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Consensus

CITA 的共识模块主要是保证多个节点对于交易的顺序和 Block 的内容达成一致。在众多的分布式算法中，我们实现了拜占庭容错的 CITA-BFT 共识算法。我们实现了拜占庭容错的 CITA-BFT 共识算法，CITA-BFT 是一个两阶段投票的拜占庭容错算法，该算法在对 BFT 类算法广泛研究的基础上对 PBFT 进行了优化，以更好地与 CITA 的微服务架构融合，利用微服务架构的横向扩展优势提升共识效率。在每个高度上，都有 N 个节点参与当前高度的共识，共识节点经过至少一轮的共识达到最终共识，当出现某些节点掉线或者网络故障等问题时，需要进行多轮共识以达到最终共识。当总共识节点数为 n 时，可容忍的故障或拜占庭节点数不超过 (n-1)/3。

共识的架构

共识主要有MQ(消息队列)通讯模块、交易池、定时模块、WAL(write ahead log)、算法逻辑模块。

   +-------------+       +-------------+       +-----+
   | MQ通讯模块   |<----->|  算法逻辑模块  |<---->| WAL |
   +-------------+       +-------------+       +-----+
          ^                ^    ^
          |                |    |
          |----------------+    |
          |                     |
     +--------+           +-----------+
     | 交易池  |           | 定时模块  |
     +--------+           +-----------+

MQ通讯模块： CITA的消息通过MQ进行周转，MQ通讯模块负责订阅、发布基于MQ的消息。

交易池： 交易池订阅和存储交易信息，并提供交易的打包、生成Block。还进行交易的持久化，实现快速确认的功能。

定时模块： 提供算法定时服务。使用者向定时模块发送定时请求，定时模块在时间到达后，发送确认信息。

WAL： WAL提供预写日志(write ahead log)的服务，持久化各个节点的投票。用来进行节点崩溃后恢复。

算法逻辑模块： 分布式算法逻辑的实现模块，接受共识其它模块发送过来的信息，根据自身的算法要求，进行算法逻辑相应的处理。

基本前提

  • 每个共识节点知道其它共识节点的公钥
  • 每个共识节点发送的投票信息，都必须有自己的签名
  • 共识节点根据公钥和签名可以验证消息的真实性
  • 共识节点数量需要满足算法要求的基本数量

基本步骤

虽然分布式算法多种多样，具体落实在CITA中，基本上需要进行如下的步骤：

  • 共识模块从消息队列中订阅交易信息，放入交易池。如果应用有快速确认的需求，交易池可以对交易进行持久化。
  • 共识算法根据配置和算法要求，选择一个出块的节点。该出块节点把块的哈希值（Block.Hash）作为共识的主要信息通过MQ通讯模块向其它的节点进行广播。
  • 当出块节点进过一轮或者多轮投票，收到算法要求的法定多数的投票返回时，向Chain模块确认出块，否则进入重新选择出块节点的计算，由下一个出块节点继续出块。
  • 接收Chain返回的状态信息，作为出块成功的标志。
  • 出块成功后，从交易池删除已经达成共识的交易。

CITA-BFT 共识算法

CITA-BFT是一种专为区块链设计的高性能共识算法，基于半同步网络假设（部分同步网络：存在一个确定的消息传播时延上限 δ，但是 δ 未知；或者 δ 已知，但是只在某些未知的时间段才有该时延限制），CITA-BFT在保证活性和安全性（Liveness & Safety）的前提下能够容忍 1/3 的拜占庭节点。 CITA共识节点通过点对点共识消息交换协议对每一个区块交换投票信息，迅速形成多数共识。投票结果最后会被记录在区块里。CITA支持独有的低延迟技术，能够实现毫秒级交易确认延迟。

基本约定

  1. 规定 H 为当前高度，R 为当前轮次，N 为该轮参与共识的节点数量，B 为当前区块，在每一个高度下，达成共识至少需要一轮；
  2. 一个包含 +2/3 的对应于处在 <H, R> 的特定区块或者 nil（空区块）的预投票的集合，称之为锁变化证明(Proof-of-lock-change)，简称 PoLC。

