zookeeper原理_paxos协议_一步一步理解paxos算法(2)

假设有A~E 5个acceptor，- 表示acceptor因宕机等原因缺席当次决议，x 表示acceptor不接受提议，o 表示接受提议；多数派acceptor接受提议后提议被确定，以上表格对应的决议过程如下：

ID为2的提议最早提出，根据P2c其提议值可为任意值，这里假设为a

acceptor A/B/C/E 在之前的决议中没有接受(accept)任何提议，因而ID为5的提议的值也可以为任意值，这里假设为b

acceptor B/D/E，其中D曾接受ID为2的提议，根据P2c，该轮ID为14的提议的值必须与ID为2的提议的值相同，为a

acceptor A/C/D，其中D曾接受ID为2的提议、C曾接受ID为5的提议，相比之下ID 5较ID 2大，根据P2c，该轮ID为27的提议的值必须与ID为5的提议的值相同，为b；该轮决议被多数派acceptor接受，因此该轮决议得以确定

acceptor B/C/D，3个acceptor之前都接受过提议，相比之下C、D曾接受的ID 27的ID号最大，该轮ID为29的提议的值必须与ID为27的提议的值相同，为b

以上提到的各项约束条件可以归纳为3点，如果proposer/acceptor满足下面3点，那么在少数节点宕机、网络分化隔离的情况下，在“确定并只确定一个值”这件事情上可以保证一致性(consistency)：

B1(ß):ß中每一轮决议都有唯一的ID标识

B2(ß): 如果决议B被acceptor多数派接受，则确定决议B

B3(ß):对于ß中的任意提议B(n,v)，acceptor的多数派中如果存在acceptor最近一次(即ID值最大)接受的提议的值为v'，那么要求v = v'；否则v可为任意值

(注: 希腊字母ß表示多轮决议的集合，字母B表示一轮决议)

另外为保证P2c，我们对acceptor作两个要求：

1. 记录曾接受的ID最大的提议，因proposer需要问询该信息以决定提议值

2. 在回应提议ID为n的proposer自己曾接受过ID最大的提议时，acceptor同时保证(promise)不再接受ID小于n的提议

至此，proposer/acceptor完成一轮决议可归纳为prepare和accept两个阶段。prepare阶段proposer发起提议问询提议值、acceptor回应问询并进行promise；accept阶段完成决议，图示如下：

还有一个问题需要考量，假如proposer A发起ID为n的提议，在提议未完成前proposer B又发起ID为n+1的提议，在n+1提议未完成前proposer C又发起ID为n+2的提议…… 如此acceptor不能完成决议、形成活锁(livelock)，虽然这不影响一致性，但我们一般不想让这样的情况发生。paxos协议解决的方法是从proposer中选出一个leader，提议统一由leader发起。paxos协议

最后我们再引入一个新的角色：learner，learner依附于acceptor，用于习得已确定的决议。以上决议过程都只要求acceptor多数派参与，而我们希望尽量所有acceptor的状态一致。如果部分acceptor因宕机等原因未知晓已确定决议，宕机恢复后可经本机learner采用pull的方式从其他acceptor习得。

Multi Paxos

通过以上步骤分布式系统已经能确定一个值，“只确定一个值有什么用？这可解决不了我面临的问题。” 你心中可能有这样的疑问。

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