【共识专栏】Quorum机制与PBFT

谁借莪１个温暖的怀抱￠ 2022-09-12 15:55 235阅读 0赞

实用性拜占庭容错算法（Practical Byzantine Fault Tolerance，PBFT），是一种在信道可靠的情况下解决拜占庭将军问题的实用方法。拜占庭将军问题最早由Leslie Lamport等人在1982年发表的论文\[1\]提出，论文中证明了在将军总数n大于3f，背叛者为f或者更少时，忠诚的将军可以达成命令上的一致，即3f+1<=n，算法复杂度为O(n^(f+1))。随后Miguel Castro和Barbara Liskov在1999年发表的论文\[2\]中首次提出PBFT算法，该算法容错数量也满足3f+1<=n，算法复杂度降低到了O(n^2)。

如果对于PBFT共识算法有所了解，对节点总数n与容错上限f的关系可能会比较熟悉：在系统内最多存在f个错误节点的前提下，系统内总节点数量n应该满足n>3f，在推进共识过程中则需要收集一定数目的投票，才能完成认证过程。在本节当中，我们将首先讨论这些数值间关系该如何得出。

**--Quorum机制--**

在有冗余数据的分布式存储系统当中，冗余数据对象会在不同的机器之间存放多份拷贝。但是在同一时刻，一个数据对象的多份拷贝只能用于读或者写。为了保持数据冗余与一致性，需要对应的投票机制进行维持，这就是Quorum机制。区块链作为一种分布式系统，同样也需要该机制进行集群维护。

为了更好地理解Quorum机制，我们先来了解一种与之类似，但是更加极端的投票机制——WARO机制（Write All Read One）。使用WARO机制维护节点总数为n的集群时，节点执行写操作的“票数”应当为n，而读操作时的“票数”可以设置为1。也就是说，在执行写入时，需要保证全部节点完成写入操作才可视该操作为完成，否则会写入失败；相应地，在执行读操作时，只需要读取一个节点的状态，就可以对该系统状态进行确认。可以看到，在使用WARO机制的集群中，写操作的执行非常脆弱：只要有一个节点执行写入失败，那么这次操作就无法完成。不过，虽然牺牲了写操作健壮性，但是，在WARO机制下，对于该集群执行读操作会非常容易。

Quorum机制\[3\]就是对读写操作的折衷考虑，对于同一份数据对象的每一份拷贝，不会被超过两个访问对象读写，并且权衡读写时的集合大小要求。在一个分布式集群当中，每一份数据拷贝对象都被赋予了一票。假设：

*  系统中有V票，这就意味着一个数据对象有V份冗余拷贝；
 *  对于每一个读操作，获得的票数必须不小于最小读票数R（read quorum）才可以成功读取；
 *  对于每个写操作，获得的票数必须不小于最小写票数W（write quorum）才可以成功写入。

此时，为了维持集群一致性，V、R、W应满足不等关系，R+W>V且W>V/2。其中，R+W>V保证了一个数据不会被同时读或写。当一个写操作请求传入，它必须要获得W票，而剩下的数量是V-W不足R，因此不会再处理读请求。同理，当读请求已经获得了R票，写请求就无法被处理。W>V/2，保证了数据的串行修改，也就是说，一份数据的冗余拷贝不可能同时被两个写请求修改。

对于集群中的共识节点，在推进共识算法时，参与共识的节点会同时对集群进行读写操作。为了平衡读写操作对于集合大小的要求，每个节点的R与W取同样大小，记为Q。当集群中总共存在n个节点，并且其中最多出现f个错误节点的情况下，我们该如何计算n、f、Q之间的关系呢？接下来，我们将从最简单的CFT场景出发，逐步探索如何在BFT场景中得到这些数值取值之间的关系。

### ▲CFT ###

CFT（Crash Fault Tolerance），表示系统中的节点只会出现宕机（Crash）这种错误行为，任何节点不会主动发出错误消息。当我们在讨论共识算法可靠性时，通常会关注算法两种基本性质：活性（liveness）与安全性（safety）。在计算Q的大小时，同样也可以从这两个角度出发进行考虑。

