ZK Whiteboard Sessions - Module Three 정리

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Goal: Construct a poly-IOP called a “Plonk”

• Plonk + PCS ⇒ SNARK (and also a zk-SNARK)

Useful observation

• for \(0 \neq f \in \mathbb{F}_p^{(\leq d)}[X]\)
  for \(r \leftarrow \mathbb{F}_p\): \(Pr[f(r) =0] \leq d/p\) (*)
  최대 d차를 갖는 다항식 f에 대하여 f(r)=0 일 확률은 d/p보다 낮다.
  ⇒ \(p \approx 2^{256}\) 이고 \(d \leq 2^{40}\) 이라고 가정했을 때 \(d/p\)는 무시할만큼 낮다.
  ⇒ 임의의 \(r \leftarrow \mathbb{F}_p\): 에 대하여 \(f(r)=0\) 이라면 \(f\)는 높은 확률로 zero라고 추정할 수 있다.
  ⇒ polynomial commitment에 대한 간단한 zero 테스트
  
  • SZDL lemma: multivariate polynomial에 대해서도 (*) 부분의 식이 성립함
    • (\(d\) 는 \(f\)의 차수의 합)
  • SNARK에서 주로 사용하는 테크닉

Related observation

• \(p \approx 2^{256}\) 이고 \(d \leq 2^{40}\) 이라고 가정했을 때 \(d/p\)는 무시할만큼 낮다.
  • Let \(f,g \in \mathbb{F}_p^{(\leq d)}[X]\)
    임의의 \(r \leftarrow \mathbb{F}_p\)에 대해서 \(f(r)=g(r)\) 이라고 하면 \(f=g\) 라고 높은 확률로 추정할 수 있다.
    → \(f(r)-g(r)=0\) ⇒ \(f-g=0\)
    ⇒ polynomial commitment에 대한 간단한 equal 테스트

Useful proof gadgets

• Let \(\omega \in \mathbb{F}_p\) be a primitive \(k\)-th root of unity (\(\omega^k=1\))
  Set \(H := \{1, \omega, \omega^2 ,...,\omega^{k-1}\} \subseteq \mathbb{F}_p\)
  Let \(f \in \mathbb{F}_p^{\leq d}[X]\) and \(b,c \in \mathbb{F}_p\). (\(d \geq k)\)
  There are efficient poly-IOPs for the following tasks
  • Zero-test: prove that \(f\) is identically zero on \(H\)
  • Sum-check: prove that \(\Sigma_{a \in H}f(a) =b\) (verifier has \(\fbox{f},b\))
  • Prod-check: prove that \(\Pi_{a\in H}f(a)=c\) (verifier has \(\fbox{f},c\))
    box씌운 f는 f에대한 commitment입니다.
    

Zero test on \(H\)

• Prover P(\(f,\bot\))
• Verifier V(\(\fbox{f}\))

• Lemma: \(f\) is zero on \(H\) if and only if \(f(X)\) is divisible by \(X^k-1\)

• Prover는 \(q(X) \leftarrow f(X)/(X^k-1)\) 를 계산하고 \(q \in \mathbb{F}_p^{(\leq d)}[X]\) 에 대한 commitment를 Verifier에게 전달한다
• Verifier는 \(r \leftarrow \mathbb{F}_p\) 를 랜덤하게 선택한다.
• Verifier는 \(r\) 에 대해서 \(q(X), f(X)\) 를 Prover에게 질의한다. 이 과정에서 \(q(r), f(r)\)을 획득
• Verifier는 \(f,q\)에 대한 commitment를 가지고 있기 때문에 이를 검증할 수 있다.

• Verifier는 \(f(r)=q(r)(r^k-1)\) 임을 확인한다.

