上一篇我们说到了paxos协议的初始协议，可以满足paxos的三大定理。但是依然具有很大的弊端。所以Paxon人民砥砺前进，再创辉煌。

我们上文说到Paxon发现需要记录很多内容，对于协议做了进一步的约束，来保证效率的同时减少数据量。

基本协议

根据上文，我们知道初始协议具有弊端，每个牧师都需要记录他创建的$B_{bal}$，以及他所参与投票的每一个$vote$，还有，他给其他牧师发送的$LastVote$。这些产生的数据量都比较大，所以数学家们为了提升效率，对这个过程做了更多的限制，也使得效率得到了提升。

介绍

首先，牧师只需要记录以下几点信息 1. $lastTried[p]$议员上次尝试创建的投票，如果没有的话，就记录为$-\infty$ 2. $prevVote[p]$议员投票的$B{bal}$最大的投票，如果没有参与的话，就记录$-\infty$ 3. $nextBal[p]$议员p发送过的$lastVote(b,v)$中最大的b值，如果没有的话，就记录$-\infty$ 由于变成只需要记录这三点信息，因此议员p在创建新的投票的时候，只需要跟$lastTried[p]$对比就好了。 除此之外，原来的协议要求议员q不在$[B{bal},b]$之间产生新的投票，现在规则加强了，只要投票序号小于$b$就不会变更法案。

过程

废话少说，我们现在看下新的这几步变成了什么。

第一步

首先议员p创建一个新的投票，先定义出投票序号$b$，具体的内容先不确定，b要大于$lastTried[p]$，，然后更新$lastTried[p]=b$，发送$NextBallot[p]$给议员集合。

第二步

议员q收到了p发来的$NextBallot[b]$,如果$b>nextBal[q]$的话，q就把$lastVote(b,v)$发送给p，同时设置$nextBal[q]=b$，当然，发送给p的v就是$prevVote[q]$ 如果$b<nextBal[q]$的话，$NextBallot(b)$就直接忽略了。

第三步

议员p收到了$LastVote(b,v)$,这些回复的议员集合$B{qrm}$，b从$lastVote(b,v)$集合里面取出符合定理3的法案d，就向$B{qrm}$发送$BeginBallot(b,d)$. 符合$B_{3}$，就是从$LastVote(b,v)$中取出最接近b的法案。

第四步

议员q之前记录了$nextBal[q]$，如果等于b的话，就记录这个提案d，并设置$prevVote[q]=d$，向p发送$Voted(b,q)$。如果q之前回复过其他议员的提案，可能导致$b \neq nextBal[q]$，那么就直接拒接这个提案了。

第五步

议员p收到了议员q返回的$voted(b,q)$，如果$B{qrm} \subseteq B{vot}$，就证明全票通过，记录下提案并向$B_{qrm}$发送$Success(d)$信息。如果没有全部收到的话，就继续发送或者等待。

第六步

议员q收到了$Success(d)$的话，也记录下这个通过的法案。

结论

从这六步可以看出来，这个是对初始协议的限定版，所以原协议能通过的一致性，本基本协议更一定能通过。

完整协议

由于基本协议已经定义了主干内容，这一部分lamport大神并没再对步骤做进一步阐释，而是介绍了各种恶劣情况，论证了协议的各部分欠缺以及解决办法。 首先是投票的情况，如果没有人生成投票或者一直生成新的投票，会导致无法稳定，一直在等待，因此有了几种解决办法。

ballot创建

  1. 选举leader生成

  2. 新提案生成取决于超时或者有人提出了更高的投票选项。

    leader的选举

    选举leader主要目标是为了初始化ballot和创建ballot。 选举的条件是T分钟之内集合没有任何变化的话，议员推选自己为主席，然后向其他人广播，按照字母表进行排序，选择最后一个作为主席。

    结论

    相较于基本协议，增加了一些新的内容，比如及时相应步骤(2)-(6)，以及推选主席的方式和创建ballot的时间。

神权消失了，牧师不再存在，议员诞生了。 我们下面就要开始接触多法案同时进行multi-paxos了。