PBFT协议

PBFT协议

前提假设

• 分布式节点通过网络是连接在一起的
• 网络节点发送的消息可能会丢，可能会延迟到达，也可能会重复，到达顺序也可能是乱的

为什么至少要3f+1个节点

• 最坏的情况是：f个节点是有问题的，由于到达顺序的问题，有可能f个有问题的节点比正常的f个节点先返回消息，又要保证收到的正常的节点比有问题的节点多，所以需要满足N-f-f>f => N>3f，所以至少3f+1个节点

术语

• client：发出调用请求的实体
• view：连续的编号
• replica：网络节点
• primary：主节点，负责生成消息序列号
• backup：支撑节点
• state：节点状态

3阶段协议

从primary收到消息开始，每个消息都会有view的编号，每个节点都会检查是否和自己的view是相同的，代表是哪个节点发送出来的消息，源头在哪里，client收到消息也会检查该请求返回的所有消息是否是相同的view。如果过程中发现view不相同，消息就不会被处理。除了检查view之外，每个节点收到消息的时候都会检查对应的序列号n是否匹配，还会检查相同view和n的PRE-PREPARE、PREPARE消息是否匹配，从协议的连续性上提供了一定程度的安全。

每个节点收到其他节点发送的消息，能够验证其签名确认发送来源，但并不能确认发送节点是否伪造了消息，PBFT采用的办法就是数数，看有多少节点发送了相同的消息，在有问题的节点数有限的情况下，就能判断哪些节点发送的消息是真实的。REQUEST和PRE-PREPARE阶段还不涉及到消息的真实性，只是独立的生成或者确认view和序列号n，所以收到消息判断来源后就广播出去了。PREPARE阶段开始会汇总消息，通过数数判断消息的真实性。PREPARE消息是收到PRE-PREPARE消息的节点发送出来的，primary收到REQUEST消息后不会给自己发送PRE-PREPARE消息，也不会发送PRE-PREPARE消息，所以一个节点收到的消息数满足2f+1-1=2f个就能满足没问题的节点数比有问题节点多了（包括自身节点）。COMMIT阶段primary节点也会在收到PREPARE消息后发送COMMIT消息，所以收到的消息数满足2f+1个就能满足没问题的节点数比有问题节点多了（包括自身节点）。

PRE-PREPARE和PREPARE阶段保证了所有正常的节点对请求的处理顺序达成一致，它能够保证如果PREPARE(m, v, n, i) 是真的话，PREPARE(m’, v, n, j) 就一定是假的，其中j是任意一个正常节点的编号，只要D(m) != D(m’)。因为如果有3f+1个节点，至少有f+1个正常的节点发送了PRE-PREPARE和PREPARE消息，所以如果PREPARE(m’, v, n, j) 是真的话，这些节点中就至少有一个节点发了不同的PRE-PREPARE或者PREPARE消息，这和它是正常的节点不一致。当然，还有一个假设是安全强度是足够的，能够保证m != m’时，D(m) != D(m’)，D(m) 是消息m的摘要。

确定好了每个请求的处理顺序，怎么能保证按照顺序执行呢？网络消息都是无序到达的，每个节点达成一致的顺序也是不一样的，有可能在某个节点上n比n-1先达成一致。其实每个节点都会把PRE-PREPARE、PREPARE和COMMIT消息缓存起来，它们都会有一个状态来标识现在处理的情况，然后再按顺序处理。而且序列号n在不同view中也是连续的，所以n-1处理完了，处理n就好了。

VIEW-CHANGE

上图是发生VIEW-CHANGE的一种情况，就是节点正常收到PRE-PREPARE消息以后都会启动一个定时器，如果在设置的时间内都没有收到回复，就会触发VIEW-CHANGE，该节点就不会再接收除CHECKPOINT 、VIEW-CHANGE和NEW-VIEW等消息外的其他消息了。NEW-VIEW是由新一轮的primary节点发送的，O是不包含捎带的REQUEST的PRE-PREPARE消息集合，计算方法如下：

• primary节点确定V中最新的稳定检查点序列号min-s和PRE-PREPARE消息中最大的序列号max-s
• 对min-s和max-s之间每个序列号n都生成一个PRE-PREPARE消息。这可能有两种情况：
  • P的VIEW-CHANGE消息中至少存在一个集合，序列号是n
  • 不存在上面的集合

  第一种情况，会生成新的PRE-PREPARE消息<PRE-PREPARE, v+1, n, d>

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  为什么你60%的时间都被浪费了？ | 靠五、六流人才铸造的18万华为铁军
  • 2018-07-06 15:13
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