  • (implies that \(f(X)=q(X)(X^k-1)\))
  • 이를 만족한다면 Lemma에 의해 \(f\)는 \(H\)에서 zero
• Thm: this protocol is complete and sound, assuming \(d/p\) is negligible
• proof size: one commitment(\(\fbox{q}\)) + two open proof(\(q(X), f(X)\))

• Verifier time: \(O(logk)\) and two eval verify (but can be done in one)

• Prover가 \(q\)에 대한 commitment를 생성하기 전에 \(r\)을 알아버린다면 prover는 실제로 \(f\)가 조건을 만족하지 않아도 point \(r\)에 대해서 조건을 만족하는 \(q\)를 생성해 버릴 수 있다.
  ⇒ commitment를 생성한 이후에 \(r\)을 생성하는것이 매우 중요함

Plonk step 1

Step 1: compile circuit to a computation trace (gate fan-in = 2)

• we’ll want to do is prove that the computation trace is valid and that output actually is zero because we’d like to prove that \(C(x,w)=0\)

Computation Trace as Polynomial – Intro

\(\|C\| :=\) total number of gates in \(C\)

\(\|I\| := \|I_x\| + \|I_w\| =\) number inputs to \(C\)
I_x: statement input, I_w: witness input

let \(d := 3\|C\|+\|I\|\) (in example, \(d=12\)) and \(H := (1, \omega, \omega^2,...,\omega^{d-1})\)

The plan: prover interpolates a polynomial \(P \in \mathbb{F}_p^{(\leq d)}[X]\) that encodes the entire trace

Computation Trace as Polynomial – Constraints

The plan: prover interpolates \(P \in \mathbb{F}_p^{(\leq d)}[X]\) such that

1. \(P\) encodes all inputs: P(\(\omega^{-j}\)) = input number \(j\) for \(j = 1,..., \|I\|\)
2. \(P\) encodes all wires: \(\forall l=0,...,\|C\|-1\)
   • P(\(\omega^{3l}\)): left input to gate #\(l\)
   • P(\(\omega^{3l+1}\)): right input to gate #\(l\)
   • P(\(\omega^{3l+2}\)): output to gate #\(l\)

In out example, Prover interpolates \(P(X)\) such that:

Inputs: \(P(\omega^{-1})=5\), \(P(\omega^{-2})=6\), \(P(\omega^{-3})=1\)

gate 0: \(P(\omega^{0})=5\), \(P(\omega^{1})=6\), \(P(\omega^{2})=11\)

gate 1: \(P(\omega^{3})=6\), \(P(\omega^{4})=1\), \(P(\omega^{5})=7\)

gate 2: \(P(\omega^{6})=11\), \(P(\omega^{7})=7\), \(P(\omega^{8})=77\)

degree(\(P\)) = 11

Prover uses FFT to compute the coefficients of \(P\) in time \(dlogd\)

Plonk Step 2

Step 2: Prove P is valid computation trace

• Prover P(\(S_p,x,w\))

• Verifier V(\(S_v,x)\)

• Prover는 \(P(X) \in \mathbb{F}_p^{(\leq d)}[X]\) 를 만들고 \(P\)의 commitment를 Verifier에게 보낸다
  • Prover는 \(P\)가 올바른 computation trace임을 증명해야 한다.
    1. \(P\) encodes the correct inputs
    2. every gate is evaluated correctly
    3. the wiring is implemented correctly
    4. the output of last gate is 0

Prove Trace

Both prover and verifier interpolate a polynomial \(v(X) \in \mathbb{F}_p^{(\leq\|l_x\|)}[X]\) that encodes the \(x\)-inputs to the circuit:

for \(j=1,...,\|l_x\|\): \(v(\omega^{-j})\) = input #\(j\)

In out example: \(v(\omega^{-1})=5\), \(v(\omega^{-2})=6\), \(v(\omega^{-3})=1\). (\(v\) is quadratic)

constructing \(v(X)\) takes time proportional to the size of input \(x\)

⇒ verifier has time do this

Let \(H_{inp} := \{\omega^{-1}, \omega^{-2},...,\omega^{-\|l_x\|}\} \subseteq H\) (points encoding the input)

Prover proves (1) by using zero-test on \(H_{inp}\)to prove that

⇒ \(P(y)-v(y) = 0\). \(\forall y \in H_{inp}\)

