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Paxos总共有三个角色
1:提议者（Proposers）
2:接受者（Acceptors）
3:学习者（Learns）
一致性的目标是一组参与者在每次商议中对一个值形成共同的共识。
从Propsers提交值给一组Acceptors开始就开启一次一致性商议，Acceptors在接受某次提案的值，并且超过某次阀值后，这个值就会在网络中传播。
为了让Paxos协议能正常工作，第一个约束是：
Acceptors必须接受它收到的第一个提案的值。
这会导致一个问题，考虑一下这个情况，多个Proposers发送提案的值，多个Acceptors接收到多个值。因为Acceptors只接收第一个收到的值，所以形成不了
大多数结果。Paxos给每次的提案附加唯一的标记来允许Acceptors同时接收到多个提案。
对每次提案附加一个唯一标记，某次提案过程中，如果大多数Acceptors接受提案的值，这个值就叫做chosen value。可以通过多个提案，但是必须保证
多个提案对于同一个值有相同的值。这样就引出第二个约束：
如果已经选择了提案的值 V，每次更高的提案都必须选择值 V。
网络通讯异步进行，所以会存在某些Acceptors未收到chosen value，但是这个并不会违反约束1和约束2.
Propsers在发送消息给acceptors时使用如下几个约束。这个过程叫做prepare request，包含俩个要求。
1.承诺不接受提案标号小于n的提案（n是新的提案标号）。
2.响应acceptor已接受,标号小于n且标号值最大的提案。
根据Lamport的论文
如果Proposers收到大多数的acceptors的响应，那么它就可以提出编号是n，值是v的提案，值v是响应中编号最高的提案的值，如果响应者报告没有提案，宣布的值可以是任何被proposer选择的值。
Proposers然后发送一个accept请求，然后由Acceptor确认。Proposer然后发送一个提交消息给Acceptors，Acceptors可以忽略（不影响安全性）或者表示值已经提交成功。
一旦Acceptors提交的值超过了某个阀值，那么共识过程就结束了，这个值可以在外部使用。
Paxos的复杂性在于它只要大多数节点同意这个值时就可以接受这个值，其他节点可以忽略或者抵制提议的值。以前的协议需要所有的节点达成一致，一旦某个节点失败，协议过程就会被阻塞。
因为每次提案的标号都唯一，所以Paxos能安全选择一个值。必须要注意一点，Acceptor仅需要记录它已经接受的最高提案标号。
相对而说，Proposer能放弃提案，只要它不会发起有相同标号的提案。
Proposer和Acceptor的职责划分如下：
Proposer
1.在prepare request的阶段中，发起编号为n的提案给acceptor，等待大多数acceptor的响应。
2.如果大多数Acceptor同意这个提案，他们会回复同意的值。如果大多数拒绝这个提案，放弃或者重新开始这个过程。
3.如果大多数Acceptor同意提案，Proposer然后发送一个确认消息（包含提案标号n和值）。
4.如果大多数Acceptor收到确认消息，这轮商议就结束了。
Acceptor
1.接收编号为n的提案X，比较X的编号和已经同意的最高提案编号。
2.如果提案X的编号n比较高，接受它，如果n比较低，拒绝它。
3.如果值和先前接受的提案值一样或者它的提案编号高于同意的提案，接受后期的确认消息。
Proposals可以同时发起多个提案，但是需要遵循单个提案的算法。
最后，Learners发现大多数Acceptors已经接受的提案。当然，一个Learner也可以把发现的提案值广播给其他的Learners。
同样也可以这个实现这个过程，Acceptor同志对应的Learners或者Acceptros告诉一组不同的Learners，然后由Learners通知其他的Learners。
形式上来说，Paxos在每次过程中都会区分出来leader（Proposer），Acceptors能确认那个proposer是它的leader，这样就可以在集群选举leader
的过程中使用Paxos。使用Paxos进行选举可能会出现俩个Proposer竞争leader位置的情形，但是，这个情况应该不会持续太久。
Raft在保证容错和性能的前提下构建了一个更容易理解的Paxos版本。由于Paxos太过于复杂，所以不适合使用在基础平台。Raft和Paxos类似，所以进行比较之前
需要简单说明一下Raft为什么比Paxos简单。
Raft使用leader和follower模型，并且假设集群只有一个leader。leader管理着参与节点的日志复制功能，一旦leader断开，参与者就会立即替代leader。
在算法开始前，leader就已经被选好，为了给leader选举过程一些上下文信息，leader在一致性中扮演着特定的角色，并且在每个特定的算法中都不同。比如，在Nakamoto Proof of work中，
在每轮leader选举过程中使用lottery，每轮选举大概10分钟。Practical Byzantine Fault Tolerance（PBFT）中，leader选举使用随机方式。
在Raft中，由candidate节点开始一个初始过程来选举leader。如果出现选举超时（election timeout），此时candidates未收到任何信息，candidates就会增加自己的
term-counter，然后把票投给自己，然后广播这个结果给其他节点。如果其他的candidates的值比当前的candidates的大，当前的candidate就变成了follower。
这个规则持续影响到其他candidate，直到某个candidate得到大多数的投票。
leader控制节点之间的日志复制，并且发送客户端请求到它的follower上。如果大多数followers确认了复制，那么请求就可以提交。Followers同样把提交的数据给本地的机器。
Raft的容错性实现，新的leader强制自己followers复制自己的日志。任何没有同意的项都应该被删除，这样就可以保证日志一致性。
leader的日志需要比follower的日志新，如果某个candidate的日志比部分follower的旧，那么这个candidate就会被拒绝。
总的来说，Raft把一致性分成三个单独的子问题：
1.leader选举
2.日志复制
3.安全
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原文地址：https://www.cnblogs.com/shuiyonglewodezzzzz/p/11636858.html
