區(qū)塊鏈是一種分布式系統(tǒng)。不了解分布式系統(tǒng)的工作原理，很難真正理解區(qū)塊鏈。

而不理解區(qū)塊鏈的麻煩，在于會陷入到對「去中心化」、「無需許可」等等概念以及「TPS」、「安全」等等問題失去語境的討論中去。這不僅無助于我們?nèi)蚀_地分析和判斷一個區(qū)塊鏈項目，也讓我們無法認清區(qū)塊鏈在技術上的可能的發(fā)展路線。

更直白來講，我們需要掌握分布式系統(tǒng)的一些基礎知識。因為這樣，我們就能看到區(qū)塊鏈本身的局限性，我們就知道任何一個真正有價值的區(qū)塊鏈項目都應該：為了解決特定的問題，在特定的環(huán)境中，做出特定的解決方案。

單純的指標比較并不客觀，更好的判斷標準是：這種方案是否適合于解決這個問題。

了解分布式系統(tǒng)的工作原理對區(qū)塊鏈世界非常重要。那么現(xiàn)在，就讓我們開啟分布式系統(tǒng)的探索之旅吧。

計算機的作用是處理信息，我們輸入條件 A 給它，它輸出結(jié)果 B 給我們。如果處理信息的工作是由一臺計算機完成的，這是一種中心化的結(jié)構；如果處理信息的工作是由多***立的計算機合作完成的，我們可以稱其為「分布式的系統(tǒng)」。

分布式系統(tǒng)有多種不同的架構，用以實現(xiàn)不同的處理信息的方法。假設系統(tǒng)中有十臺計算機，一種架構是：我們把一個計算任務分成十份，讓每臺計算機獨立處理一份任務，最后匯總它們的計算結(jié)果，作為輸出。

還有另一種架構，就是讓這十臺計算機都去處理這一個計算任務，如果所有的計算機都正常工作，它們的計算結(jié)果應該是一樣的，那么就把這個一致的計算結(jié)果作為輸出。區(qū)塊鏈就是這樣的一種分布式系統(tǒng)。

很容易就能發(fā)現(xiàn)，這是一個「自找苦吃」的系統(tǒng)，它相當于把同樣的工作做了十次，而且還需要額外增加不同計算機之間的溝通工作。

那為什么還需要這種系統(tǒng)？因為它可以讓我們免除對中心化的那一臺計算機，以及那臺計算機背后的中心化的公司或組織的依賴。這樣一來，既能避免單點故障或作惡，也能減少權力的集中及濫用。

一、分布式系統(tǒng)的理想目標

區(qū)塊鏈所屬的分布式系統(tǒng)也被稱為「復制狀態(tài)機模型」（Replicated State Machine），它的目標很簡單：系統(tǒng)內(nèi)全部的計算機都同意某一個輸出值，也就是指：系統(tǒng)內(nèi)所有的節(jié)點 / 計算機都有相同的初始狀態(tài)，在執(zhí)行完一個事務后，所有的節(jié)點都有相同的最終狀態(tài) 。

如果計算機都運行良好，它們之間的通信也完全同步，實現(xiàn)這個目標并不困難。但現(xiàn)實不是如此，主要有以下兩類問題：

1. 某臺 / 某些計算機出現(xiàn)故障，它可能無法計算出結(jié)果，也可能連接不上系統(tǒng)。

2. 如果不同計算機收到事件的順序不同，對事件的處理順序就會不同，導致輸出結(jié)果也不同。比如（a+b）×c 與 a+（b×c）就是兩種不同的計算順序，會帶來不同的計算結(jié)果。

這些問題是常見且不可避免的，而一旦出現(xiàn)問題，就無法實現(xiàn)全部的計算機都同意某一個輸出結(jié)果。著名的分布式系統(tǒng)「FLP 不可能原理」是這樣描述的：在網(wǎng)絡可靠，但允許節(jié)點失效的最小化異步模型系統(tǒng)中，不存在一個可以解決一致性問題的確定性共識算法。通俗而言就是：只要系統(tǒng)中有一臺計算機出問題，該系統(tǒng)就無法在輸出值上達成共識。