Idea: encode gate types using a selector polynimial \(S(X)\)

define \(S(X) \in \mathbb{F}_p^{(\leq d)}[X]\) such that \(\forall l=0,...,\|C\|-1\):

\(S(\omega^{3l})=1\) if gate #\(l\) is an addition gate

\(S(\omega^{3l})=0\) if gate #\(l\) is an multiplication gate

Observe that, \(\forall y \in H_{gates}:= \{1, \omega^3, \omega^6,...,\omega^{3(\|C\|-1)}\}\):

\(P(y)\) = left input

\(P(\omega y)\) = right input

\(P(\omega^2y)\) = output

\(Setup(C) \rightarrow S_p:=S\) and \(S_v:=(\fbox{S})\)

Prover uses zero-test on the set \(H_{gates}\) to prove that \(\forall y \in H_{gates}\)

encode the wires of \(C\):

Define a polynomial \(W : H \rightarrow H\) that implements a rotation

Lemma : \(\forall y \in H: P(y) = P(W(y))\) ⇒ wire constraints are satisfied

Problem : the constraint \(P(y)=P(W(y))\) has degree \(d^2\)

⇒ prover would need to manipulate polynomials of degree \(d^2\)

⇒ quadratic time prover (goal: linear time prover)

Lemma : \(P(y) = P(W(y))\) for all \(y \in H\) if and only if \(L(Y,Z) \equiv 1,\)

where \(L(Y,Z) := \Pi_{x \in H}(P(x)+Y*W(x)+Z)/P(x)+Y*x+Z\)

To prove that \(L(Y,Z) \equiv 1\) do:

1. verifier chooses random \(y,z \in \mathbb{F}_p\)
2. prover builds \(:L_1(X)\) such that \(L_1(X)=(P(x)+Y*W(x)+Z)/P(x)+Y*x+Z\) for all \(x \in H\)
3. run prod check to prove \(\Pi_{x \in H}L_1(x) = 1\)

4. validate \(L_1\): run zero test on \(H\) to prove \(L_2(x)=0\) for all \(x \in H\),

   where \(L_2(x)=(P(x)+y*x+z)L_1(x) - P(x)+y*W(x)+z)\)

The Final Plonk poly-IOP

ZK Whiteboard Sessions - Module Two 정리

본 문서는 ZK Whiteboard Sessions - Module Two를 보고 정리한 문서입니다. zk에 대한 이해가 완벽하지 않아서 잘못 이해하고 작성한 부분이 있을 수 있습니다.

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Building an efficient SNARK

1. A functional commitment scheme ⇒ cryptographic object
2. A suitable interactive oracle proof (IOP) ⇒ information theoretic object

(1) + (2) ⇒ (zk)SNARK for general circuits

Commitment

Cryptographic commitment: emulates an envelope

Algorithms:

• \(commit(m,r) \rightarrow com\) (\(r\) choose at random)
• \(verify(m,com,r) \rightarrow\) accept / reject

Properties:

• binding: commitment에 대해서 2가지의 유효한 *opening이 존재하지 않는다.
• hiding: commitment는 data에 대해서 아무런 정보도 공개하지 않음

Committing to a Value

Fix a hash function \(H: M\times R \rightarrow C\)

• \[commit(m,r): com:= H(m,r)\]
• \(verify(m,com,r):\) accept if \(com=H(m,r)\)

Committing to a Function

Choose a family of functions \(F = \{ f: X \rightarrow Y \}\)

Prover가 Function family에 속하는 \(f\)에 대해서 commit 하려고 한다면 이를 \(com_f\)를 사용하여 commit 할 수 있고 Verifier는 \(com_f\)를 저장한다.

나중에 Verifier가 \(x\)에 대해서 \(f(x)\)값을 요구할때 Prover는 \(y\)와 함께 Proof \(\pi\)값을 주어 Verifier가 이를 검증할 수 있도록 한다.

Proof \(\pi\)는 \(f(x)=y\) and \(f \in F\) 임을 검증한다.

