PBFT共识算法
一、拜占庭将军问题
古代，拜占庭的各地的将军去打仗，比如有10个，必须相互通信，达成共识才能一起出发，否则战役失败。
问题1、有个将军会叛变，在有将军叛变的情况下，如何达成共识。
问题2、互相通信的信道必须是安全的，在不安全的信道中通讯，达成共识很困难的。
已经证明：在背叛者为f，将军总数>3f时，可达成共识。3f+1<=n---->(n-1)/3
容错节点：应为硬件或者网络问题，节点无响应。
作恶节点：除了无响应，还可以发除错误的信息，误导其他人。
raft 可容忍的错误节点数 f = (n-1)/2，
设节点总数为n,错误节点为f,根据共识定理，只有比f多1个就可以既f+1,f+f+1 = n
2f+1=n-->f = (n-1)/2 综上所述，作恶节点个数最多为(n-1)/2个，系统可达成共识。
PBFT可容忍的非正确节点的个数为f =（n-1)/3，
1、情况1、假设节点总数为n,作恶节点为f，错误节点个数为f，作恶节点被发现后，会被系统剔除，那么完好节点只要比错误的节点多1个，既f+1就可以了。那么f+f+f+1 = n-->3f+1=n ----> f=(n-1)/3
2、情况2、作恶节点与错误节点个数相同，同raft。
基本流程：
1、客户端给主节点发送情况，
2、主节点将请求广播给其他节点，其他节点做三阶段处理。
3、节点处理完成后，落盘，返回给客户端。
4、客户端收到f+1个正确消息后，代表共识结束。
三阶段处理：
pre-pre、promise、commit
消息类型
v是主节点选举的第几轮，1，2。。。等等
n是客户端发过来的请求的编号
d是消息内容的摘要
m是消息的内容
主节点收到消息会向其他节点发送pre-prepare消息。开始三阶段处理
1、非主节点收到pre-prepare消息，判断接受不接受。不接受的逻辑，与第一次收到的消息相比较，是V,n相同，但d和M不同，及不是这个消息。或者请求编号不在高低水位之间。
2、如果接受pre-prepare消息，则想其他节点广播发送promise消息，其他节点也做同样的事情，如果1个节点收到超过2f+1个promise消息，则进入commit阶段。
3、节点会将向外广播commit消息，其他节点也在做同样的操作。当收到2f+1个commit消息时，则认为大多数节点都commit了，这时候就会落盘，向客户端发送正确消息。
View change（视图改变）
更换主节点，当主节点挂了，或者其他从节点认为主节点作恶，就会触发view change。
过程分view-change，view-change-ack，new-view
当主节点挂了，从节点想其他节点发出view-change消息，其中编号最小的节点会成为主节点，当新主节点收到2f+1个节点的view-change消息，就认为大家都同一它成为新节点。那他就会发出new-view消息，接着处理上个视图没处理完的请求。
垃圾回收
checkpoint和stable checkpoint和高低水位
checkpoint当前节点处理的最新请求序号号。
stable checkpoint 大部分节点2f+1个节点已经共识完成的请求序列号。
stable checkpoint是为了减少数据的占用空间，它之前的请求都可以删除掉。每个节点不用再存所有的请求了，节省了节点的空间。
节点i会给其他节点发送
n是当前节点的请求序列号。
d是当前状态的一个摘要。
当收到2f+1个节点的回复时，就认识大多数人都处理到这个请求序列号了，那么就会形成stable checkpoint。
如果收到i节点消息的其他节点，没有处理到这个请求序列号，那么就不会返回消息。
高低水位
低水位为上一次的stable checkpoint，高水位为低水位+L（L为我们设定的值）。
当节点i的处理请求序列号超过高水位，就等待，不处理了，等待stable checkpoint变化后，再继续处理。
raft和PBFT的时间复杂度。
raft的复杂度O(n)，共识分为日志记录，提交数据2部分，都是主节点给从节点发送数据，从节点之间是不需要沟通的，从节点回复接受或者不接受。
日志记录阶段，请求数n-1。提交数据阶段，请求数n-1。总的是2n-2。
PBFT的时间复杂度O(n)，的pre-pepare阶段，主节点发送给所有从节点，请求数为n-1，
promise阶段，每个从节点给每个其他节点发送，请求数为n*(n-1)
commit阶段，每个从节点给每个其他节点发送，请求数也没n*(n-1)
raft不会质疑主节点，pbft会质疑主节点。