区块链入门-完整版V1.0-Part5

POS共识机制

POS权益证明（proof of stake）。这个解释为股权证明，2012年sunny king首次提出了POS概念，POS不需要大量算力来维持网络安全，通过钱包相应权重来获取奖励。所谓POS股权证明，通俗解释依据你持有的数字货币的数量和持有时间，根据这个两个要素发放一个利息，这里的银行存款的概念很相似。这里需要引入一个币龄的概念，币龄根据你持有的币乘以持有时间来计算，一旦你发现了一个POS的区块，那么你的币龄就被清空。当你被清空了365币龄，你将获得0.05个币的利息，那么计算公式就是：数字货币量*持有时间/365=利息。Pos机制鼓励每个人去打开客户端钱包，根据上面对POS的解释，打开客户端钱包里才可能发现区块，那么就会获得利息，当然现在POS2.0的机制（下文会解释2.0）里，必须在线运行客户端钱包，才会按照你的数字货币持有量和运行客户端钱包时间分发利息，不停的有在线客户端钱包运行，这也就保障了整个系统网络的健壮和系统运行的保障了。昨天刚好有个朋友来问，在比特币系统中万一比特币挖完了，那么算力大大降低了，是不是就可能出现51%算力集中攻击。这个问题如果在POS机制中，就要求攻击者需要拥有51%的货币量，试想下，51%的货币量被控制，这个难度和这个环境的不可靠，应该也不会吸引到太多的人了。再对比下比特币，有些人认为比特币是不会膨胀的一个货币体系，因为他的数量的是确定的，但是有没有想过一个钱包丢失的问题，要深究的话，比特币是一个货币紧缩体系，总数一定，但是会有不确定丢失。

这里说了POS的机制，那和比特币的POW机制相比，POS认为是一定程序上缩短了达成共识的时间，而且节省了资源，不像POW需要大量的算力。但是POS也有自己不可避免的缺点，单纯来说POW中，算力是基础，根据算力来决定你的话语权，但是控制算力目前来看，规模越大，越无法控制甚至垄断，相对来说比较公平。POS类似股票，持有货币量决定话语权，在一个公司内部，前期奋斗，后期可能作为决策者有大量的股份那就有决定权，数字货币环境不是单纯的一个公司那么简单，数字货币要求一个公正的环境，那么POS机制下，后来者明显处于了劣势，你前期持有币，那么你就可以不断的通过利息机制获得新币，这个过程对于先前就掌握了币的人不需要付出太多的成本，可以永久吃利息，那么这会造成一个买卖币的问题，掌握了一定数量币，而且一直增加，那么就没有太大的卖币的需求，而且你的话语权因为你掌握的币不会变，后来者不管如何努力，话语权还是处于劣势。技术角度来说，之前的文章中有对软分叉和硬分叉做过简单介绍，那么在POS机制中，一旦发生了硬分叉，这个问题就相当复杂了，因为持有货币的人在两条链上都有相同数量的货币，新的分叉也能获得利益，那么这个分叉就很大程序会被默许，这样的分叉一旦出现就会不断出现，整个系统就处于崩溃，缺乏约束健壮性。大多数都是采用POS+POW机制，例如点点币，黑币。

POS2.0：这里再说下黑币，黑币的机制被称为POS2.0（上文有提过），这个概念是前5000个区块，使用纯POW机制，5001到10000使用POS和POW混合机制、10001之后采用纯POS机制。这种模式在前期完成开采和分配，然后再进入POS模式。

POS机制仁者见仁智者见智。

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DPOS：股份授权证明机制 
这种机制采用投票的方式，由Bitshares提出，先解释下这个投票过程：每一个持有数字货币的人来进行投票，投票选举一组代表，假设这一组的数据是101个，然后这101个代表理解成为101个特权节点，101个节点权利完全相等，类似议会制度，选举委员。当然不是选出后永远都是这些节点成为特权节点，一旦在生成区块的时候未能生成（这里会有网络原因，节点宕机，恶意行为等原因），节点被除名，再次选举新节点来替代。除名选举在系统中时刻进行。

这种方式仔细考虑下，时刻运行选择和除名操作，这样保证了网络上所有可信任节点，整个网络更加民主，不需要网络中所有节点或者大部分节点确认，被选举出来的节点实时保证在线有效，那么就保证了系统正常运行，更重要的是，区块一直由这些选举节点在确认生成大大提高了确认的效率，缩减整个交易确认时间，这个在很大程序上改善了比特币网络中POW效率的问题。对比之前的POW和POS机制，这种方式在单一区块中可容纳更多交易，使其可接近目前中心化系统的处理效率，每个节点投票选举，然后特权节点生成区块，每个节点有选举权，这样不依赖算力和持有币数量的的约束。有兴趣的可以看下DPOS的白皮书：https://wenku.baidu.com/view/74034196ba0d4a7303763a48.html