Committing to a Function: Syntax

A functional commitment scheme for \(F\):

• \(setup(\lambda) \rightarrow pp\) (outputs public parameters \(pp)\)
• \[commit(pp, f,r) \rightarrow com_f\]
  • commitment to \(f \in F\) with \(r \in R\) a binding (and *optionally hiding) commitment scheme for \(F\)
  optionally hiding: ZK일 경우 hiding까지 만족 해야함

• \(eval\)(Prover P, verifier V): 주어진 \(com_f\) 와 \(x \in X,\) \(y \in Y\)에 대해서:

  P(\(pp, f,x,y,r) \rightarrow\) short proof \(\pi\)

  V(\(pp, com_f, x,y, \pi) \rightarrow\) accept/reject

• a SNARK for the relation: \(f(x) =y\) and \(f \in F\) and \(commit(pp,f,r)= com_f\)

Examples of Functional Commitments

Polynomial commitments:

• Committing to a univariate polynomial \(f(x)\) in \(\mathbb{F}_p^{(\leq d)}[X]\)
  • univariate polynomials of degree at most \(d\)

Multilinear commitments:

• Commiting to a multilinear polynomial in \(\mathbb{F}_p^{(\leq 1)}[X_1,...,X_k]\)

Linear commitments:

• Committing to a linear function \(f_{\overrightarrow{v}} (\overrightarrow{u})=<\overrightarrow{u},\overrightarrow{v}> = \Sigma^n_{i=i}u_iv_i\)

Polynomial Commitment Schemes (PCS)

A PCS is a functional commitment for the family \(F = \mathbb{F}_p^{(\leq d)}[X]\)

⇒ prover 는 단일 미지수 방정식 \(f\) in \(\mathbb{F}_p^{(\leq d)}[X]\) 를 commit할 수 있고, 이후에 public \(u,v \in \mathbb{F}_p\)에 대한 \(v = f(u)\) 를 검증할 수 있다.

KZG PCS Setup & Commitment

KZG (Kate-Zaverucha-Goldberg’2010)

Group \(\mathbb{G} := \{0,G, 2*G,...,(p-1)*G \}\) of order \(p\)

\(setup(\lambda) \rightarrow pp\):

• Sample random \(\alpha \in \mathbb{F}p\)
• \[pp=(H_0=G, H_1=\alpha*G, ..., H_d=\alpha^d*G)\in \mathbb{G}^{d+1}\]

• *delete \(\alpha\) (trusted setup)

  α를 지우지 않으면 유츌 되었을 때 이를 알고있는 다른 사람들이 가짜 proof를 생성할 수 있음

\(commit(pp,f) \rightarrow com_f\) where \(com_f := f(\alpha)*G \in \mathbb{G}\)

• \[f(X) = f_0+f_1X+...+f_dX^d \rightarrow com_f = f_0*H_0+...+f_d*H_d\]
• \[= f_0*G+f_1\alpha*G+...=f(\alpha)*G\]

=> α 없이 public parameter만 가지고 commitment를 검증할 수 있음

KZG PCS Evaluation

\(eval\):

Prover(\(pp,f,u,v)\)

Verifier(\(pp,com_f,u,v)\)

Goal: prove \(f(u)=v\)

\(f(u)=v \Leftrightarrow u\) is a root of \(\hat{f} = f-v \Leftrightarrow (X-u)\) divides \(\hat{f}\)

\(\Leftrightarrow\) exists \(q \in \mathbb{F}_p[X]\) such that \(q(X)*(X-u) = f(X)-v\)

compute \(q(X)\) and \(com_q\) → send \(\pi := com_q \in \mathbb{G}\) to verifier

accept if \((\alpha-u)*com_q = com_f-v*G\)

=> Verifier는 α를 알지 못하는데 어떻게 이를 계산하여 검증할까? => pairing을 사용하여 계산할 수 있음

KZG PCS Generalizations

Generalizations:

• KZG for committing to k-variate polynomials, buy eval proof size is k group elements
• Batch proofs
  • suppose verifier has commitments .\(com_{f1}, ... com_{f_n}\)
  • prover wants to prove \(f_i(u_{i,j})=v_{i,j}\) for \(i \in [n], j \in [m]\) ⇒ batch proof \(\pi\) is one or two group elements

