我们依然在状态中存储一个映射 latest_shard_blocks: shard -> (block_hash, slot) ，差异的是由存储epoch变为时隙。在“乐观环境”下，我们但愿这个映射可以或许更新每个时隙。
对付每个有效且可用的分片区块B（该区块的祖先区块也必需有效且可用），计较其最近动静支持B或B的儿女的验证者总权重，暂且将该权重称为分片区快B的“得分”。纵然是空缺的分片区块也可以有得分。
另外，今朝的交联（crosslink）机制大大增加了巨大性，实际上它需要一整套区块链逻辑，包罗赏罚计较、单独存储分片内嘉奖的状态以及分叉选择法则等，这些都需要被纳入分片链中作为阶段1的构成部门。本文档提出了一个斗胆的替代方案，用以办理所有这些问题，使以太坊2.0可以或许更快地投入利用，同时低落风险，个中尚有一些折中方案。
先容/理念以太坊2.0今朝的架构过于巨大，尤其是在用度市场方面。这个问题由layer 2办理方案引起（针对2.0基本层的重大妨碍所设计）：固然分片内的区块时间长短常短的（3-6s），然而分片间的基本层通信时间出格长，需要1-16个epoch（假如高出1/3的验证者离线，则会耗费时间更久）。这就亟待“乐观”的办理方案：一个分片内的子系统通过某种中等安详的机制（如轻客户端），“冒充”提前知道其它分片的状态根，并利用这些不确定的状态根来处理惩罚生意业务，以此来计较本身的状态。一段时间后，所有的分片都将经验“后卫”历程，查抄哪些计较利用了其他分片状态的“正确”信息，并丢弃未利用“正确”信息的所有计较。而这个进程是存在问题的，固然它可以或许有效地模仿很多环境下的超高速通信时间，可是“乐观”ETH和“真实”ETH之间的差距衍生出了其他巨大环境。详细而言，我们不能假设区块提议者“知道”乐观的ETH，因此，假如分片A上的用户向分片B上的用户发送ETH，则分片B上的用户在拥有协议层ETH（独一可以用作发送生意业务用度的ETH）之前，会呈现时间延迟。假如想制止延迟，要么需要去中心化生意业务所（存在巨大性和低效率问题），要么需要中继市场（这将发生把持中继人对用户举办审查的担心）。
从计较层面来说，独一大幅增加的花销是需要更多的配对（更确切地说，是更多的Miller轮回），每个区块的上限从128增加到192，而这将使得区块处理惩罚时间耽误200ms。
假如一个区块提议者试图将区块巨细扩大到64KB以上(备注：方针128kB)，他需要首先生成64kB的数据，然后让交联委员会对其举办签名，接着，他们可以添加一个引用第一个签名的64kB数据，以此类推。这将勉励区块建设者在每隔几秒就可以提交他们区块的部门完成版本，从而建设一种预先确认的机制。
在这个提议中我们改变了证明所毗连工具的布局：不再包括“交联”（crosslink），个中包罗以某种巨大序列化形式暗示的很多分片区块的“数据根”，而只包括单个区块的数据根，该数据根暗示了区块内的内容（内容完全由“提议者”抉择）。分片区块还将包罗来自提议者的签名。为了促进p2p网络的不变性，计较提议者的方法依然利用之前基于常设委员会的算法（persistent-committee-based algorithm）。假如没有可用提案，交联委员会成员也可以就“零提案”举办投票。
整天职析请留意，参加者不需要随时主动下载分片区块数据。相反地，，提议者宣布提议时，只需要在3秒内上传上限为512 kB的数据（假设有400万个验证者，每个提议者平均12.8万个时隙才需要上传一次），随后委员会验证提议时，只需要在3秒内下载上限为512 kB的数据（要求是每个验证者要在每个epoch中下载一次数据，因为我们保存了一个属性：在每个给定epoch的特按时隙中将每个验证者分派给特定交联）。
方案细节我们把SHARD_COUNT（分片计数）从1024淘汰到64，并将每个时隙的分片数上限从16增加到64。这意味着“最优”事情流此刻处于每个信标链区块之间，每个分片会发生一个交联（为了清楚起见，我们不再利用“交联”（crosslink）一词，因为并没有“毗连”到分片链，直接利用“分片区块”更符合）。这提供了足够强大的成果性，使得EEs可以或许成立在这样的基本之上：答允用户在分片上存币，并将其用以生意业务用度开支，跨分片长举办这些币的转移，就如在同一分片内举办操纵一样轻便，从而消除了对中继市场需求的紧要性，并让EEs包袱实施乐观跨分片状态的承担。
请留意一个要害细节：此刻任何分片的slot-N+1区块都可以通过一条路径知道所有分片的所有slot-N 区块。因此，我们此刻有了一流的单时隙跨分片通信（通过Merkle收据）。
近似近况
这样既起到减少数据的效用，更重要的是，通过强制“旧证明”生存沟通数据，可以减罕用以验证证据所需的配对数：在大大都环境下，所有来自沟通时隙的旧证明都可以经过单一配对验证。假如链不分叉，那么在最坏的环境下，用以验证旧证明的所需配对数会被限制在epoch长度的2倍。假如链确实分叉，则要包括所有证明的本领就得依赖于一个更高的厚道提议者比例（譬如1/32，而非1/64），而且要将更早的证明也包括进去。
加速奥秘率领人选举的成长（简朴起见，纵然一个约8到16人的匿名集环签名版本也能有所浸染）。