DPOS背后的理性逻辑： 
使权益所有者能够通过投票决定记账人 
最大化权益所有者的红利 
最小化保证网络安全的消耗 
最小化网络运行成本 
最大化网络的性能

DPOS本质上是把整个网络中权益分给每一个节点，从而实现去中心化的概念，现实中的投票机制可能会有缺陷，但是通过不停的选举和淘汰，保证网络中节点的高效率，从而提高整个系统的高效性。

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PAXOS容错机制

分布式容错

区块链，有一种理解为分布式统一账本，那么分布式的架构肯定会存在一个容错的问题。这里简单概述下容错相关内容。

分布式容错约定概念：

• 节点：在一个网络中，每一台终端计算机称为一个节点，传统架构中服务器\客户端的模式，那么服务器也看作一个节点。
• 消息：网络中节点单独工作，协作在一块，需要一种机制，称为消息，也作为消息传递。
• 消息丢失：网络中不能保证所有消息都是能正常被传递和确认，这个原因是由于网络中的带宽、物理设备故障、恶意节点等原因，故无法保证所有的消息都是能正常传递和确认，那么必然存在消息丢失。
• 消息确认：在消息传递的过程中，接收消息的节点接收到消息后返回一个确认信息给发送节点。
• 消息传递序号：在消息发送过程中，为了防止重复发送的统一消息，在消息传递中加一个序列号。
• 状态复制：在分布式系统中，串形复制命令序列。
• 加锁：串行状态复制的时候，通过加锁的方式保证单一执行修改。
• 票：弱化形式的锁。检查服务节点状态，不对其进行加锁。

上述大致说明了一些分布式容错的约定概念。接下来简单介绍下一些协议。

分布式系统中的共识

分布式系统采用消息传递、反馈确认，那么假设一场对话（网络环境下点对点环境）： 
A：明天下午2点打球？收到请回复~ 
网络传输 
B：收到，明天下午2点一块打球，确认请回复 
网络传输 
A：收到，确认明天下午2点一块打球，收到请回复 
网络传输 
B：收到，确认回复 
网络传输 
。。。 
其实这种需要确认的协议是无法终止的，因为存在下一阶段的确认回复，最后一次不能保证没有丢失。但是理论和工程是不一样的，设计一种考虑忽略最后一次确认消息，那么一种可容忍的协议。 
这种协议这里称为“共识”，结合在分布式系统中，共识假设系统中有n个节点，允许最多有f个节点崩溃，那么正常工作节点就是n-f，认为系统中至少要有n-f个节点是正常的。某一个节点发起请求x，那么在这样的环境中系统还是能达到最终一致。这个系统一致还要求三个条件：

• 一致性：所有正常节点输入确定值一致。
• 可终止：所有正常节点在规定时间内结束一轮抉择。
• 有效性：输入的确定值是由系统中某个节点发起。

理想化的两阶段协议

1. step-1
2. 客户端发起请求至所有分布式的服务器
3. step-2
4. if
5. 发起请求的客户端获得了所有的服务器的锁
6. then
7. 客户端一次发送消息，结束后解锁
9. else
10. 客户端未获得所有服务器的锁
11. 重新进入step-1
12. end

这是一个理想化的模式。类似数据库系统，第一阶段就是事务的准备阶段，第二年阶段就是提交或者回滚。

问题： 
那么通过两阶段，出现节点故障的状态，那么请求无法完全，理想化的两阶段协议必须要求节点都正常，如果只是一部分服务器处于锁的状态，将无法正常完成整个过程。且客户端将无法判断服务器节点锁的状态，导致系统出现故障，问题：如何有效解决这种这种模式？

PAXOS

在票上加一个序列号，服务节点在收到票的时候记录票的序号，保证票不重复和本地记录的一致。通过超过半数的票来作为容错机制。

票协议：

1. step-1
2. 客户端向所有节点发送带序号的票
3. step-2
4. if
5. 客户端收到半数服务节点收到票的回复
6. then
7. 客户端再次发起票，且加上命令消息一起发送给所有服务器
8. 服务器节点收到消息，判断票有效性后，存储命令消息
9. 服务器返回客户端信息
11. else
12. 客户端等待，返回step-1
13. end if
14. step-3
15. if
16. 客户端收到半数服务器的返回客户端消息
17. 客户端通知所有服务器执行之前的命令
18. else
19. 客户端等待，返回step-1
21. end if