Dory PCS

Difficulties with KZG: trusted setup for \(pp\), and \(pp\) size is linear in \(d\)

Dory:

• transparent setup: no secret randomness in setup
• \(com_f\) is a single group element (independent of degree \(d)\)
• evel proof size for \(f \in \mathbb{f}_p^{(\leq d)}[X]\) is \(O(logd)\) group elementes
• eval verify time is \(O(logd)\)
• Prover time: \(O(d)\)

Polynomial IOP Setup

Let \(C(x,w)\) be some arithmetic circuit.

Let \(x \in \mathbb{F}_p^n\)

Poly-IOP: a proof system that proves \(\exists w:C(x,w) =0\) as follows:

• \(setup(C) \rightarrow\) public parameters \(S_p\) and \(S_v =(f_0, f_{-1},...,f_{-s})\)

Polynomial IOP Evaluation

Polynomial IOP Properties

• Complete: if \(\exists w:C(x,w)=0\) thet verifier always accepts

• Knowledge sound: (informal) Let \(x \in \mathbb{F}_p^n\) for every \(P^*\) that convince the verifier with prob. \(\geq 1/10^6\) there is an efficient extractor \(E\) such that \(Pr[E(x,f_1,r_1,...r_{t-1},f_t) \rightarrow w]\) such that \(C(x,w)=0] \geq 1/10^e -\epsilon\)

• Optional: zero-knowledge

The Resulting SNARK

\((t,q)\) Poly-IOP: \(t:=\) number of polys. committed,

\(q :=\) number of eval queries in verify ( usually \(t,q \leq 3\) )

The SNARK:

• Prover sends t poly commitments
• During poly-IOP verify: run PCS evel protocol q times

• Use flat-Shamir transform to make the proof system non-interactive

• Length of SNARK proof: t poly-commits + q evel proofs
• Verifier time: q * time(evel verify) + time(IOP-verify)
• Prover time: t * time(commit) + q * time(prove) + time(IOP-prover)

ZK Whiteboard Sessions - Module One 정리

본 문서는 ZK Whiteboard Sessions - Module One을 보고 정리한 문서입니다. zk에 대한 이해가 완벽하지 않아서 잘못 이해하고 작성한 부분이 있을 수 있습니다.

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Definition: SNARK

SNARK: 어떤 명제가 참임을 간결하게 증명 하는 것

zk-SNARK: 어떤 명제가 참인것에 대해 정보를 공개하지 않고 간결하게 증명할 수 있는 것

Applications of SNARKs

• Private Transaction on Public Blockchain
  • Tornado cash, Zash …
• Private Dapps
  • Aleo
• Scalability: 유효성을 갖춘 Rollup 시스템

Arithmetic circuits

• Fix a finite field F = {0, … p-1} for some prime p > 2
• Arithmetic circuit
  • Circuit \(C: F^n \rightarrow F\)
  • 그래프에서 노드가 +, -, x 이며 입력이 1, \(x_1\),…,\(x_n\) 인 directed acyclic graph (DAG)
  • 이는 n차 다항식을 정의 합니다.
  • $|C|=$ number of gates in \(C\)
• Example
  • $C_{hash}(h,m)$: Output 0 if SHA256(\(m\)) = \(h\), and \(\neq 0\) otherwise
  • $C_{hash}(h,m)=$ (\(h\) - SHA256(\(m\))), \(\|C_{hash}\| =\) 20K gates

Argument Systems

• Public arithmetic circuit: \(C:(x,w) \rightarrow F\)
  • $x$: public statement in \(F^n\)
  • $w$: secret witness in \(F^m\)

Non-interactive Preprocessing Argument Systems

• Preprocessing(setup): \(S(c)\) → public parameters \((S_p, S_v)\)

Preprocessing Argument System

• A preprocessing argument system is a triple \((S,P, V)\)
• $S(C)$ → public parameters\((S_p, S_v)\) for prover and verifier
• $P(S_p,x,w)$ → proof \(\pi\)
• $V(S_{v} ,x, \pi)$ → Accept or Reject

Argument System Requirements

Complete: 모든 \(C(x,w) = 0\)을 만족 시키는 \(x,w\)에 대하여 \(V(S_v,x, P(S_p,x,w))\) = accept 일 확률은 1이다.

