阶段2.（a）如果提议者从大多数接受者收到对其准备请求（编号为n）的响应，则它向每个接受者发送一个接受请求，以获得编号为n且值为v的提议，其中v是答复中编号最高的提案的值，如果答复未报告任何提案，则为任何值。
正如文中所述，
提议者通过向某些接受者发送接受该提议的请求来发布提议。 （ 这不一定是响应初始请求的同一组接受器 。）“
但正如我的理解，如果我们将第2阶段改为：
如果提议者从大多数接受者收到对其准备请求（编号为n）的响应，则它会向 任意一组多数接受者发送接受请求 对于编号为n且值为v的提案，其中v是答复中编号最高的提案的值，如果答复未报告任何提案，则为任何值。
算法将失败，以下是一个示例。考虑到共有3个接受者ABC。我们将使用X（n：v，m）来表示接受者X的状态：提议n：v是X接受的最大编号提议，其中n是提议编号，v是提议的值，m是X曾经回复的编号最大的准备请求的编号。
我在这里错过了什么吗？感谢。
答案 0 :(得分：5)
您在步骤7中遗漏了某些内容。当C处理accept 100:b时，它将其状态设置为C(100:b,100)。 通过接受值，节点也承诺不接受早期值。
更新。我整个月都在考虑这个问题，因为我知道上述答案并非绝对正确。
我通过几个专有的和开源的paxos实现看了什么，他们都有OP提交的错误！
所以这里是正确答案，完全从 Paxos Made Simple 查看：
如果提议者从大多数接受者收到对其准备请求（编号为n）的响应，则会向 那些接受者 中的每个接收者发送接受请求提案编号为n，其值为v，其中v是答复中编号最高的提案的值，如果答复未报告提案，则为任何值。 （强调我的）
换句话说，提名者只能向{> 1>}收件人发送Accept条信息
那么，这是Lamport论文中的一个矛盾吗？现在，我说是的。
如果你看一下Lamport的paxos样张，他会将Promises视为accept，就像我原来的回答所暗示的那样。但 Paxos Made Simple 中没有指出这一点。事实上，Lamport似乎非常痛苦地指出promise不是accept。
问题在于你将两种变体的较弱部分组合在一起;正如OP所做的那样，有几个实现。然后你遇到了这个灾难性的bug。
答案 1 :(得分：4)
向所有接受者广播接受请求当然没有问题。您无需将其限制为仅回复原始准备请求的那些。你已经在Lamport博士的写作中发现了一个罕见的措辞。
然而，您的反例中存在一个错误。首先，符号的定义如下：
THREE.Matrix4表示接受者X的状态：提案X(n:v,m)是X接受的编号最大的提案
但是在步骤7中，节点C具有状态n:v，然后在步骤9中，它变为状态C(100:b,-)。这不是有效的转换：在接受C(1:a,-)之后，它应该保持在状态1:a，因为C(100:b,-)仍然是C 接受的编号最大的提案。
请注意，在100:b之后接受1:a是完全正常的，主要是因为网络是异步的，所以所有消息都可以延迟或重新排序而不会破坏任何内容，因此世界其他地方不能无论如何，先告诉哪个提案被接受了。
答案 2 :(得分：2)
NECROBUMP。即使两种变体中较弱的部分，也没有不一致性。让我们看一下问题中示例中的第9步：
＆＃34;状态是A（ - ： - ，100）B（100：b，100）C（1：a， - ）。选择的提案被放弃，Paxos失败了＆＃34;
然而，在这一点上，我们拥有的是一个不确定的价值，因为没有多数接受的价值（我们必须最终选择＆＃39;因为b在步骤6中被多数人接受。）
为了继续议定书，我们需要新的选票，最终将接受一些新的选票。该选票必须具有值＆＃39; b＆＃39;，
证明：C将对任何准备请求作出回应（100，＆＃39; b＆＃39;），因为它接受的最高编号选票是（100，＆＃39; b＆＃39;），即使它< em> last 接受了投票（1，＆＃39; a＆＃39;）。 B也会回复（100，＆＃39; b＆＃39;）。因此，不再可能获得任何价值的多数票，但是＆＃39; b＆＃39;。
Lamport的语言是接受者将回复＃34;该提案的数量小于其接受的n，如果有的话＃34;