状态

Propose：每个节点检查自己是否是 proposer。proposer 广播当前轮次的 proposal

ProposeWait：非提议节点对 proposal 进行基本检查并向 Auth 发送验证请求

Prevote：节点进行预投票

PrevoteWait：等待其他节点的预投票

PrecommitAuth：等待 Auth 返回对区块 B 的校验结果

Precommit：节点进行预提交

PrecommitWait：等待其他节点对特定 proposal 的预提交

Commit：提交区块 B 给 Chain 微服务和 Executor 微服务

CommitWait：等待 Chain 发来的最新状态（rich_status）消息

状态转换图

state convert

状态转换描述

PROPOSE <H, R> → PROPOSEWAIT <H, R>

新一轮开始时，共识节点处于 Propose<H, R> 状态，共识节点通过计算 (H+R) % N 确定本轮的 proposer<H, R>，接着重置并启动一个计时器 T0 （T0 = 3s） ：

  • 如果该共识节点就是本轮的 proposer<H, R>，就广播这一轮的提议 proposal<H, R, B>
  • 如果该共识节点不是本轮的 proposer<H, R>，就重置并启动一个计时器 T1（T1 = T0 * 24 / 30 * (R + 1) ）

共识节点进入 ProposeWait<H, R> 状态。

PROPOSEWAIT <H, R> → PREVOTE <H, R>

  • 如果共识节点是 proposer<H, R> ，共识节点对自己发出的 proposal<H, R, B> 投 prevote<H, R, B>
  • 如果共识节点不是 proposer<H, R> 且在 T1 内收到 proposal<H, R, B>，共识节点对该 proposal<H, R, B> 做基本检查
    • 如果 proposal<H, R, B> 通过了基本检查， 则向 Auth 发送请求验证 B 的合法性，共识节点对该 proposal<H, R, B> 投 prevote<H, R, B>
    • 如果 proposal<H, R, B> 没有通过基本检查，共识节点对 nil<H, R> 投 prevote<H, R, B>
  • 如果共识节点不是 proposer<H, R> 且在 T1 内没有收到 proposer<H, R> 发出的 proposal<H, R, B>，共识节点对 nil<H, R> 投 prevote<H, R, P>

共识节点将 prevote<H, R, B> 投票保存到本地，并进入 Prevote<H, R> 状态。共识节点重置并启动一个计时器 T2 以重新广播 prevote<H, R, P> 投票。

PREVOTE<H, R> → PREVOTEWAIT<H, R>

共识节点收到 +2/3 的 prevote<H, R, P> 后, 进入 PrevoteWait<H, R> 状态，同时重置并启动一个计时器 T3（T3 = T0 * 1 / 30 = 0.1s）。

PREVOTEWAIT<H, R> → PRECOMMIT<H, R> 或者 PREVOTEWAIT<H, R> → PRECOMMITAUTH<H, R>

  • 如果共识节点在 T3 内收到 +2/3 的共识节点对 proposal<H, R, B> 的 prevote<H, R, B>
    • 如果 Auth 对 B 的验证通过，共识节点对该 proposal<H, R, B> 投 precommit<H, R, B>，共识节点进入 Precommit<H, R> 状态
    • 如果 Auth 对 B 的验证不通过，共识节点对 nil<H,R> 投 precommit<H, R, B>，共识节点进入 Precommit<H, R> 状态
    • 如果 Auth 还没有返回对 B 的验证结果，共识节点重置并启动一个 T4（T4 = T0 * 1 / 30 * 15 = 1.5s）计时器，并进入 PrecommitAuth 状态
  • 如果共识节点在 T3 内收到 +2/3 的共识节点对 nil<H, R> 的 prevote<H, R, P>，共识节点对 nil<H,R> 投 precommit<H, R, P>，共识节点进入 Precommit<H, R> 状态
  • 如果共识节点在 T3 内没有满足以上条件，共识节点对 nil<H, R> 投 precommit<H, R, B>，共识节点进入 Precommit<H, R> 状态