Knowledge Sound: Verifier가 Proof를 Accepts 했다면 Prover는 \(C(x,w) = 0\) 을 만족시키는 \(w\)을 알고 있다고 할 수 있다.

→ \(P\)가 \(w\)를 모를 때 $V(S_v, x, \pi$)$ = Accept 일 확률은 무시할만큼 낮다

Optional: Zero Knowledge: \((C, S_p, S_v, x, \pi)\) 는 \(w\)에 대한 어떠한 정보도 노출하지 않는다.

Succintness

• SNARK: a Succinct ARgument of Knowledge a succint preprocessing argument system is a triple \((S, P, V)\)
• $S(C)$ → public parameters \((S_p, S_v)\) for prover and verifier
• $P(S_p, x,w)$ → short proof $\pi; |\pi|=0(log(|C|,\lambda)$
• $V(S_v, x, \pi)$ → **fast to verify : $time(V) =0(|x|, log(|C|), \lambda)$

SNARK: \((S, P, V)\) is complete, knowledge sound, succint

zk-SNARK: \((S, P, V)\) is a SNARK and is zero knowledge

Not a SNARK: Trivial Argument System

• Prover sends w to verifier
• Verifier checks if \(C(x,w) = 0\) and accpets if so

Problems with this

• $w$ might be secret: prover는 \(w\)를 공개하길 원하지 않음
• $w$ might be long: 간결한 proof를 원함
• computing \(C(x,w)\) may be hard: 빠르게 검증하기를 원함

Motivating Question: how is \(O(log n)\) Possible?

Types of Setup

$S(C;r)$ → public parameters \((S_p, S_v)\)

$r$: random bits

Types of setup

trusted setup per circuit.: $S(C;r)$ random $r$ must be kept secret from prover

prover learns $r$ → 잘못된 statement에 대해서도 검증 할 수 있게 됨

trusted but universal (updatable) setup: secret \(r\) is independent of \(C\)

transparent setup : \(S(C)\) does not use secret data ( trusted setup 없음 )

SNARK Landscape

SNARK Software Ecosystem

Definition of Knowledge Sound

Goal: If \(V\) accepts then \(P\) knows \(w\) s.t. \(C(x,w) = 0\)

$w$를 안다는것이 무슨 의미일까

Formally: $(S, P, V)$ is knowledge sound for a circuit $C$ if

for event poly. time adversary $A = (A_0, A_1)$ such that

\[ S(C) \rightarrow (S_p, S_v), \] \[ (x,state) \leftarrow A_1(S_p), \] \[ pi \leftarrow A_1(S_p, x, state) : \] \[ Pr[V(S_v,x,\pi) = accept] > 1 / 10^6 (non-negligible) \]

there is an efficient extractor \(E\) (that uses \(A_1\) as a block box) s.t.

\[ S(C) \rightarrow (S_p, S_v), \] \[ (x,state) \leftarrow A_0(S_p), \] \[ w \leftarrow E^{A_1}(S_p,x,state)(S_p, x) : \] \[ Pr[C(x,w)=0] > 1 / 10^6 - \epsilon \] (for a negligible \(\epsilon\))

⇒ Poly. time adversary \(A\)가 정상적으로 state로 부터 proof \(\pi\)를 생성할 수 있다면 \(C(x,w) = 0\)을 만들 수 있는 유효한 witness를 추출할 수 있는 extractor를 갖고 있다고 할 수 있다.

