在Paxos中，Acceptor在接受了它之后是否可以接受不同的值？

Question

在Multi-Paxos算法中，从接受者的角度考虑此消息流：

接收：准备（N）

回复：承诺（N，null）

收到：接受！（N，V1）

回复：接受（N，V1）

收到：接受！（N + 1，V2）

回复：？

根据协议，接受者在这种情况下应该做出什么反应？它应该以Accepted（N + 1，V2）回复，还是应该忽略第二次接受！？

我相信这种情况可能发生在Multi-Paxos中，当第二个提议者上线并认为他是（并且始终是）领导者时，因此他发送他的接受而没有准备。或者，如果他的准备工作根本没有达到接受者。如果这种情况可能不会发生，你能解释一下原因吗？

Answer 1

我不同意其他两个答案。

1. 多Paxos 不说领导者是唯一的提议者; 这会导致系统出现单点故障。即使在网络分区期间，系统也可能无法进行。 Multi-Paxos是一种优化，允许单个节点（ Leader ）跳过一些准备阶段。认为领导者已经死亡的其他节点可能会尝试代表她继续实例，但仍必须使用完整的Basic-Paxos协议。

2. 拒绝接受消息违反了Paxos算法。 接受者应该接受所有值，除非它承诺不接受它。（忽略是允许的但不建议;这只是因为允许丢弃的消息。）

3. 还有一个优雅的解决方案。问题在于领导者的整数（问题中的N + 1）。

以下是一些假设：

• 你有一个方案，圆形ID在所有节点上都是不相交的（无论如何都要求Paxos）。
• 您可以通过某种方式确定哪个节点是每个Paxos实例的Leader（Multi-Paxos所需）。领导者能够从一个Paxos实例更改为下一个Paxos实例 除此之外： The Part-time Parliament 建议这是由领导者赢得之前的Paxos实例（第3.1节）完成的，并指出只要她还活着或者最富有，她就可以保持领袖（第3.3.1节） ）。我有一个明确的ELECT_NEW_LEADER：＆lt; node＆gt;通过Paxos提出的价值。
• Leader仅在每个实例的初始轮次上跳过准备阶段;并在后续轮次中使用完整的基本Paxos。

通过这些假设，解决方案非常简单。领导者只是为它的初始接受阶段选择了一个非常低的圆形id。只要它低于所有节点的圆形ID，这个id（我称之为INITIAL_ROUND_ID）就可以是任何东西。根据您的id选择方案，-1,0或Integer.MIN_VALUE将起作用。

它有效，因为另一个节点（我称之为斯图尔特）必须通过完整的Paxos协议提出任何建议，并且他的圆形ID总是大于INITIAL_ROUND_ID 。有两种情况需要考虑：领导者的接受消息是否到达斯图尔特准备消息的任何节点。

当领导者的接受阶段没有到达任何节点时，Stewart将在任何Promise中都没有返回值，并且可以像普通的Basic-Paxos一样继续进行。

并且，当领导者的接受阶段已经到达一个节点时，Stewart将获得一个承诺中的值，用于继续算法，就像在Basic-Paxos中一样。

在任何一种情况下，由于Stewart的round id大于INITIAL_ROUND_ID，节点从Leader收到的任何慢速Accept消息都将导致Nack。

Acceptor或Stewart都没有特殊的逻辑。 Leader上的最小特殊逻辑（即选择一个非常低的INITIAL_ROUND_ID）。

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注意，如果我们将OP的问题改为一个字符，那么OP的自我回答是正确的：Nack。

• 收到：准备（N）
• 回复：承诺（N，null）
• 收到：接受！（N，V1）
• 回复：接受（N，V1）
• 收到：接受！（ N-1 ，V2）
• 回复： Nack（N，V1）

但就目前而言，他的回答打破了Paxos算法;它应该是接受！

• 收到：准备（N）
• 回复：承诺（N，null）
• 收到：接受！（N，V1）
• 回复：接受（N，V1）
• 收到：接受！（ N + 1 ，V2）
• 回复：接受！（N + 1，V2）

Answer 2

Multi-Paxos的正确性取决于领导者（即，提议者）在连续的Paxos实例之间没有变化的要求。从The Part-Time Parliament第3.1节（议会多议会议定书）：

  

逻辑上，议会议定书[a.k.a. Multi-Paxos]使用了   完整的Synod协议的单独实例[a.k.a. Paxos]为每个法令号。然而，   一位总统[a.k.a.所有这些实例都选择了提议者/领导者，并且他执行了第一次   协议的两个步骤只需一次。
_{[增加了重点是我的。]}

因此，Multi-Paxos假设您所描述的案例 - 当第二个提议者上线并认为他是（并且始终是）领导者时将永远不会发生。如果发生这种情况，则不应使用Multi-Paxos。关于第二种可能性 - 当第二个提议者的Prepare没有到达接受者时 - 第二个提议者已发出Accept!的事实意味着它先前发出了Prepare受法定人数为Promised。由于接受者已经承诺在第N轮上提出第一个提议者，因此第二个提议者的Prepare必须在轮次N之前发出。因此，最终Accept!(N+1,V2)的计数器必须小于 N。

修改：还应注意，此版本的协议对Byzantine failure不健全：

  

[Paxon议会的议定书]不容忍任意的恶意失败，也不保证有限时间的反应。
_{- 兼职议会，第4.1节< /子>}

Answer 3

也许一个更简单的答案是观察到当准备（N + 1）命令被不包括有关受体的多数人接受时就是这种情况。

详细说明：一旦领导者知道某些多数人已经承诺（N + 1），它就会将Accept（N + 1，x）发送给所有接受者，即使一些其他大多数接受者以Accepted（N + 1）回复，也已达成共识。

这种情况不是那么罕见。

Answer 4

（回答我自己的问题。）

我目前的理解是我不应该接受N + 1中的值（即根本不回答或发送NACK），从而迫使领导者可能开始准备另一轮（如果多数未达到）已达成共识）。收到准备（N + 2）后，我将回答Promise（N + 2，V1），并照常继续。