微信PaxosStore：深入浅出Paxos算法协议
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篇首语：本文由小常识网(cha138.com)小编为大家整理，主要介绍了微信PaxosStore：深入浅出Paxos算法协议相关的知识，希望对你有一定的参考价值。
作者丨郑建军
编辑丨Cindy
引言
早在1990年，Leslie Lamport（即 LaTeX 中的"La"，微软研究院科学家，获得2013年图灵奖）向ACM Transactions on Computer Systems (TOCS)提交了关于Paxos算法的论文The Part-Time Parliament。几位审阅人表示，虽然论文没什么特别的用处，但还是有点意思，只是要把Paxos相关的故事背景全部删掉。Leslie Lamport心高气傲，觉得审阅人没有丝毫的幽默感，于是撤回文章不再发表。
直到1998年，用户开始支持Paxos，Leslie Lamport重新发表文章，但相比1990年的版本，文章没有太大的修改，所以还是不好理解。于是在2001年，为了通俗性，Leslie Lamport简化文章发表了Paxos Made Simple，这次文中没有一个公式。
但事实如何？大家不妨读一读Paxos Made Simple。Leslie Lamport在文中渐进式地、从零开始推导出了Paxos协议，中间用数学归纳法进行了证明。可能是因为表述顺序的问题，导致这篇文章似乎还是不好理解。
于是，基于此背景，本文根据Paxos Made Simple，重新描述Paxos协议，提供两种证明方法，给出常见的理解误区。期望读者通过阅读本文，再结合Paxos Made Simple，就可以深入理解基本的Paxos协议理论。
基本概念
Proposal Value：提议的值；
Proposal Number：提议编号，要求提议编号不能冲突；
Proposal：提议 = 提议的值 + 提议编号；
Proposer：提议发起者；
Acceptor：提议接受者；
Learner：提议学习者。
方便讨论，在本文中，记{n，v}为提议编号为n，提议的值为v的提议，记(m，{n，v})为承诺了Prepare（m）请求，并接受了提议{n，v}。
协议过程
Proposer选择一个提议编号n，向所有的Acceptor广播Prepare（n）请求。
Acceptor接收到Prepare（n）请求，若提议编号n比之前接收的Prepare请求都要大，则承诺将不会接收提议编号比n小的提议，并且带上之前Accept的提议中编号小于n的最大的提议，否则不予理会。
Proposer得到了多数Acceptor的承诺后，如果没有发现有一个Acceptor接受过一个值，那么向所有的Acceptor发起自己的值和提议编号n，否则，从所有接受过的值中选择对应的提议编号最大的，作为提议的值，提议编号仍然为n。
Acceptor接收到提议后，如果该提议编号不违反自己做过的承诺，则接受该提议。
需要注意的是，Proposer发出Prepare（n）请求后，得到多数派的应答，然后可以随便再选择一个多数派广播Accept请求，而不一定要将Accept请求发给有应答的Acceptor，这是常见的Paxos理解误区。
上面的图例中，P1广播了Prepare请求，但是给A3的丢失，不过A1、A2成功返回了，即该Prepare请求得到多数派的应答，然后它可以广播Accept请求，但是给A1的丢了，不过A2，A3成功接受了这个提议。因为这个提议被多数派（A2，A3形成多数派）接受，我们称被多数派接受的提议对应的值被Chosen。
三个Acceptor之前都没有接受过Accept请求，所以不用返回接受过的提议，但是如果接受过提议，则根据第一阶段B，要带上之前Accept的提议中编号小于n的最大的提议。
当一个提议被多数派接受后，这个提议对应的值被Chosen（选定），一旦有一个值被Chosen，那么只要按照协议的规则继续交互，后续被Chosen的值都是同一个值，也就是这个Chosen值的一致性问题。
协议证明
上文就是基本Paxos协议的全部内容，其实是一个非常确定的数学问题。下面用数学语言表达，进而用严谨的数学语言加以证明。
如果一个提议｛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。
如果一个提议｛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。
如果一个提议｛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。
假设，提议｛m，v｝（简称提议m）被多数派接受，那么提议m到n（如果存在）对应的值都为v，其中n不小于m。
这里对n进行归纳假设，当n = m时，结论显然成立。
设n = k时结论成立，即如果提议｛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，
因为提议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，因为t是返回的提议中编号最大，所以t >= m。
