前言

世界上只有一种一致性算法，就是 Paxos。出自一位 Google 大神之口。Paxos 也是出名的 晦涩难懂，推理过程极其复杂。

Paxos 有点类似之前说的 2PC，3PC，但是解决了这两种算法各种硬伤。该算法在很多大厂都得到了工程实践，比如阿里的 OceanBase 的 分布式数据库，底层就是使用的 Paxos 算法。再比如 Google 的 chubby 分布式锁 也是用的这个算法。可见该算法在分布式系统中的地位，甚至于，Paxos 就是 分布式一致性 的代名词。

正文

1. Paxos算法是什么

Paxos 算法是 基于消息传递 且具有 高效容错特性 的一致性算法，目前公认的解决 分布式一致性问题 最有效的算法之一.

2. Paxos算法产生背景

2.1. 拜占庭将军问题

拜占庭是古代东罗马帝国的首都，由于地域宽广，守卫边境的多个将军（系统中的多个节点）需要通过信使来传递消息，达成某些一致的决定。但由于信使中可能存在叛徒（系统中节点出错），这些叛徒将努力向不同的将军发送不同的消息，试图会干扰一致性的达成。

2.2. Paxos算法由来

故事背景是古希腊 Paxos 岛上的多个法官在一个大厅内对一个议案进行表决，如何达成统一的结果。他们之间通过服务人员来传递纸条，但法官可能离开或进入大厅，服务人员可能偷懒去睡觉。

2.3 产生背景

在常见的 分布式系统 中，总会发生 节点宕机 或 网络异常 (包括消息的重复、丢失、延迟、乱序、网络分区) 等情况。

Paxos 算法主要就是解决如何在一个 发生如上故障 的分布式系统中，快速正确的在集群内 对某个值达成一致，并且保证 整个系统的一致性。

分布式理论：一致性算法Paxos

3. 算法详解

3.1 角色 & 提案

提案 (Proposal)

注意：提案的范围>value.后面会讲到，[提案=编号+Value].也可表示为[M,V].

以下描述中暂定: 提案=P，Value=V.

角色

Proposer : Proposer 可以 提出提案 (Proposal)。
Accecptor : Acceptor 可以 接受提案。一旦接受提案，提案里面的 value 值就被选定了。
Learner : Acceptor 告诉 Learner 哪个提案被选定了，那么 Learner 就学习这个被选择的 value。

分布式理论：一致性算法Paxos

在具体的实现中，一个进程即可能是Proposer,也可能是Acceptor，也可能是Learner。

3.2. 问题描述

Paxos 算法的核心是 一致性。所以将从一致性问题的描述来讲解该算法怎么解决实际问题。

3.2.1. 一致性算法的前置条件

在被提出的 P 中，只有一个 V 被选中。
如果没有 P 被提出，就没有 V 被选中。
在 P 被选定后，进程都可以学习被选中的 P。

3.2.2. 不同角色通过发送消息进行通信

每个角色以任意的速度执行，可能因出错而停止，也可能会重启。一个 value 被选定后，所有的角色可能失败然后重启，除非那些失败后重启的角色能记录某些信息，否则等他们重启后无法确定被选定的值。
消息在传递过程中可能出现 任意时长的延迟，可能会重复，也可能丢失，但是消息不会被损坏。

3.3. 推导过程

3.3.1. 只有一个Acceptor

分布式理论：一致性算法Paxos

一个 Acceptor 接受一个 P，那么只有一个 V 被选定。

问题：如果这个 Acceptor 宕机，那么整个系统服务不可用。

3.3.2. 多个Acceptor

分布式理论：一致性算法Paxos

问题：如何在多 Proposer 和多 Acceptor 情况下，选定一个 value？

讲解步骤分两阶段：约定 P1 和约定 P2。

3.3.2.1. 约定P1

P1 ：一个 Acceptor 必须接受一个它收到的第一个 P。

如果每个 Proposer 会产生不同的 P，那么多个 Proposer 必定产生多个 P，发给多个 Acceptor。根据约定 P1，Acceptor 分别接受到 P，就会导致不同的 V 被选定，如下图所示：

分布式理论：一致性算法Paxos

如上图所示，P1 会产生的问题: v1、v2、v3 都没有被选定，因为他们只有被一个 Acceptor 接受。

对于上述问题，我们需要一个额外的约定:

P1a : 一个提案 P 被选定，需要被半数以上 Acceptor 接受.