FLP 不可能原理告訴我們：不要浪費時間去為分布式系統(tǒng)設計面向所有場景的共識算法，那是不可能實現(xiàn)的。

二、分布式系統(tǒng)的共識算法

雖然 FLP 不可能原理很殘酷，但分布式系統(tǒng)能夠帶來的好處是值得我們迎難而上的。既然不存在面向所有場景的共識算法，那么也許可以找到一些在特定場景中有效的共識算法。共識算法，是指讓分布式系統(tǒng)達成共識的方法。

讓我們看看科學家們是如何一步一步限定場景，并實現(xiàn)該場景下的共識算法的。

首先，如果系統(tǒng)中的每一臺計算機都可以提出自己的結(jié)果，場面無疑是復雜的，因為我們連就哪一個結(jié)果去達成共識都無法知曉。所以解決共識問題的第一步是確定共識的到底是什么，最簡單的方法就是某一臺計算機說了算，它提出一個結(jié)果，其他的計算機來表態(tài)是否同意這個結(jié)果。

說了算的那臺計算機被稱為提案者或者領導者。雖然通過領導者來實現(xiàn)共識并不是唯一解決問題的方法，但絕大多數(shù)協(xié)議都是在此基礎上實現(xiàn)的，包括區(qū)塊鏈系統(tǒng)中使用的共識算法。

所以你看，并沒有絕對的去中心化，實現(xiàn)共識的第一步就是要確定一個中心。

題外話：當我們知道這一點后，就能建立起關于去中心化的更有效的討論，比如在此處就可以不泛泛而談去中心化，而是：選出這個領導者的方法是否去中心化。

回到主題。需要領導者的共識算法的工作步驟大致是這樣的：

1. 選出一個領導者；

2. 領導者提出一個結(jié)果；

3. 追隨者確定是否同意這個結(jié)果；

4. 如果大家就結(jié)果達成了共識，系統(tǒng)輸出最終結(jié)果；如果大家未達成共識，回到步驟 1 重新開始。

這種思路提供了一種可以達成共識的方法，但它離真正實現(xiàn)共識還很遙遠。因為如果一臺計算機連接不上系統(tǒng)，它就無法表決自己是否同意領導者的結(jié)果；如果出現(xiàn)問題的計算機恰好是領導者，情況就會更糟糕，整個系統(tǒng)會進入停滯狀態(tài)。

三、同步性假設共識算法

如何解決上述宕機的問題？方法說起來很簡單：如果一臺計算機連不上系統(tǒng)，就忽略它，不要它參與這一輪的共識。

那么新的問題來了，我們怎么知道它是連接不上系統(tǒng)，還是它正在參與共識只不過速度比別的機器慢？

因此，科學家們發(fā)展出了解決共識問題的最重要的一個假設：同步性假設。同步性假設引入「超時」概念，也就是說事先設定一個時間范圍，如果領導者無法在該時間范圍內(nèi)發(fā)出提案，就淘汰它，選出一個新的領導者。這樣一來就可以容忍領導者節(jié)點出現(xiàn)問題。（注：同步性假設不等于同步假設）

Paxos 算法和 Raft 算法都是基于同步性假設提出來的。但這兩個算法還需要對系統(tǒng)做另一種假設，即認為系統(tǒng)內(nèi)所有的計算機都是「好人」，它們要么正確地響應領導者的提案，要么因為故障無法響應。

然后再制定一條規(guī)則：只要系統(tǒng)內(nèi)過半數(shù)的計算機接受了領導者的提案，就把該提案作為系統(tǒng)的最終結(jié)果。這樣一來，就不用等待所有的計算機都做出響應，從而可以容忍追隨者節(jié)點出現(xiàn)問題。