这种票协议还是会出现服务节点存储本地票号，但是客户端在发起请求的时候票号会不一致，且命令存储会出现不一致。故再对这种模式进行改进。

PAXOS大致流程：

引入本地记录票号的计数、半数确认容错。

服务端	客户端
初始化	初始化
票号t=0、命令c	票号Tmax=0、命令C、存储命令的票Tc
step-1	step-1
发起请求、t=t+1，请求票号为t
	服务节点判断：t>Tmax、那么Tmax=t，回复确认（Tc、C）
step-2	step-2
客户端如果收到半数服务节点回复确认、选择（Tc、C）验证Tc>0、那么c=C、发送消息p(t、c )
	服务节点收到p、判断t=Tmax、那么C=c、Tc=t、回复成功
step-3	step-3
接收到半数以上服务节点回复成功，向每个服务节点发送执行c操作

说明： 
PAXOS中有三阶段，三角色（提案者、接收者、学习者） 
上述流程中一个p（t、c）称为一个提案，那么提案根据算法存储在半数以上的服务器，那么后续再出现新的p（t、c）则因为t的顺序判断，故会顺序执行。可以通过反证法，同时出现两个p（t、c）出现在服务节点，且都超过半数，那么两个p提案在服务器之间肯定会有一个不为空的交集。根据两个p中t的顺序号，那么肯定有一个p提案被存储在服务器节点中，成为有效提案。在step-2中t为判断为与最高票编号比较，于是执行之前已经存储的p提案中的c命令。

场景分析：

• 如果成功p提案的客户端没有故障，那么直接告诉所有服务器执行命令c
• 如果客户端在没有告诉服务器执行命令的已经出现故障，那么服务器等待下一个客户端获得提案再执行命令。后续客户端发送请求的时候，服务器即可告诉客户端之前有一个提案待执行，避免再次发送提案。
• 如果一般服务器出现故障，没有达到半数，客户端无法正常获得回复工作。
• 如果出现执行多命令情景，那么引入实例、增加实例编号，c命令选中执行，客户端通过新的实例编号来启动新的实例。且服务器通过询问附近服务器确认一致的决议。
• 算法中p2p网络环境下，每一个节点可以是单一角色、也可以是多个角色。

Leslie Lamport 1989年提出了Paxos这个词汇，但是论文在1998年发表，论文太过于艰涩，很多人都无法明白。 
1998年分布式系统问题已经开始受到重试，2006年谷歌大数据相关论文中，在大数据管理核心技术-容错方面采用了Paxos相关机制，故Paxos开始受到的普遍的关注和重视。

Paxos的应用： 
数据库相关：Chubby、ZooKeeper、Nutanix等 
域名服务器：Name Server 
配置管理：config管理。

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RAFT算法

RAFT算法引用原文论文翻译的第一句话：RAFT是一种为了管理复制日志的一致性算法(https://github.com/maemual/raft-zh_cn/blob/master/raft-zh_cn.md)。

同样RAFT算法中也先引入几个角色和概念：

Leader：领导者

Follower：群众

Candidate：竞选者

Term：任期

构建一个现实的环境场景来帮助理解，在一个封闭网络中，有多个分布式节点，节点间开始权利和义务一样，互相平等，然后通过一种投票的模式：

首先所有节点都是群众，开始投票，所有群众可以参与投票也可以参与竞选，参与竞选的群众就变成了竞选者，然后选择领导者，对领导者有一个任期的概念，在选举结束后，领导者开始任期，之前候选人变成群众，直到第二期选举开始。 

从角色角度来看：群众-竞选者-领导者在选举过程中不停变化。 

每个节点的角色随着投票选举过程一直在群众-竞选者-领导者-群众之间转换。

再细分下整个过程：

领导者的选举过程

所有网络中的节点，一开始都是群众，投票开始节点A、B、C等节点都转变为竞选者，这里会有一个问题，之前有个朋友也问过我，每个人都投自己那么这个领导者怎么出来，这个环节其实很有意思，每个人投票开始时间不同，那么都有一个超时时间的控制，一旦出现超时还没有选出领导者，那么超时部分节点就变成了群众，他就必须在随机休息一段时间、再次投票就只能去投其他的竞选者，这个问题也就解决了。这样的模式下来领导者很快就能出现。 

领导者在整个系统中用来确保分布式集群的一致性，客户终端发送请求至领导者，领导者接受一个未确认信息、然后把未确认信息发送给群众节点，收集群众节点的返回信息，一旦超过半数节点返回，领导者再发送信息给客户端，确认信息，确认信息后，领导者再发送确认信息给群众节点，确保信息一致。 

选出领导者后，那么领导者一直和网络中其他节点进行心跳通信，一旦一段时间内领导者没有发出通信，那么就认为领导者出现不确定故障（主机宕机、网络故障等），那么就再发起一轮新的选举。