对于活性与安全性，有一种比较直观的描述方式：

*  something eventually happens\[4\]，某个事件最终会发生
 *  something good eventually happens\[4\]，这个最终会发生的事件合理

从活性角度出发，我们的集群需要能够持续运行下去，不会由于某些节点的错误导致无法继续共识。从安全性角度出发，我们的集群在共识推进的过程中，能够持续获得某个合理的结果，对于分布式系统来说，这种“合理”的结果，其最基本的要求就是集群整体状态的一致性。

于是，在CFT场景下，对于Q数值的确定就变得简单明确：

*  活性：由于我们需要保证集群能够持续运行，所以，在任何场景下都要保证有获取到Q票的可能性，从而为集合读写数据。由于集群中最多会有f个节点发生宕机，所以为了保证能获取到Q票，该值的大小需要满足：Q<=n-f。
 *  安全性：由于我们需要保证集群不发生分歧，所以，按照Quorum机制的基本要求，需要满足在上一节当中提到的两个不等式，将Q作为最小读集合与最小写集合带入该组不等式，此时，Q满足不等关系，Q+Q>n且Q>n/2，因此，该值的大小需要满足：Q>n/2。

### ▲BFT ###

BFT（Byzantine Fault Tolerance），表示集群中的错误节点不仅可能会发生宕机，也可能存在恶意行为，即拜占庭（Byzantine）行为，例如主动进行状态分叉。在这种情况下，对于集群整体而言，只有n-f个节点的状态可靠，当我们收集到Q个投票时，其中也只有Q-f个投票来自可靠的节点。因此，在安全性方面，BFT场景下需要保证状态可靠的节点之间不会发生分歧，因此得到以下两种关系：

*  活性：依然只需要保证每时每刻都有获取Q票的可能性，因此，Q<=n-f。
 *  安全性：对于全部保证正确的节点（总数n-f）不会发生分歧，此时，应当满足不等关系，(Q-f)+(Q-f)>n-f且(Q-f)>(n-f)/2，因此，此时Q的大小需要满足的关系为，Q>(n+f)/2。

### ▲节点总数与容错上限 ###

对于节点总数n与容错上限f，在PBFT论文当中给出的解释\[1\]：由于存在f个节点可能发生宕机，因此我们至少需要在收到n-f条消息时进行响应，而对于我们收到的来自n-f个节点的消息，由于其中最多可能存在f条消息来自于不可靠的拜占庭节点，因此需要满足n-f-f>f，所以，n>3f。

简单来说，PBFT的作者从集群活性与安全性出发，得到了节点总数与容错上限之间的关系。上一节中，我们也是从活性与安全性角度，获得了n、f与Q的关系，在这里也可以用来推导n与f的关系：为了同时满足活性与安全性的要求，Q需要满足不等关系，Q<=n-f且Q>(n+f)/2，因此，可以得到n与f之间的不等关系，(n+f)/2<n-f，也就是n>3f。

(通过类似的方式，也可以得到CFT场景中n与f的关系，n>2f。)

**  --PBFT与RBFT --**

在理解BFT场景中n、f、Q的关系后，接下来进入到PBFT的介绍。在此之前，简单提一下SMR（State Machine Replication）复制状态机\[5\]。在该模型当中，对于不同的状态机，如果从同样的初始状态出发，按照同样的顺序输入同样的指令集，那么它们得到的最终结果总会一致。对于共识算法而言，其只需要保证“按照同样的顺序输入同样的指令”，即可在各个状态机上获得同样的状态。而PBFT就是对指令执行顺序的共识。

那么，PBFT是如何保证指令执行顺序的一致性呢？PBFT集群为主从结构，由主节点提出提案，并通过集群中各个节点间的交互进行验证，从而使得每个正确节点遵循同样的顺序对指令集进行执行。在这个交互过程中，就需要使用Quorum机制保证集群整体状态的一致性。下面我们将对PBFT进行详细介绍。

### ▲两阶段共识 ###

相比较常见的“三阶段“概念（pre-preapre、prepare、commit），将PBFT视为一种两阶段共识协议或许更能体现每个阶段的目的：提案阶段（pre-prepare与prepare）和提交阶段（commit）。在每个阶段中，各个节点都需要收集来自Q个节点一致的投票后，才会进入到下一个阶段。为了更方便讨论，这里将讨论节点总数为3f+1时的场景，此时，读写集票数Q为2f+1。