于是，我們終于擁有了一個可以實現(xiàn)共識的分布式系統(tǒng)，雖然對它有嚴格的條件限定。

Paxos 共識算法是由萊斯利·蘭伯特（Leslie Lamport）在 1990 年提出的一種基于消息傳遞且具有高度容錯特性的一致性算法，它在分布式系統(tǒng)應用領域有著重要的地位，包括 Google 在內(nèi)的許多公司的大型分布式系統(tǒng)采用的都是該算法。而我們第一階段的探索也可以在此處結(jié)束，接下來是第二階段。

四、解決掉系統(tǒng)中的「壞人」

Paxos 雖然能實現(xiàn)共識，但它的算法是建立在所有計算機都是「好人」的基礎上的，這些計算機要么沉默，要么發(fā)出正確的聲音，因此整個系統(tǒng)中只有一種聲音，大家就這個聲音達成共識即可。而如果計算機中有「壞人」，系統(tǒng)里就會出現(xiàn)壞人的聲音和好人的聲音，Paxos 算法無法處理這一情況。

我們需要在有壞人的情況下也可以實現(xiàn)共識的算法，有沒有可能？萊斯利·蘭伯特建立了一個模型來討論這種可能性，該模型被稱作拜占庭將軍問題，其中的拜占庭節(jié)點就是壞人節(jié)點，它們會傳遞干擾信息阻礙整個系統(tǒng)達成共識。

在論文《The Byzantine Generals Problem》中，蘭伯特提出了幾種解決方案，其中一種可以在拜占庭節(jié)點不到 1/3 時實現(xiàn)系統(tǒng)的共識。也就是說，如果系統(tǒng)中壞人的數(shù)量少于 1/3，就可以通過算法實現(xiàn)共識。

這之后出現(xiàn)的 DLS 算法、PBFT 算法（實用拜占庭容錯算法）都是在此基礎上發(fā)展出來的。

PBFT 是具有代表性的一種拜占庭容錯算法，其實現(xiàn)過程大致如下。不理解該過程也沒關系，知道通過這種溝通方式能夠達成共識就可以。

1. pre-prepare 階段：領導者發(fā)送結(jié)果給所有追隨者。領導者在本圖中是 0 號節(jié)點，它把結(jié)果發(fā)給追隨者 1、2、3 號節(jié)點。

2. prepare 階段：如果追隨者認為結(jié)果沒有錯誤，就告訴所有其他節(jié)點自己認可這個結(jié)果。比如 1 號節(jié)點會把自己的認可消息發(fā)給 0、2、3 號節(jié)點。

3. commit 階段：如果追隨者發(fā)現(xiàn)超過 2/3 的節(jié)點認可了領導者的結(jié)果，就告訴所有其他節(jié)點自己接受這個結(jié)果為最終結(jié)果。

4. reply 階段：如果領導者和追隨者發(fā)現(xiàn)超過 2/3 的節(jié)點接受了最終結(jié)果，就可以認為大部分節(jié)點達成了共識，就把該共識反饋給客戶端；如果客戶端收到超過 1/3 的節(jié)點的相同的共識，就可以認為全網(wǎng)達成了共識。

到此，我們就解決了有拜占庭節(jié)點的分布式系統(tǒng)的共識問題。不過如果系統(tǒng)中壞人的數(shù)量等于或多于 1/3，依然是無法達成共識的。我們能做的是通過系統(tǒng)的準入條件或激勵措施，讓壞人可以少于 1/3。

對分布式系統(tǒng)的第二階段的探索到這里就結(jié)束了，接下來進入到第三階段。

五、中本聰共識算法

不管 Paxos 還是 PBFT，都使用了同步性假設，事實上，大家對共識算法的研究幾乎都是在該方向上的，直到中本聰共識的出現(xiàn)。中本聰共識使用的是非確定性機制。

這是什么意思呢？我們可以把一個由 12 臺計算機組成的分布式系統(tǒng)想象成一個由 12 名陪審員組成的陪審團。我們把這 12 個人關在會議室里，遞進去一張紙條闡述案情，然后坐在會議室門口等他們給出審理的結(jié)果。