将online_validators界说为活泼验证者的子集，活泼验证者即在已往8个epoch中至少有一个epoch包括其证明。假如总数量中2/3的online_validators就给定分片中的新区块告竣一致，映射才会举办更新。
概述信标区块N和信标区块N+1之间的颁发进程如下：
请留意，此操纵的要求低于今朝每个验证者的恒久负载要求，即每个epoch约2MB。然而，这对“突增性”负载的要求更高：之前是3秒内上限64KB，此刻需要在3秒内到达上限512KB。
其他大概方案
slotn的分片区块必需查阅slot n-1的信标链区块，而不是slot n。此种法子将答允每个时隙并行轮回产生，而不是串联形式，从而淘汰时隙时间，这样做的价钱是导致跨分片通信时间从1个时隙上升到2个时隙。
映射到分片i的证明者举办证明，包罗其对分片i中的时隙 N信标区块和分片区块的意见（在非凡环境中也包罗分片i中先前的分片区块）；
每个证明有约莫300字节的牢靠命据，加上一个位字段，即每个epoch 400万bit，每个时隙8192字节。因此，今朝方案的最大负载为128 * 300 + 8192 = 46592，平均环境中的负载大概更靠近32 * 300 + 8192 = 17792，纵然这样还可以通过压缩证明中的冗余信息来低落负载。
分片i上的分片区块必需包括一个分片j收据的默克尔分支，而这个分片j是彼此分片，该分支位于另一分片的“receipt root”（收据根）（任何分片i都知道任何分片j的收据根）。吸收的值被分派给它的EE（执行情况），而且msg_hash对付EE执行是可会见的。
证明（attestations）负载的信标链数据变动如下。
主要劣势：(i) 信标链本钱更高，（ii）分片区块发生时间更长，（iii）对“突增性”带宽需求更高，但对“平均”带宽的需求更低。
时隙n的证明将包括在时隙n+1中。我们可以答允包括两个最受接待的分片区块/区块头组合，所以就有了128个未经压缩的证明
新提案
为slot + k（k > 1）选择得分最高的分片区块，思量范畴内的区块需要指向latest_shard_blocks[i].slot + (k-1)已经选出的区块。
分片区块仍需指向“先前的分片区块”，我们照旧要强制担保一致性，因此该协议就要求多时隙证明是一致的。我们推荐委员会回收以下“分叉选择法则”：
压缩证明
出于对效率问题的考量，我们还举办了以下的优化。如前所述，查阅slot n的证明可完整地包括在slot n+1中。可是，假如此种证明内嵌在后续的时隙中，则必需以“精简形式”举办嵌套，仅包括信标区块（头部、工具、源），而不包括任何交联数据。
对付任何给定的分片i，分片i的提议者提议一个分片区块。执行该区块可见信标区块N和先前区块的根（假如有需要，我们可以将可见性降到区块N-1和旧区块，这使得可以对信标区块和分片区块同时举办提议）；
分片数量从之前的1024淘汰到64，分片区块巨细从（方针值16，上限值64）kB增加到（方针值128，上限值512）kB。分片总容量为3-2.7 MB/s，详细值取决于时隙。假如需要的话，分片数量和区块巨细可随时间的推移而增加，例如说10年后最终到达1024个分片，以及1 MB区块。
在L1和L2层实施了诸多简化方案：（i）所需的分片链逻辑更少，（ii）由于“当地”跨分片通信产生在1个时隙内，无需通过Layer2举办跨分片加快，(iii)无需通已往中心化生意业务所来促进跨分片生意业务费的付出，(iv) 执行情况可以或许进一步简化，(v)无需再殽杂序列化和哈希。
与其利用“强制嵌入”机制，我们不如寻求一个更简朴的替代方案：每个分片为其余的每个分片维护一个“传入随机数”和一个“传出随机数”（即8 * 64 * 2 = 1024字节的状态），一个分片制造的收据将需要手动举办添加，并由分片吸收者按顺序举办处理惩罚。收据生成将受限于每个区块每个方针分片的少数收据，以确保一个分片可以或许处理惩罚所有传入的收据，纵然是所有分片同时向它分送收据。
因此最大负载计较为128 * 300 + 128 * 200 + 8192 = 72192，平均环境负载约为80 * 300 + 10 * 200 + 8192 = 34192。
题外话：数据可用性根证明一个128 kB数据的可用性的操纵是多余的，险些没有代价。与此相反，有意义的是：要求一个区块可以或许提供该区块接管并组合在一起的所有分片区块数据的串联根（也许这个分片区块数据根以列表形式存在，个中每个代表64 kB数据，这样使得串联更容易）。 然后可以按照此数据建设单个数据可用性根（平均8 MB，最坏环境下到达32 MB）。 请留意，建设这些根大概要耗费比一个时隙更长的时间，因此，最好用于查抄一个epoch前的数据的可用性（即，从这些数据可用性根中举办采样将是特另外“确定性查抄”）。
信标区块N+1宣布，个中包罗所有分片的这些证明。区块N+1的状态转换函数对这些证明举办处理惩罚，而且更新所有分片的“最新状态”。
为slot + 1选择得分最高的分片区块。
时隙n+1（每个证明约200字节）之后的时隙n中压缩版证明数量最多为128
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