再假设几个场景：

1.领导者在接收客户端消息的时候出现故障。这个时候领导者和客户端就失去联系，客户端认为超时，那么领导者上没有数据，同样群众节点也就不会有数据，这个时候确定领导者出现问题就执行再次选举操作。

2.客户端数据到达领导者，领导者发送到至群众节点，群众节点数据一致，但是这时候领导者出现故障，那么这时候即刻进行领导者选举，客户端这时候虽然不知道数据是否递交成功，但是可以尝试重新提交，这时候RAFT通过内部去重方式保证一致性。

3.数据到达领导者，领导者部分发送成功给群众节点，领导者出现故障，那么RAFT模式要求投票选举时候只能拥有最新的数据的节点才能成为竞选者，新的领导者出现数据再次同步，保证一致性。

4.数据到达领导者，发送给群众节点，领导者已提交确认，但是群众节点未全部确认，那么这时候同样2的方法处理重新选举，去重后再保证一致性。

5.数据到达领导者，发送给群众节点，所有节点提交，但是领导者未响应客户端，这个时候其实数据已经一致，故可重复操作无影响。

6.网络脑裂出现双领导者，这种方式下会出现两个领导者分区，但是多数原则保证有一个领导者会提交不成功，所有只能等待网络恢复，更新TERM后，领导者降级后在同步数据一致性。

最后对选择过程中的时间再说明：

选举过程是有一个时间限制，就像上文说到一直自己投自己情况如何控制，选择过程中有超时时间设定，然后中间会有一个分裂投票的概念（split vote），这个时候两个竞争者都要求大家投票给自己，两个竞争者在选举时间内得到相同的票，那就再发起投票，在一段时间内只对两个竞争者发起投票，首先发起的理论上得到更多的同意，那么另外一个就称为群众。

简单对RAFT算法做了一个说明，想要深入了解的可以查一下网址：https://raft.github.io/

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PBFT算法

算法概要

• 拜占庭问题衍生而来的PBFT算法，算法提出一个主要解决拜占庭容错的状态机副本复制。在保证了算法活性和安全性的前提下提供了（n-1）/3的容错性。

• 这个算法在只读过程中只使用一次消息往返，在只写过程中只使用两次消息往返。且在正常操作中使用消息验证码（MAC），公钥加密只在发生失效的过程中使用。

• 参考：https://www.jianshu.com/p/fb5edf031afd 
  https://m.2cto.com/kf/201607/527570.html 
  整理说明PBFT算法概念和过程。

算法前提

• 系统是异步分布式。
• 节点失效独立。
• 系统中恶意节点不能无限期延迟正确节点，且无法破解加密算法。
• 算法提供不超过（n-1）/3的情况下保证安全性和活性。
• 系统中通过访问控制来限制失效客户端造成的破坏，审核阻止客户端的操作。
• 失效副本不超过（n-1）/3，延迟不会无限增长。这个时间是发送消息到最后接收的时间间隔。

算法中使用的相关词汇

• 公钥签名（RSA算法）
• 消息验证编码（MAC）
• hash函数生成的消息摘要（message digest）
• m表示消息
• mi表示节点i签名的消息
• D(m)表示消息摘要
• 状态（state）
• 多个操作（operations）
• 副本服务：算法实现确定性的副本复制服务，操作可读可写，基于状态和操作进行任意确定性的计算，副本的复制由n个节点组成。
• 安全性：副本复制服务满足线性一致性，理解中心化系统的原子化操作。
• 活性：依靠同步提供活性，客户端最终都会收到请求的回复。
• 副本集合R
• |R|=3f+1 |R|表示副本集合个数
• f失效的副本
• view：所有副本在一个view视图中
• primary：主节点
• backups：其他的备份副本

n>3f

f为失效节点，那么系统中必须存在3f+1个节点，原因如下：

• 系统中在n-f个节点通讯后，必须要做正确的判断。
• f个副本失效，不返回响应
• f个副本没有失效，但不返回响应
• 系统需要足够的支持响应，那么响应必须超过失效的，n-2f>f
• f个失效节点，那么在剩余的节点中必须要有一半以上的节点有正确回应，那么加起来就是3f+1个节点中，有f+1回应才能保证消息正确。

算法准备说明：

• 首先：主节点由公式p = v mod|R|计算得到，这里v是视图编号，p是副本编号，|R|是副本集合的个数。在主节点失效后启动视图更换。
• 三个阶段（预准备、准备、确认）
• 客户端client：发送请求
• 主节点primary:负责给所有客户端请求排序，然后按序发送给备份节点。
• 备份节点backups:检查序号合法性，并通过超时机制判断主节点异常。