basic paxos解析

basic paxos是我見過最難懂的算法，我最近一個月都在研究這個東西，自認有一些粗淺的心得，在這裏寫一下我對它的理解

爲了下降理解難度，本文使用了大量的比喻，可能詞不達意，見諒

 

basic paxos只爲了解決一個問題：一個分佈式系統如何就某個值（決議）達成一致。

先給出Wiki上對paxos的流程說明：

basic paxos分爲兩個階段：

prepare 階段：

1a) proposer選擇一個提案編號n並將prepare請求發送給acceptors中的一個多數派；

1b) acceptor收到prepare消息後，若是提案的編號大於它已經回覆的全部prepare消息，則acceptor將本身上次接受的提案回覆給proposer，並承諾再也不回覆小於n的提案；

accept 階段：

2a) 當一個proposer收到了多數acceptors對prepare的回覆後，就進入批准階段。它要向回覆prepare請求的acceptors發送accept請求，包括編號n和根據P2c決定的value（若是根據P2c沒有已經接受的value，那麼它能夠自由決定value）。

2b) 在不違背本身向其餘proposer的承諾的前提下，acceptor收到accept請求後即接受這個請求。

p2c：若是一個編號爲n的提案具備value v，那麼存在一個多數派，要麼他們中全部人都沒有接受（accept）編號小於n的任何提案，要麼他們已經接受（accept）的全部編號小於n的提案中編號最大的那個提案具備value v。

 

固然，上面說的簡直不像是人話。下面我會嘗試用更容易理解的方式來描述這個算法。

 

在拍賣行裏拍賣商品時，須要對某個商品競價。

咱們使用basic paxos來限制競價者（proposer）與記帳員（acceptor），但願能在有限輪競價以後，肯定某個商品的歸屬。

前提

　　1. 記帳員有一張紙，一隻鉛筆，一隻鋼筆和一塊橡皮。鉛筆寫下的字跡能夠被抹掉，鋼筆寫下的字跡不能被抹掉。

　　2. 競價員能夠給本身更名

　　3. 有一種特殊的機制，可讓競價者每次的報價都不相同並且遞增

競價過程分爲兩個階段：

準備階段：

1a) 競價者選擇報價n，並將報價n發給超過一半的記帳員

1b) 記帳員收到競價者的報價n以後

　　if(發現這個報價大於他以前收到過的全部報價) {

　　　　if(記帳員已經用鋼筆寫下其餘競價者的報價) {

　　　　　　記帳員將以前用鋼筆寫下的報價和競價者的名字返回

　　　　} else {

　　　　　　if(記帳員已經用鉛筆寫下其餘競價者的報價) {

　　　　　　　　記帳員用橡皮抹去上一次用鉛筆寫下的報價

　　　　　　}

　　　　　　用鉛筆寫下報價n

　　　　}

　　} else {

　　　　忽略

　　}

確認階段：

2a) 競價者收到了大多數記帳員的回覆後，競價者會查看收到的全部回覆。

　　若是記帳員的回覆中帶有其餘競價者的名字以及他的報價，那麼競價者會選擇其中報價最高的那個回覆，而後將本身的名字改爲這個回覆中帶有的名字。

　　競價者會向這些記帳員發起確認請求，確認請求中含有本身的報價n和本身的名字（名字可能在上一行中被更新）

2b) 記帳員收到確認請求以後

　　if(紙上只有鉛筆寫的報價n && 紙上用鉛筆寫下的報價n == 確認請求裏的n) {

　　　　記帳員確認這個請求，用鋼筆將確認請求中競價者的名字和報價n寫在紙上

　　}

 

補充：若是競價者沒有收到多數派的返回，會提升本身的報價（不與其餘競價者的競價重複）而後從新嘗試競價

 

場景分析

前提：咱們有p1p2兩個競價者，和a1a2a3三個記帳員

場景1

a. p1提出競價請求：(1)

b. a1a2a3所有收到，都用鉛筆在紙上記下（1），並回復p1

c. p1收到a1a2a3的回覆，而後向a1a2a3發起確認請求（1,p1）

d. a1a2a3確認，都用鋼筆將（1,p1）寫在紙上

總結

這是一次正常狀況下的請求，a1a2a3最終都記錄了相同的值。

實際上，在這個場景裏，paxos已經退化成了兩階段提交協議。

 

場景2

a. p1提出競價請求：(1)

b. a1a2收到，都用鉛筆在紙上記下（1），並回復p1，a3網絡中斷沒有收到請求

c. p1收到a1a2的回覆，而後向a1a2發起確認請求（1,p1）

d. a1a2確認，用鋼筆將（1,p1）寫在紙上

總結

雖然有一臺機失效，可是依然保證了多數派寫入數據的一致性。

 