這 12 個人對于如何判決會有不同的意見，隨著討論的深入也可能改變自己的立場，還有的人可能睡著了無法發(fā)表看法（參考《十二怒漢》）。那么坐在門口等的人有兩種選擇。第一種選擇是你們?nèi)ビ懻摪?，讓我等多久都可以，但最后你們給我的必須是唯一確定的審理結(jié)果；第二種選擇是我等不了，你們先把最多人同意的那個結(jié)果給我，如果之后出現(xiàn)一個更多人同意的結(jié)果，我再改成那個結(jié)果。

顯而易見，我們只能二選一，如果要求結(jié)果確定，就不能保證一定能等到結(jié)果；如果要求拿到結(jié)果，就無法保證該結(jié)果一定是最終結(jié)果。

分布式系統(tǒng)就是這樣，只能二選一，第一種選擇被稱作 Finality，即「結(jié)果的確定性」或安全性；第二種選擇被稱作 Liveness，即網(wǎng)絡的活性或可用性。

這兩種選擇決定了分布式共識兩種不同的設計思路：

1. 追求 Finality，是優(yōu)先結(jié)果，就要對網(wǎng)絡做出要求。PBFT、Tendermint 都是這一類型的算法，它們走的是網(wǎng)絡的同步性假設路線，使用這類算法的系統(tǒng)不會出現(xiàn)分叉。

2. 追求 Liveness，是優(yōu)先網(wǎng)絡，就要對結(jié)果做出讓步。中本聰共識是這一類型的算法，它走的是結(jié)果的非確定性路線，使用這類算法的分布式網(wǎng)絡始終可用，而且任意節(jié)點都可以隨時加入 / 離開系統(tǒng)。

題外話，在 Finality 和 Liveness 中二選一也是分布式系統(tǒng) CAP 定理（不可能三角）的體現(xiàn)。該定理說的是：對于一個分布式系統(tǒng)來說，不可能同時滿足一致性、可用性和分區(qū)容錯性。因為分區(qū)容錯性是指該系統(tǒng)要能容忍網(wǎng)絡出現(xiàn)分區(qū)，而現(xiàn)實網(wǎng)絡是一定會分區(qū)的，所以這個條件必須滿足，那么實際上，CAP 定理說的是一個分布式系統(tǒng)不可能同時滿足一致性和可用性，這其中，CAP 一致性體現(xiàn)的是 Finality，CAP 可用性體現(xiàn)的是 Liveness。

而不管是 FLP 不可能原理，還是 CAP 不可能定理，它們不是在告訴我們：這條路很難走通，你如果突破就是了不起的創(chuàng)新；它們告訴我們的是：這條路走不通，你要做的是根據(jù)需求來做權衡和選擇。

使用同步性假設的共識算法在前文已經(jīng)詳細地介紹過了，它們通過引入超時概念忽略出現(xiàn)問題的計算機，從而達成共識。

使用非確定性機制的中本聰共識描述起來也很簡單：如果你看到某提議的區(qū)塊擁有最多的工作量證明，就接受該區(qū)塊，這也被稱作最長鏈規(guī)則。它的具體實現(xiàn)過程大家都很熟悉，本文就不再贅述了。

現(xiàn)在，讓我們看看使用同步性假設的系統(tǒng)（Finality，PoS 中使用較多）和使用非確定性機制的系統(tǒng)（Liveness，PoW 中使用較多）有什么不同。但需要提醒的是，并非所有的 PoS 都是 Finality 路線，比如 Casper FFG 就不是；而 PoW 也不是只能走 Liveness 路線，雖然并沒有人設計 PoW 上的 Finality 共識。