![【共识专栏】Quorum机制与PBFT][Quorum_PBFT]

1) 提案阶段

在该阶段中，由主节点发送pre-prepare发起共识，由从节点发送prepare对主节点的提案进行确认。主节点在收到客户端的请求后，会主动向其它节点广播pre-prepare消息<pre-prepare, v, n, D(m)>

*  v为当前视图
 *  n为主节点分配的请求序号
 *  D(m)为消息摘要
 *  m为消息本身

从节点在收到pre-prepare消息之后，会对该消息进行合法性验证，若通过验证，那么该节点就会进入pre-prepared状态，表示该请求在从节点处通过合法性验证。否则，从节点会拒绝该请求，并触发视图切换流程。当从节点进入到pre-prepared状态后，会向其它节点广播prepare消息<prepare, v, n, D(m), i>，

*  i为当前节点标识序号

其他节点收到消息后，如果该请求已经在当前节点进入pre-prepared状态，并且收到2f条来自不同节点对应的prepare消息（包含自身），从而进入到prepared状态，提案阶段完成。此时，有2f+1个节点认可将序号n分配给消息m，这就意味着，该共识集群已经将序号n分配给消息m。

2) 提交阶段

当请求在当前节点进入prepared状态后，本节点会向其它节点广播commit消息<commit, v, n, i>。如果该请求已经在当前节点达到prepared状态，并且收到2f+1条来自不同节点对应的commit消息（包含自身)，那么该请求就会进入到committed状态，并可以进行执行。此时，有2f+1个节点已经得知共识集群已经将序号n分配给消息m。执行完毕后，节点会将执行结果反馈给客户端进行后续判断。

### ▲检查点机制 ###

PBFT共识算法在运行过程中，会产生大量的共识数据，因此需要执行合理的垃圾回收机制，及时清理多余的共识数据。为了达成这个目的，PBFT算法设计了checkpoint流程，用于进行垃圾回收。

checkpoint即检查点，这是检查集群是否进入稳定状态的流程。在进行检查时，节点广播checkpoint消息<checkpoint, n, d, i>

*  n为当前请求序号
 *  d为消息执行后获得的摘要
 *  i为当前节点表示

当节点收到来自不同节点的2f+1条有相同<n,d>的checkpoint消息后，即可认为，当前集群对于序号n进入了稳定检查点（stable checkpoint）。此时，将不再需要stable checkpoint之前的共识数据，可以对其进行清理。不过，如果为了进行垃圾回收而频繁执行checkpoint，那么将会对系统运行带来明显负担。所以，PBFT为checkpoint流程设计了执行间隔，设定每执行k个请求后，节点就主动发起一次checkpoint，来获取最新的stable checkpoint。

除此之外，PBFT引入了高低水位（high/low watermarks）的概念，用于辅助进行垃圾回收。在共识进行的过程中，由于节点之间的性能差距，可能会出现节点间运行速率差异过大的情况。部分节点执行的序号可能会领先于其他节点，导致于领先节点的共识数据长时间得不到清理，造成内存占用过大的问题，而高低水位的作用就是对集群整体的运行速率进行限制，从而限制了节点的共识数据大小。

高低水位系统中，低水位记为h，通常指的是最近一次的stable checkpoint对应的高度。高水位记为H，计算方式为H=h+L，L代表了共识缓存数据的最大限度，通常为checkpoint间隔K的整数倍。当节点产生的checkpoint达到到stable checkpoint状态时，节点将更新低水位h。在执行到最高水位H时，如果低水位h没有被更新，节点会暂停执行序号更大的请求，等待其他节点的执行，待低水位h更新后重新开始执行更大序号的请求。

### ▲视图变更 ###

当主节点超时无响应或者从节点集体认为主节点是问题节点时，就会触发视图变更（view-change）。视图变更完成后，视图编号将会加1，随之主节点也会切换到下一个节点。如图所示，节点0发生异常触发视图变更流程，变更完成后，节点1成为新的主节点。