如果共识节点投了 precommit<H, R, B>，便重置并启动一个 T5（T5 = T0 * 1 / 30 * 15 = 1.5s）计时器以重发 prevote<H, R, P> 和 precommit<H, R, P>。

PRECOMMITAUTH<H, R> → PRECOMMIT<H, R>

如果共识节点在 T4 时间内没有收到 Auth 返回，就再次向 Auth 请求验证区块，并一直等待，直到收到 Auth 返回：

  • 如果 Auth 对区块的验证通过，共识节点对 proposal<H, R, B> 投 precommit<H, R, P>，共识节点进入 Precommit<H, R> 状态
  • 如果 Auth 对区块的验证不通过，共识节点对 nil<H, R> 投 prevote<H, R, B> 和 precommit<H, R, B>，共识节点进入Precommit<H, R> 状态

PRECOMMIT<H, R> → PRECOMMITWAIT<H, R>

当共识节点收到 +2/3 的 precommit<H, R, B> 后，进入 PrecommitWait<H, R> 状态，同时重置并启动一个计时器 T6（T6 = T0 * 1 / 30 = 0.1s）。

PRECOMMITWAIT<H, R> → COMMIT<H, R> 或者 PRECOMMITWAIT<H, R> → PREPARE<H, R + 1>

  • 如果共识节点在 T6 内收到 +2/3 的共识节点对特定 proposal<H, R, B> 的 precommit<H, R, B> ，共识节点将区块 B 发送给 Executor 微服务和 Chain 微服务处理
  • 如果共识节点在 T6 内收到 +2/3 的共识节点对 nil<H, R> 的 precommit<H, R, B> ，共识节点进入 Propose<H, R+1> 状态
  • 如果共识节点在 T6 内没有满足以上条件，共识节点进入 Propose<H, R+1> 状态

COMMIT<H, R> → COMMITWAIT<H, R>

共识节点收到 Chain 发来的最新共识区块返回的消息 rich_status 后，进入 CommitWait<H, R> 状态。

COMMITWAIT<H, R> → PROPOSE<H + 1, 0>

共识节点等待 T0 超时，进入 Propose<H + 1, 0> 状态。

处理机制

常数

  • INIT_HEIGHT ：初始块高度，设置为1
  • INIT_ROUND ：初始轮次，设置为0
  • TIMEOUT_RETRANSE_MULTIPLE ：超时重发常数，设置为15
  • TIMEOUT_LOW_ROUND_MESSAGE_MULTIPLE ：向低轮次广播控制常数，设置为20
  • THREAD_POOL_NUM ：线程池内线程数量，设置为10

BLOCK 结构

  • version ：版本号
  • header ：BlockHeader 结构
  • body ：BlockBody 结构

BlockHeader 结构

  • prevhash ：上一个块的哈希值
  • timestamp ：Unix 时间戳
  • proof ：Proof结构，出块人签名
  • commit ：Commit 结构，Chain处理结果
  • height ：uint64 块号

BlockBody 结构

  • transactions ：交易列表

Commit 结构

  • stateRoot ：状态 root
  • transcationsRoot ：交易列表 root
  • receiptsRoot ：交易回执 root

BFT 结构

  • pub_sender ：发送消息信道
  • pub_recver ：接收消息信道
  • timer_seter ：
  • timer_notify ：
  • params ：BFT 参数
  • height ：当前高度
  • round ：当前轮次
  • step ：当前阶段
  • proof ：投给特定 proposal 的投票的签名
  • pre_hash ：上一个块的哈希
  • votes ：投票集合
  • proposals ：提议集合
  • proposal ：提议的 hash
  • lock_round ：锁定的轮次
  • locked_vote ：锁定的投票
  • locked_block ：锁定的区块
  • wal_log ：日志
  • send_filter ：投票查重
  • last_commit_round ：上一次提交的轮次
  • htime ：新的高度开始的时间
  • auth_manage ：权限管理
  • consensus_power ：是否可以参与共识
  • unverified_message ：交易消息未确认块
  • block_txs ：交易区块
  • block_proof ：上一个高度的共识结果
  • is_snapshot ：是否做了快照
  • is_cleared ：数据是否被清理