場景3

a. p1提出競價請求：(1)

b. a1a2a3所有收到，都用鉛筆在紙上記下（1），並回復p1

c. p2提出競價請求：（2）

d. a1a2a3所有收到，因爲p2開價更高，因而放棄p1的競價請求，都用鉛筆在紙上記下（2），並回復p2

e. p1收到步驟b中a1a2a3的回覆，向a1a2a3發起確認請求（1,p1）

f. 因爲a1a2a3的紙上記錄的價格都是2，所以不會理睬p1的確認請求

g. p2收到步驟d中a1a2a3的回覆，向a1a2a3發起確認請求（2,p2）

h. a1a2a3確認，用鋼筆將(2,p2)寫在紙上

總結

雖然有兩次競價請求，可是最終只對其中一次競價請求作出了迴應

 

場景4

a. p1提出競價請求（1）

b. a1a2收到，都用鉛筆在紙上記下（1），並回復p1。而a3沒有收到

c. p2提出競價請求：（2）

d. a2a3收到，a3直接用鉛筆在紙上寫下（2），a2已經在紙上用鉛筆記下（1），可是因爲p2開價更高，因而放棄p1的競價請求，用鉛筆在紙上記下（2），並回復p2

e. p1收到步驟b中的回覆，向a1a2發起確認請求（1,p1）

f. a1先收到確認請求，用鋼筆在紙上記下（1,p1）。a2後收到確認請求，因爲a2紙上寫的是（2），所以不作反應

g. p1未能達成多數派確認

h. p2收到步驟d中的回覆，向a2a3發起確認請求（2,p2）

i. a2a3收到確認請求，用鋼筆在紙上記下（2,p2）

j. p2達成多數派確認

總結

兩次時序上有交叉的競價請求，致使a1a2a3的最終結果不徹底一致，可是a2a3依然達成了多數派的一致性。

若是想要得到最終確認後的結果，不能只作單點讀取（若是讀到a1就不對了），須要作一次多數派讀取才行。

 

場景5

a. p1提出競價請求（1）

b. a1a2a3所有收到，都用鉛筆在紙上記下（1），並回復p1

c. p2提出競價請求：（2）

d. a1a2a3所有收到，因爲p2開價更高，因而放棄p1的競價請求，都用鉛筆在紙上記下（2），並回復p2

e. p1收到步驟b中a1a2a3的回覆，向a1a2a3發起確認請求（1,p1）

f. 因爲a1a2a3的紙上記錄的價格都是2，所以不會理睬p1的確認請求

g. p1提升價格，發起競價請求（3）

h. a1a2a3所有收到，因爲p1此次開價更高，因而放棄p2的競價請求，都用鉛筆在紙上記下（3），並回復p1

i. p2收到步驟d中a1a2a3的回覆，向a1a2a3發起確認請求（2,p2）

j. 因爲a1a2a3的紙上記錄的價格都是3，所以不會理睬p2的確認請求

k. p2提升價格，發起競價請求（4,p2）

。。。

總結

p1和p2不斷髮起時序上交叉的競價請求，致使競價請求不斷被互相覆蓋

沒法造成統一的競價結果

這個就是所謂的活鎖(live lock)

 

場景6

a. p1提出競價請求：(1)

b. a1a2收到，都用鉛筆在紙上記下（1），並回復p1，a3沒有收到請求

c. p1收到a1a2的回覆，而後向a1a2發起確認請求（1, p1）

d. a1a2確認，用鋼筆將（1,p1）寫在紙上

e. p2提出競價請求（2）

f. a2a3收到，a3直接將(2)用鉛筆寫在紙上，a2的紙上已經用鋼筆寫下了（1,p1），所以將此信息返回給p2

g. p2收到a2和a3的回覆，發現a2的紙上已經用鋼筆寫下了（1,p1），所以p2將本身的名字更名爲p1，而後向a2a3發起確認請求（2,p1）

h. a3紙上用鉛筆寫下了（2），與收到的確認請求裏的價格相等，所以a3將確認請求（2,p1）用鋼筆寫在紙上

i. p1在a1a2a3上達成所有確認

總結

雖然p1只在a1和a2上完成多數派確認，可是後來的p2會將這個確認傳遞給其餘的記帳員

 

參考資料

微信自研生產級paxos類庫PhxPaxos實現原理介紹

微信PaxosStore：深刻淺出Paxos算法協議

架構師須要瞭解的Paxos原理、歷程及實戰