又由第一阶段A，知道t < n。所以根据假设t对应的值为v。
即有v1 = v。所以由n = k结论成立，可以推出n = k+1成立。
于是对于任意的提议编号不小于m的提议n，对应的值都为v。
所以命题成立。
假设存在，不妨设n1是满足条件的最小提议编号。
即存在提议｛n1，v1｝，其中n0 < n1，v0 != v1。-------------（A）
那么提议n0，n0+1，n0+2，...，n1-1对应的值为v0。-------------（B）
由于存在提议｛n1，v1｝，则说明大多数Acceptor已经接收n1的Prepare，并承诺将不会接受提议编号比n1小的提议。
又因为｛n0，v0｝被大多数Acceptor接受，
所以存在一个Acceptor既对n1的Prepare进行了承诺，又接受了提议n0。
由协议的第二阶段B知，这个Acceptor先接受了｛n0，v0｝。
所以发出｛n1，v1｝提议的Proposer会从大多数的Acceptor返回中得知，
至少某个编号不小于n0而且值为v0的提议已经被接受。-------------（C）
由协议的第二阶段A知，
该Proposer会从已经被接受的值中选择一个提议编号最大的，作为提议的值。
由（C）知该提议编号不小于n0，由协议第二阶段B知，该提议编号小于n1，
于是由（B）知v1 == v0，与（A）矛盾。
所以命题成立。
通过上面的证明过程，我们反过来回味一下协议中的细节。
为什么要被多数派接受？
因为两个多数派之间必有交集，所以Paxos协议一般是2F+1个Acceptor，然后允许最多F个Acceptor停机，而保证协议依然能够正常进行，最终得到一个确定的值。
为什么需要做一个承诺？
可以保证第二阶段A中Proposer的选择不会受到未来变化的干扰。另外，对于一个Acceptor而言，这个承诺决定了它回应提议编号较大的Prepare请求，和接受提议编号较小的Accept请求的先后顺序。
为什么第二阶段A要从返回的协议中选择一个编号最大的？
这样选出来的提议编号一定不小于已经被多数派接受的提议编号，进而可以根据假设得到该提议编号对应的值是Chosen的那个值。
Acceptor接收到Prepare（n）请求，若提议编号n比之前接收的Prepare请求都要大，则承诺将不会接收提议编号比n小的提议，并且带上之前Accept的提议中编号最大的提议，否则不予理会。
相对上面的表达少了“比n小的”，通过邮件向Leslie Lamport请教了这个问题，他表示接受一个提议，包含回应了一个Prepare请求。这个有点隐晦，但也完全合理，有了这个条件，上面的证明也就通顺了。就是说Acceptor接受过的提议的编号总是不大于承诺过的提议编号，于是可以将这个“比n小的”去掉，在实际工程实践中我们往往只保存接受过的提议中编号最大的，以及承诺过的Prepare请求编号最大的。
Leslie Lamport也表示在去掉“比n小的”的情况下，就算接受一个提议不包含回应一个Prepare请求，最终结论也是对的，因为前者明显可以推导出后者，去掉反而把条件加强了。
假如返回的提议中有编号大于n的，比如{m，v}，那么肯定存在多数派承诺拒绝小于m的Accept请求，所以提议{n，v}不可能被多数派接受。
学习过程
如果一个提议被多数Acceptor接受，则这个提议对应的值被选定。
一个简单直接的学习方法就是，获取所有Acceptor接受过的提议，然后看哪个提议被多数的Acceptor接受，那么该提议对应的值就是被选定的。
另外，也可以把Learner看作一个Proposer，根据协议流程，发起一个正常的提议，然后看这个提议是否被多数Acceptor接受。
这里强调“一个提议被多数Acceptor接受”，而不是“一个值被多数Acceptor”接受，如果是后者会有什么问题？
提议{3，v3}，{5，v3}分别被B、C接受，即有v3被多数派接受，但不能说明v3被选定（Chosen），只有提议{7，v1}被多数派（A和C组成）接受，我们才能说v1被选定，而这个选定的值随着协议继续进行不会改变。
总结
“与其预测未来，不如限制未来”，这应该是Paxos协议的核心思想。如果你在阅读Paxos的这篇论文时感到困惑，不妨找到“限制”的段落回味一番。Paxos协议本身是比较简单的，如何将Paxos协议工程化，才是真正的难题。
目前在微信核心存储PaxosStore中，每分钟调用Paxos协议过程数十亿次量级，而《》一文， 则对内存云子系统做了展开。
后续我们将发表更多的实践方案，包括万亿级别的海量闪存存储，支持单表亿行的NewSQL解决方案，以及有别于业界的开源实现，PaxosStore架构方案基于非租约的Paxos实现等内容。
作者简介
郑建军，微信工程师，目前负责微信基础存储服务，致力于强一致、高可用的大规模分布式存储系统的设计与研发。
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以上是关于微信PaxosStore：深入浅出Paxos算法协议的主要内容，如果未能解决你的问题，请参考以下文章
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