PROPOSER 选择

参与共识的节点通过计算 (H+R) % N 确定本轮的 proposer 。

PROOF 生成

首先获取当前轮次下 precommit 投票集合并创建名为 commits 的 hashmap 。commits 收集与输入 hash 相同的投票，并计算投票数量。如果数量不满足 +2/3 则返回空，否则返回 proof。proof 的构成如下：

  • proof.height ：proof 对应的高度
  • proof.round ：proof 对应的轮次
  • proof.proposal ：proof 对应的提议
  • proof.commits ：投给 proof.proposal 的每一个投票的签名

并行处理

proof 是对链上区块合法性的证明，包含了当前高度 H 的区块 +2/3 的 precommit 。为了确保每个节点保存的 proof 一致，同时为了提升效率，CITA-BFT 将 commit 和 proposal 两个阶段做并行处理。当共识节点在 Commit<H - 1, R> 状态收到 Chain 微服务保存最新共识区块返回的消息后，生成 proof<H - 1> 并保存在本地，当共识节点进入 Propose<H, R'> 状态，且共识节点是 proposer<H, R'> 时，共识节点将 auth 提供的区块内容与 proof<H - 1> 一起组成区块放入 proposal 中广播出去。即高度为 H 的 proposer 区块的 proposal 中包含高度为 H - 1 的 proof。当该区块达成最终共识后，前一个区块的 proof 也同时完成了最终的共识。

LOCK 机制

如果共识节点收到 +2/3 的对 proposal<H, R, B> 投票的 prevote<H, R, P>， 则该共识节点锁定该 proposal 的区块 B。如果该共识节点在同一高度更高轮次 R' 收到 +2/3 的对 proposal<H, R', B'> 投票的 prevote<H, R', P‘>，则该共识节点解锁区块 B，并锁定新的区块 B'。如果该共识节点在同一高度更高轮次 R' 收到 +2/3 的 对 nil<H, R'> 投票的 prevote<H, R', P’>，则该共识节点解锁之前锁定的区块 B。如果共识节点收到 auth 对锁定区块 B 的验证结果为不通过，则该共识节点解除区块 B 的锁定。

如果共识节点处于 Propose<H, R> 状态，且该节点是 proposer<H, R>，若该共识节点已锁定区块 B，则广播 proposal<H, R, B>，若该共识节点未锁定任何区块，则根据 Auth 提供的区块内容与 proof<H - 1> 组成区块 B，之后广播 proposal<H, R, B>。 如果共识节点已锁定区块 B，即使共识节点收到 proposal<H, R, B'>，仍然只对 B 投 prevote<H, R, P> 。

轮次跃迁机制

当共识节点状态低于 Precommit<H, R> 状态时，如果收到 +2/3 的对更高轮次 R' 的 proposal<H, R’, B> 投票的 prevote<H, R‘, P> 且 proposal<H, R’, B> 亦已收到且通过基本检查，则该共识节点锁定区块 B，并且节点的状态跃迁到 PrevoteWait<H, R'> 。

CITA-BFT交易池操作流程

  1. 交易池启动时，尝试从KV数据库恢复数据
  2. 交易池订阅MQ的交易信息
  3. 交易池收到交易后，持久化到KV数据库
  4. 交易池收到打包请求，检查交易的有效性，输出有效交易列表
  5. 交易池根据出块的交易列表，删除已经上链的交易

CITA-BFT故障重启流程

  1. 从WAL模块中，恢复某个块高度的投票信息
  2. 根据恢复后的状态信息，重复投票信息
  3. 进程根据当前状态，继续运行
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