![【共识专栏】Quorum机制与PBFT][Quorum_PBFT 1]

当视图变更发生时，节点会主动进入到新视图v+1中，并广播view-change消息，请求进行主节点切换。此时，共识集群需要保证，在旧视图中已经完成共识的请求能够在新视图中得到保留。因此，在视图变更请求中，一般需要附加部分旧视图中的共识日志，节点广播的请求为<viewchange, v+1, h, C, P, Q, i>

*  i为发送者节点的身份标识
 *  v+1表示请求进入的新视图
 *  h为当前节点最近一次的稳定检查点的高度
 *  C：当前节点已经执行过的检查点的集合，数据按照<n,d>的方式进行存储，表示当前节点已经执行过序号为n摘要为d的checkpoint检查，并发送过相应的共识消息。
 *  P：在当前节点已经达成prepared状态的请求的集合，即，当前节点已经针对该请求收到了1条pre-prepare消息与2f条prepare消息。在集合P中，数据按照<n,d,v>的方式进行存储，表示在视图v中，摘要为d序号为n的请求已经进入了prepared状态。由于请求已经达成了prepared状态，说明至少有2f+1个节点拥有并且认可该请求，只差commit阶段即可完成一致性确认，因此，在新的视图中，这一部分消息可以直接使用原本的序号，无需分配新序号。
 *  Q：在当前节点已经达成pre-prepared状态的请求的集合，即，当前节点已经针对该请求发送过对应的pre-prepare或prepare消息。在集合Q中，数据同样按照<n,d,v>的方式进行存储。由于请求已经进入pre-prepared状态，表示该请求已经被当前节点认可。

但是，视图v+1对应的新主节点P在收到其他节点发送的view-change消息后，无法确认view-change消息是否拜占庭节点发出的，也就无法保证一定使用正确的消息进行决策。PBFT通过view-change-ack消息让所有节点对所有它收到的view-change消息进行检查和确认，然后将确认的结果发送给P。主节点P统计view-change-ack消息，可以辨别哪些view-change是正确的，哪些是拜占庭节点发出的。

节点在对view-change消息进行确认时，会对其中的P、Q集合进行检查，要求集合中的请求消息小于等于视图v，若满足要求，就会发送view-change-ack消息<viewchange-ack, v+1, i, j, d>

*  i为发送ack消息的节点标识
 *  j为要确认的view-change消息的发送者标识
 *  d为要确认的view-change消息的摘要

不同于一般消息的广播，这里不再使用数字签名标识消息的发送方，而是采用会话密钥保证当前节点与主节点通信的可信，从而帮助主节点判定view-change消息的可信性。

新的主节点P维护了一个集合S，用来存放验证正确的view-change消息。当P获取到一条view-change消息以及合计2f-1条对应的view-change-ack消息时，就会将这条view-change消息加入到集合S。当集合S的大小达到2f+1时，证明有足够多的非拜占庭节点发起视图变更。主节点P会按照收到的view-change消息，产生new-view消息并广播，<new-view, v+1, V, X>

*  V：视图变更验证集合，按照<i,d>的方式进行存储，表示节点i发送的view-change消息摘要为d，均与集合S中的消息相对应，其他节点可以使用该集合中的摘要以及节点标识，确认本次视图变更的合法性。
 *  X：包含稳定检查点以及选入新视图的请求。新的主节点P会按照集合中S的view-change消息进行计算，根据其中的C、P、Q集合，确定最大稳定检查点以及需要保留到新视图中的请求，并将其写入集合X中，具体选定过程相对繁琐，如果有兴趣，读者可以参阅原始论文\[6\]。

### ▲改进空间与RBFT ###

RBFT（Robust Byzantine Fault Tolerance），是趣链科技基于PBFT为企业级联盟链平台研发的高鲁棒性共识算法。相比较PBFT来说，我们在共识消息处理、节点状态恢复、集群动态维护等多方面进行了优化改良，使得RBFT共识算法能够应对更复杂多样的实际场景。

1) 交易池

包括RBFT在内，许多共识算法的工业实现中，都设计了独立的交易池模块。在收到交易后，将交易本身存放在交易池里，并通过交易池对交易进行共享，使得各个共识节点都能获得共享的交易。在共识的过程中，只需对交易哈希进行共识即可。