PoW 和 PoS 的不同在于一個是 Work，一個是 Stake。之所以需要強調(diào)這一點，是因為在關于 PoW 和 PoS 的討論中，我們往往不是在討論 Work 機制與 Stake 機制的不同，而是在比較 Finality 系統(tǒng)與 Liveness 系統(tǒng)的不同。比如「無需許可」性，它基本是一個 Finality 系統(tǒng)與 Liveness 系統(tǒng)的話題，而不是 Work 與 Stake 的爭論點。

讓我們回到有 12 個評審員的會議室。為了追求 Finality，每個評審員都需要了解其他每一個人的想法，也需要把自己的想法告訴其他每一個人，因此通信復雜度會隨著評審員人數(shù)的增加而迅速遞增，整個系統(tǒng)將因此不可用，所以必須控制陪審員的數(shù)量。

那么對于一個分布式系統(tǒng)而言就是，只挑選少數(shù)節(jié)點進入會議室，由它們決定共識，而其他節(jié)點只接受共識。因此這種系統(tǒng)中有三種角色，領導者、追隨者和學習者，領導者和追隨者是會議室中的評審員，他們需要好好工作，不然可能導致系統(tǒng)無法達成共識。

中本聰共識追求的是 Liveness，節(jié)點 / 評審員不需要與其他的每一個節(jié)點溝通，它只需要與自己身邊的節(jié)點交流即可，因此通信復雜度不會因為節(jié)點數(shù)量的增加而增加。你想成為評審員，就可以走進會議室成為評審員，無需許可，也不會增加陪審團達成共識的難度，同時你也可以不工作或隨時離開。該系統(tǒng)中只有領導者和追隨者兩種角色，所有人都在那間會議室里參與共識。

這樣看來中本聰共識似乎更符合大家對分布式系統(tǒng)的開放性的期望，但別忘了它之所以可以如此設計，是因為犧牲了 Finality，它的輸出結(jié)果是一個概率上的最終結(jié)果。

試想，你百分百在星巴克得到一杯咖啡，但星巴克并不能百分百收到錢，這并不符合大多數(shù)人能理解的世界運轉(zhuǎn)規(guī)則。所以非確定性機制有它自己的短板，以及不適合的場景。

另一方面，F(xiàn)inality 系統(tǒng)在保證了結(jié)果的確定性后，系統(tǒng)設計就要反過來追求 Liveness；而 Liveness 系統(tǒng)在保證了網(wǎng)絡的開放性后，系統(tǒng)設計就要反過來追求 Finality。中本聰共識為了提高結(jié)果的確定性或安全性，就需要做出其他讓步，比如 TPS。

以比特幣為例。比特幣可以把出塊時間從 10 分鐘提高到 1 分鐘，TPS 會大幅提升，但 1 分鐘的時間不夠把消息傳遍全網(wǎng)，系統(tǒng)中就會出現(xiàn)很多分叉，導致結(jié)果的可確定性變低；比特幣也可以把區(qū)塊大小從 1MB 提高到 100MB，TPS 也會提升，但大區(qū)塊對網(wǎng)絡和節(jié)點的要求高，會增加節(jié)點的進入門檻從而帶來中心化，導致輸出結(jié)果容易被篡改。

所以你看，設計分布式系統(tǒng)就像與撒旦做交易，你得到一些，必然要交出一些。沒有最好的系統(tǒng)，只有適合解決某類問題的系統(tǒng)；沒有單純的指標比較，只有是在什么設定下實現(xiàn)這種指標。

如果你理解了這一點，這篇文章的目的就達到了，而我們對分布式系統(tǒng)的探索到此也就全部結(jié)束了。

六、更進一步

本文是受《How Does Distributed Consensus Work？》一文啟發(fā)寫成的，如果你想更進一步了解分布式系統(tǒng)，推薦這篇文章，它從專業(yè)的角度介紹了分布式共識；同時推薦《WHAT WE TALK ABOUT WHEN WE TALK ABOUT DISTRIBUTED SYSTEMS》，它系統(tǒng)地羅列出了分布式系統(tǒng)的經(jīng)典論文。

來源： 鏈聞ChainNews?