对于 P1a，其实就意味着 一个Acceptor必须接受不止一个提案。

显然，这与 P1 相矛盾，所以需要重新设计提案。原来的设计是: [提案P = value]，现在重新设计 [提案P = 提案编号 + value]，可表示为 [M，V]。

新问题：多提案被选定，如何保证被选定的提案 P 具有相同的value?

3.3.2.2. 约定P2

P2 : 如果提案 P[M0,V0] 被选定了，那么所有比 M0 编号更高的，且被选定的 P，其 value 的值也是 V0。

对于 P2 中的 “被选定”：一个提案要被选定，首先至少要被一个 Acceptor 批准。因此，可以理解 P2 为：

P2a : 如果提案 P[M0,V0] 被选定了，那么所有比 M0 编号更高的，且 [被Acceptor批准] 的P，其 value 值也是 V0。

只要满足 P2a，就能满足 P2。多提案被选择 的问题解决了，但是由于 网络不稳定 或者宕机的原因（不可避免），会产生新问题：

分布式理论：一致性算法Paxos

假设有 5 个 Acceptor。Proposer2 提出 [M1,V1]的提案，Acceptor2~5（半数以上）均接受了该提案，于是对于 Acceptor2~5 和 Proposer2 来讲，它们都认为 V1 被选定。Acceptor1 刚刚从 宕机状态 恢复过来（之前 Acceptor1 没有收到过任何提案），此时 Proposer1 向 Acceptor1 发送了 [M2,V2] 的提案 （V2≠V1且M2>M1）。对于 Acceptor1 来讲，这是它收到的 第一个提案。根据 P1（一个 Acceptor 必须接受它收到的 第一个提案），Acceptor1 必须接受该提案。同时 Acceptor1 认为 V2 被选定。

这就出现了两个问题：

Acceptor1 认为 V2 被选定，Acceptor2~5 和Proposer2 认为 V1 被选定。出现了不一致。
V1 被选定了，但是 编号更高 的被 Acceptor1 接受的提案 [M2,V2] 的 value 为 V2，且 V2≠V1。这就跟 P2a（如果某个 value 为 v的提案被选定了，那么每个 编号更高 的被 Acceptor 接受的提案的 value 必须也是 v）矛盾了。

基于以上问题，所有就有了 P2b:

P2b : 如果 P[M0,V0] 被选定后，任何 Proposer 产生的 P，其值也是 V0。

对于 P2b 中的描述，怎样保证 任何Proposer产生的P，其值也是V0 ？只要满足 P2c 即可：

P2c: 对于任意的 M、V，如果 [M,V] 被提出，那么存在一个半数以上的 Acceptor 组成的组合 S，满足以下两个条件中的任何一个：

① S 中没有一个接受过编号小于 M 的提案。

② S 中的 Acceptor 接受过的最大编号的提案的 value 为 V。

推导完毕。。。

3.4. 算法流程

3.4.1. Proposer提出提案

总体思路如下：

(一). 学习阶段：Prepare请求

Proposer 选择一个新的提案 P[MN,?] 向 Acceptor 集合 S（数目在半数以上）发送请求，要求 S 中的每一个 Acceptor 做出如下响应：

如果 Acceptor 没有接受过提案，则向 Proposer 保证 不再接受编号小于N的提案。
如果 Acceptor 接受过请求，则向 Proposer 返回 已经接受过的编号小于N的编号最大的提案。

(二). 接受阶段：Acceptor请求

如果 Proposer 收到 半数以上 的 Acceptor 响应，则 生成编号为 N，value 为 V 的提案 [MN,V]，V 为所有响应中 编号最大 的提案的 value。
如果 Proposer 收到的响应中 没有提案，那么 value 由 Proposer 自己生成，生成后将此提案发给 S，并期望 Acceptor 能接受此提案。

3.4.2. Acceptor接受提案

Acceptor 可以忽略任何请求（包括 Prepare 请求和 Accept 请求）而不用担心破坏 算法的安全性。因此，我们这里要讨论的是什么时候 Acceptor 可以响应一个请求。

对 Acceptor 接受提案给出如下约束：

P1b：一个 Acceptor 只要尚未响应过任何编号大于 N 的 Prepare 请求，那么就可以接受这个编号为 N 的提案。

如果 Acceptor 收到一个编号为 N 的 Prepare 请求，在此之前它已经 响应过 编号大于 N 的 Prepare 请求。根据 P1b，该 Acceptor 不可能接受编号为 N 的提案。因此，该 Acceptor 可以忽略编号为 N 的 Prepare 请求。当然，也可以回复一个 error，让 Proposer 尽早知道自己的提案 不会被接受。

因此，一个 Acceptor 只需记住：