Definition of Zero Knowledge

$(S, P, V)$ is zero knowledge if for every \(x \in F^n\), proof \(\pi\) reveals nothing about \(w\), other than its existence

$(S, P, V)$ is zero knowledge if there is an efficient alg, Sim such that $(S_p, S_v, \pi) ← Sim(C,x)$ look like the real $S_p, S_v$ and $\pi$

Formally: \((S, P, V)\) is zero knowledge for a circuit \(C\)

if there is an efficient simulator Sim such that for all \(x \in F^n\) s.t \(∃ w: C(x,w) =0\) the distribution :

$(C, S_p, S_v, x, \pi):$ where \((S_p, S_v) ← S(C)\), \(\pi ← P(S_p, x, w)\)

is indistinguishable form the distribution :

$(C, S_p, S_v, x, \pi):$ where \((S_p, S_v, \pi) ← Sim(C,x)\)

spin SDK language에 따른 성능 차이 비교

이전에 spin이라고 하는 프레임워크에 대해서 소개해 드린적이 있었습니다.

Spin은 WebAssembly를 이용하여 Microservice를 구현할 수 있는 오픈소스 프레임워크인데 Rust, Go, Javascript/Typescript 등 많은 언어로 SDK가 제작되어 있습니다. 어떠한 언어를 사용하더라도 결국엔 wasm 형식으로 빌드웨어 실행하게 되는데 언어별로 성능에 차이가 있는지 궁금해 졌습니다.

관련해서 discord에 글을 남겨봤는데 아래와 같은 답변을 얻었습니다.

간단하게 JS/TS와 spin사이에 quickjs-wasm 이라고 하는 추가 계층이 존재해서 그 부분에서 성능차이가 날 수 있다고 합니다.

그래서 실제로 차이가 있는지 확인해 보기 위하여 실험을 해 보았습니다.

Performance difference between Rust SDK and Typescript SDK

Rust

Rust는 아래와 같은 코드를 사용하였습니다.

use anyhow::Result;
use spin_sdk::{
    http::{Request, Response},
    http_component,
};

/// A simple Spin HTTP component.
#[http_component]
fn handle_hello_rust(req: Request) -> Result<Response> {
    println!("{:?}", req.headers());
    Ok(http::Response::builder()
        .status(200)
        .header("foo", "bar")
        .body(Some("Hello, Fermyon".into()))?)
}

Typescript

Typescript는 아래와 같은 코드를 사용하였습니다.

import { HandleRequest, HttpRequest, HttpResponse } from "@fermyon/spin-sdk";

const encoder = new TextEncoder();

export const handleRequest: HandleRequest = async function (
  request: HttpRequest
): Promise<HttpResponse> {
  return {
    status: 200,
    headers: { foo: "bar" },
    body: encoder.encode("Hello from TS-SDK").buffer,
  };
};

Benchmark

벤치마킹 툴로는 plow를 사용하였으며 spin application은 로컬 기기인 M1 맥미니에서 구동하였습니다.

아래는 Rust SDK로 빌드한 spin application의 벤치마킹 결과입니다.

아래는 Typescript SDK로 빌드한 spin application의 벤치마킹 결과입니다.

결과적으로 Latency나 RPS(Request Per Second)와 같은 수치가 Rust SDK로 빌드한 spin application이 Typescript SDK를 사용한 그것보다 약 2배 가량의 성능의 차이가 있었습니다.

간단한 Hello world만 출력하는 API에 대해서도 이정도의 차이를 보이게 된다면 더 복잡한 프로젝트에 대해서는 더더욱 차이가 벌어지지 않을까 생각 합니다.

Advent-of-spin 마무리

advent-of-spin이 마무리 되었습니다.

저도 제 블로그에 advent-of-spin Challenge를 진행하면서 수행했던 방법이나 내용들을 공유하고자 블로그에 포스팅을 하였는데요

• Challenge 1
• Challenge 2
• Challenge 3
• Challenge 4
• Challenge 5

이런 것들이 Fermyon 쪽에도 노출이 된건지 Fermyon의 블로그 포스팅에 제 블로그가 실렸습니다.

이제 막 시작한 프로젝트라 크진 않지만 이렇게 공식 블로그에 실리니 기분이 좋네요

소정의 선물도 준다고 하니 선물을 받게 된다면 리뷰도 포스팅 할 예정입니다.

감사합니다 :)