的。
另一个有趣的用例是，不将此方法用于L1，而是用于在多个L2之间共享的新层，就像我们将L1状态用于共享数据一样。这更灵活一些，因为我们可以对该共享层有更多的控制。因此，我们可以做一些事情，比如自动让所有智能合约具有applyStateUpdates功能，有一种方法将最新的共享层状态根暴露给EVM，并允许在必要时恢复共享层(允许状态更新更乐观地应用于稍后的zk证明)。
实现
我们通过(重新)在L2上引入L1CALL预编译来实现这一点。L1CALL针对L1状态执行交易，并且像在L1上一样应用存储写操作，就像L1SANDBOXCALL一样。与L1SANDBOXCALL不同的是，当调用结束时，所有存储写入都会被丢弃，我们在所有L1调用中跟踪结果L1状态，同时在列表中记录这些调用期间发生的所有L1存储更新。如果是第一次更新智能合约的存储槽，则将(contract, storage_slot) = value添加到此列表中。如果(contract, storage_slot)已经在列表中，则简单地用新值更新该值。随后，Booster rollup智能合约使用包含所有L1状态更改的列表，将这些更改应用到L1智能合约，L1智能合约被L2交易修改：
想要支持这类协处理器模式的智能合约需要在其L1智能合约中实现此功能。
这种方法在智能合约中的效率非常高，只有有限数量的存储槽会被大量的L2交易更新（比如投票智能合约），或者某些操作需要大量昂贵的逻辑才能在L1上直接完成。大多数情况下，需要在链上提供的数据量也仅限于状态变化列表。
局限性
有一些限制是我们无法解决的(至少在L1上)，因为一些状态变化不容易被模拟。
nonce只能通过从一个帐户进行交易来更改，因此我们不能在L1上将它们设置为特定的值。
ETH直接绑定在L1上的账户，无法通过SSTORE进行更改。这意味着所有通过L1CALL的交易，msg.value都需要为0。
使用CREATE/CREATE2的契约部署也不可能只使用SSTORE。但是，当我们将它们作为特殊情况处理时，在技术上可以支持它们。
重放保护
L2交易的重放保护是一个有趣的问题。L2交易可以直接针对L1状态执行交易，但不可能在不执行L1交易的情况下更新L1上的EOA帐户的nonce(重放保护对于实现applyStateUpdates函数的智能钱包很有效)。这意味着L2交易确实需要使用使用L2存储的帐户的nonce，这是防止ZK-EVM协处理器完全无状态工作的唯一原因(当然不包括L1状态)。可以通过要求用户执行L1交易来创建L2交易来解决该问题，但这会使交易变得更加昂贵，并极大地限制了可能的可扩展性改进。
费用支付
交易费用的支付可以在L2上完成，这将是最通用和最有效的方式。如果可能的话，也可以通过在智能合约中向用户收取费用来实现(例如，AMM的交换费用)。当然，如果需要额外的L1状态改变，可能会降低效率。
DA要求
L1状态增量是唯一需要推送到链上的数据。然而，为能够创建L2区块/交易，需要知道L2上的帐户的名称，但系统的安全性并不依赖于它(因为所有状态仍然在L1上)。
如果在L2上处理费用支付，则该数据也需要在链上可用，但如果L2余额仅用于支付费用，则余额将很低，因此风险也很低。
同步
Booster rollup的输入是前一个 L1 区块的 L1 区块哈希。该区块哈希包含L1状态根在前一个L1块之后。这是EVM中当前可用的最新状态根。这意味着ZK-EVM协处理器需要作为触及L1区块中相关L1状态的第一个交易运行，否则我们执行交易的状态就过时了。这可以很容易地避免，但是如果由于某种原因需要将L1和L2交易组合在一起，则会限制灵活性。如果有办法将当前的 L1 状态根暴露给 EVM，这种不灵活性就可以得到解决。
混合和匹配L1和协处理器区块也需要立即应用状态更改，否则L1交易将针对过时的状态执行。这使我们无法乐观地应用 L2 的状态更改，因此我们急需 ZKP。这可以通过使用一个中间共享层来解决，而不是直接在L1上工作，这样当区块数据无效时，就可以回滚。如果没有L1交易修改与L2交易相同的状态，则状态增量可以延迟应用于L1。
Chaining rollups
在每个L2区块之后更新的L1状态根被公开为公共输入。这允许多个L2在最新的L1状态上一起工作，因为这是由早期的L2区块更新的。通过将工作拆分到多个rollup(当然执行仍然是顺序的)，这有助于扩展在多个L2上不易并行化的工作。例如，可以在rollup A上执行AMM交易，这些交易都会更新池的状态，然后让rollup B根据rollup A之后的状态继续执行，最后将最新的AMM状态应用回L1智能合约。这使得它成为跨 L2 共享序列数据的一种便捷方式。
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