在处理较大交易时，交易池对于共识的稳定性有不错的提升。将交易池与共识算法本身进行解耦，也更方便通过交易池实现更多的功能特性，比如交易去重。

2) 主动恢复

在PBFT中，当节点借由checkpoint或view-change发现自身的低水位落后，即稳定检查点落后时，落后节点就会触发相应的恢复过程，以拉取该稳定检查点之前的数据。这样的落后恢复机制有一些不足：一方面，该恢复流程的触发是被动的，需要在checkpoint过程或者触发view-change完成时才能触发落后恢复；另一方面，对于落后节点来说，如果通过checkpoint发现自身稳定检查点落后时，落后节点只能恢复到最新的稳定检查点，而无法获得该检查点后落后的共识消息，可能一直无法真正参与到共识当中。

在RBFT中，我们设计了主动的节点恢复机制：一方面，该恢复机制可以主动触发，更快地帮助落后节点进行恢复；另一方面，在恢复到最新的稳定检查点基础之上，我们设计了水位间的恢复机制，从而使得落后节点能够获取到最新的共识消息，更快地参与到正常共识流程。

3) 集群动态维护

Raft作为一种广泛应用在工程中的共识算法，其重要优势之一，就是能够动态完成集群成员变更。而PBFT没有给出集群成员动态变更方案，在实际应用中存在不足。在RBFT中，我们设计了一种动态变更集群成员的方案，使得不需要停启集群整体的情况下，就可以对集群成员进行增删。

新增或删除节点时，由管理员向集群发交易创建操作节点的提案，并等待其他管理员投票，投票通过后由创建提案的管理员再次向集群发执行提案配置交易，执行时会更改集群配置。

对于共识部分，当处理执行提案配置交易时，集群中的节点将进入配置变更状态，不再打包其他交易。主节点将该交易单独打包生成配置包，并对该配置包进行共识。当该配置包完成共识，它将被执行并生成配置区块。为了保证改配置区块不可回滚，共识层将等待改配置包的执行结果，确定集群中已经对于该配置包所在高度形成稳定检查点，才会解除节点的配置状态，继续进行其他交易的打包。

对于集群不同的配置状态，我们通过世代（epoch）进行区分。不同世代拥有其独立的编号，该编号为单调递增的，每次执行完成一笔执行提案配置交易，将会对世代编号进行更新。对于集群中不同的节点，如果它们处于同一个世代下，则可以进行正常的信息交互。否则，节点之间只能进行状态恢复相关消息的交互。由于配置变更的信息已经被写入链上，因此，我们可以通过直接同步区块的方式为落后节点进行配置更新。通过上一节所说的主动恢复协议，世代落后的节点可以获取到最新的状态，并通过直接同步区块的方式恢复至最新的稳定检查点，同时完成节点世代与配置状态的恢复。

通过这样的动态变更集群成员的方式，使得集群配置维护更加可靠与便捷，并且可以为动态修改更多配置信息提供了可能。

作者简介

王广任

趣链科技基础平台部共识算法研究小组

## 参考文献 ##

\[1\] Lamport L, Shostak R, Pease M. The Byzantine generals problem\[M\]//Concurrency: the Works of Leslie Lamport. 2019: 203-226.

\[2\] Castro M, Liskov B. Practical Byzantine fault tolerance\[C\]//OSDI.1999, 99(1999): 173-186.

\[3\] https://en.wikipedia.org/wiki/Quorum \_ (distributed\_computing)

\[4\] Owicki S, Lamport L. Proving liveness properties of concurrent programs\[J\]. ACM Transactions on Programming Languages and Systems (TOPLAS), 1982, 4(3): 455-495.

\[5\] Fred B. Schneider. Implementing fault-tolerant services using the state machine approach: A tutorial. ACM Comput. Surv., 22(4):299–319, 1990.

\[6\] Castro M, Liskov B. Practical Byzantine fault tolerance andproactive recovery\[J\]. ACM Transactions on Computer Systems (TOCS), 2002,20(4): 398-461.

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