paxos协议

paxos协议

分布式一致性协议，paxos保证安全性和最终一致性

• 坏事不会发生：两个节点不会作出不一样的决定
• 好事终会发生：最终达到一致性

找到的最好的一幅图：

每一次提议能够分为３个阶段：

• 阶段1: 选取一一个leader (Election Phase).
• 阶段2: Leader多播一一个提案数值,其余节点收到消息后确认。 (Bill Phase).
• 阶段3: Leader多播最终决定。 (Law Phase).

协议过程：

1. proposer发起提案，提案编号为K，广播给全部节点
2. acceptor节点收到信息后，若是已经存在大于K的接受过的编号N，则忽略，不然，返回已经接受过的提案编号k和值v。
3. proposer若是收到超过半数的节点的accept，那么返回accept中k最大的v，若是accept中都为null，则返回特定v和提案编号K。若是没有收到超过半数节点的accept，那么从新发起提案。
4. accept收到值后，若是已经存在大于K的接受过的编号N，则忽略，不然，回复ack，并设置接受值为K，v
5. 若是收到超过半数的ack，那么广播通知提议成功。

概括法证实：

Paxos原命题

若是一个提议｛n0，v0｝被大多数Acceptor接受，那么不存在提议｛n1，v1｝被大多数Acceptor接受，其中n0 < n1，v0 != v1。

Paxos原命题增强

若是一个提议｛n0，v0｝被大多数Acceptor接受，那么不存在Acceptor接受提议｛n1，v1｝，其中n0 < n1，v0 != v1。

Paxos原命题进一步增强

若是一个提议｛n0，v0｝被大多数Acceptor接受，那么不存在Proposer发出提议｛n1，v1｝，其中n0 < n1，v0 != v1。

若是“Paxos原命题进一步增强”成立，那么“Paxos原命题”显然成立。下面咱们经过证实“Paxos原命题进一步增强”，从而证实“Paxos原命题”。论文中是使用数学概括法进行证实的，这里用比较紧凑的语言从新表述证实过程。

概括法证实

假设，提议｛m，v｝（简称提议m）被多数派接受，那么提议m到n（若是存在）对应的值都为v，其中n不小于m。

这里对n进行概括假设，当n = m时，结论显然成立。

设n = k时结论成立，即若是提议｛m，v｝被多数派接受，

那么提议m到k对应的值都为v，其中k不小于m。

当n = k+1时，若提议k+1不存在，那么结论成立。

若提议k+1存在，对应的值为v1，

由于提议m已经被多数派接受，又k+1的Prepare被多数派承诺并返回结果。

基于两个多数派必有交集，易知提议k+1的第一阶段B有带提议回来。

那么v1是从返回的提议中选出来的，不妨设这个值是选自提议｛t，v1｝。

根据第二阶段B，由于t是返回的提议中编号最大，因此t >= m。

又由第一阶段A，知道t < k + 1，t <= k,而根据假设，{k,v}已是被接受的了，这个ｖ是从ｋ最大的值中接受的，也就是从{t,v1}接受的。因此根据假设t对应的值为v。

即有v1 = v。因此由n = k结论成立，能够推出n = k+1成立。

因而对于任意的提议编号不小于m的提议n，对应的值都为v。

因此命题成立。那么v1是从返回的提议中选出来的，不妨设这个值是选自提议｛t，v1｝。

根据第二阶段B，由于t是返回的提议中编号最大，因此t >= m。

又由第一阶段A，知道t < k + 1，t <= k,而根据假设，{k,v}已是被接受的了，这个ｖ是从ｋ最大的值中接受的，也就是从{t,v1}接受的。因此根据假设t对应的值为v。

即有v1 = v。因此由n = k结论成立，能够推出n = k+1成立。

因而对于任意的提议编号不小于m的提议n，对应的值都为v。

因此命题成立。

一致性达成

什么时间点能够认为已经达成一致性，系统不可能再更改决定值了呢？

当超过一半的节点收到阶段2中的消息时,可认为已经达成一致决定值。此刻,节点自本身己可能并不不知道,可是最终决定值实际上已经肯定了了:即便leader也可能在此刻还不不知道。 若是leader在此时发生生故障了了怎么办? 进入入下一轮,重复,一直到在某一轮中三阶段都顺利利结束。

节点故障:

• 过半数的集合不不包含该节点。
• 节点重启时,经过读取本地日日志了了解以前的信息,获取以前可能已经作出的决定值和轮 数id。

Leader故障时

• 启动新一轮

消息丢失

• 若是过于古怪,启动新一轮
• 任何节点在任什么时候间均可以启动新的一轮Paxos。
• Paxos协议可能永远运行下去不中止 —— 你的运气气不好
• 不不保证活动,只能是最终活性:运气气好的话能够最终达成一致。