接受的答案混淆了＃34;编号最高的＆＃34;最近接受了＆＃34;＆＃34;因为该示例显示接受者可以接受递减编号顺序的值。为了完全符合Lamport的协议，C必须记住它对（100，＆＃39; b＆＃39;）的响应，即使最新的＆＃34;接受它已经是（1，＆＃39; a＆＃39;）。
（话虽如此，如果许多实施方案不能正确执行此操作，我也不会感到惊讶，因此容易受到此问题的影响。）
答案 3 :(得分：1)
论文中确实存在歧义，这就是TLA +规范而不是论文应用于实现算法的原因。
接受值时，接受者必须再次更新其状态，即最近承诺的投票。从Paxos TLA+ specification可以很明显地看出来，请检查第2b阶段，其中接受者更新maxBal，然后与第1b阶段进行比较。
莱斯莉·兰普特（Leslie Lamport）处理了这个问题in his recent lecture，他解释说，这样做是专门为了使接受者的集合不同于承诺投票的节点的集合。
答案 4 :(得分：0)
拉姆达，
您的逻辑是合理的，但仅仅是因为您对Paxos算法的描述存在缺陷。这应该是预期的，因为Paxos在数学上已被证明是正确的，你指出的问题是经典的争用案例之一。我对古典Paxos文献的一个批评是，在我看来，这些论文没有说明这样一个事实，即算法的基本正确性要求是提案数不能被不同的方法重复使用。对等体即可。每次提出提案时，必须是唯一的，或者算法的正确性保证会被抛出窗口。如果允许重复使用，则会指出您指出的确切情况。如果你仔细阅读 very ，你会发现经典论文中提到了这一点，但它并没有在应有的程度附近受到压力。应该使用粗体，下划线和恼人的文本。
为了说明这一点，请将您的示例中的提案ID（也称为整数）的定义更改为（＆＃39; poposal number＆＃39;，＆＃39; proposer unique-id＆＃39; ）而不仅仅是一个整数，其中排序定义为a>b if a.proposal_number > b.proposal_number or a.proposer_unique_id > b.proposer_unique_id。您将看到您描述的问题消失，算法完全正确。您的示例完全方案描述了＆＃34;非案例＆＃34; Understanding Paxos的部分。我可能会补充一个部分，我纯粹是因为我发现自己对你指出的情景非常困惑。很容易错过古典文献中的提案ID唯一性要求。
Rakis
答案 5 :(得分：0)
C不能接受该提案，因为它还没有通过第1阶段。接受者接受了一个谷，接受者必须通过协议的两个阶段。
答案 6 :(得分：0)
如果接受一个值，节点也承诺不接受早期值，算法是正确的，但在论文中Lamport没有提到这个要求，对吗？
不需要上述条件。假设接受者承诺的最高投票是X.假设传入的接受消息具有选票号Y.如果Y＆lt; X，我们知道Y必须被拒绝。如果Y> X，这意味着接受者没有收到Y的准备请求。这意味着，我们收到了无效的paxos消息。在这种情况下，应删除Y的接受消息。
唯一的例外是当Y == 0时。在这种情况下，由于0以下的选票无效，发布选票号为0的准备没有意义。因此，对于选票0可以跳过阶段1，并且提议者可以直接进入阶段2.在这种情况下，即当Y == 0时，接受者只有在没有接受值的情况下才能接受该值。这与您上面提出的内容相同，但仅在优化版Paxos中需要，在Y == 0时可以跳过阶段1。
IOWs，接受者接受值的唯一时间是Y == X.唯一的例外是Y == 0.在这种情况下，只有在接受者没有接受值时，接受者才能接受该值。
答案 7 :(得分：0)
我同意Ben Braun的大部分回答。
C接受（1，a）没关系，它不会改变所选择的值。让C接受（1，a），我们从学习者的角度来看待接受历史。
（100，b）被B和C接受 （1，a）被C
接受 选择（100，b），因为它被大多数受体接受。
此时，如果学习者获得完整的接受历史记录，则协议不需要继续，除非学习者失败或者学习者的消息丢失。这是我不同意Ben Braun的答案的地方。
但是，如果发布新提案，接受方应保持接受的提案的编号最高。
更新：我也同意Dave Turner的说法，实际上没有理由接受编号较低的提案。提案号码就像逻辑时钟，忽略旧消息是安全的。