强一致性、顺序一致性、弱一致性和共识

1. 一致性（Consistency）
一致性（Consistency）是指多副本（Replications）问题中的数据一致性。可以分为强一致性、顺序一致性与弱一致性。

1.1 强一致性（Strict Consistency）
也称为：

原子一致性（Atomic Consistency）
线性一致性（Linearizable Consistency）
两个要求：

任何一次读都能读到某个数据的最近一次写的数据。
系统中的所有进程，看到的操作顺序，都和全局时钟下的顺序一致。
简言之，在任意时刻，所有节点中的数据是一样的。

例如，对于关系型数据库，要求更新过的数据能被后续的访问都能看到，这是强一致性。

1.2 顺序一致性（Sequential Consistency）
the result of any execution is the same as if the operations of all the processors were executed in some sequential order, and the operations of each individual processor appear in this sequence in the order specified by its program. - - Lamport

两个要求：

任何一次读都能读到某个数据的最近一次写的数据。
系统的所有进程的顺序一致，而且是合理的。即不需要和全局时钟下的顺序一致，错的话一起错，对的话一起对。
举个栗子：

 

 

Write(x, 4)：写入x=4
Read(x, 0)：读出x=0

1）图a是满足顺序一致性，但是不满足强一致性的。原因在于，从全局时钟的观点来看，P2进程对变量X的读操作在P1进程对变量X的写操作之后，然而读出来的却是旧的数据。但是这个图却是满足顺序一致性的，因为两个进程P1，P2的一致性并没有冲突。从这两个进程的角度来看，顺序应该是这样的：Write(y,2) , Read(x,0) , Write(x,4), Read(y,2)，每个进程内部的读写顺序都是合理的，但是这个顺序与全局时钟下看到的顺序并不一样。

2）图b满足强一致性，因为每个读操作都读到了该变量的最新写的结果，同时两个进程看到的操作顺序与全局时钟的顺序一样，都是Write(y,2) , Read(x,4) , Write(x,4), Read(y,2)。

3）图c不满足顺序一致性，当然也就不满足强一致性了。因为从进程P1的角度看，它对变量Y的读操作返回了结果0。那么就是说，P1进程的对变量Y的读操作在P2进程对变量Y的写操作之前，这意味着它认为的顺序是这样的：write(x,4) , Read(y,0) , Write(y,2), Read(x,0)，显然这个顺序又是不能被满足的，因为最后一个对变量x的读操作读出来也是旧的数据。因此这个顺序是有冲突的，不满足顺序一致性。

1.3 弱一致性
数据更新后，如果能容忍后续的访问只能访问到部分或者全部访问不到，则是弱一致性。

最终一致性就属于弱一致性。

最终一致性
不保证在任意时刻任意节点上的同一份数据都是相同的，但是随着时间的迁移，不同节点上的同一份数据总是在向趋同的方向变化。

简单说，就是在一段时间后，节点间的数据会最终达到一致状态。

最终一致性根据更新数据后各进程访问到数据的时间和方式的不同，又可以区分为：

因果一致性（Casual Consistency）。如果进程A通知进程B它已更新了一个数据项，那么进程B的后续访问将返回更新后的值，且一次写入将保证取代前一次写入。与进程A无因果关系的进程C的访问，遵守一般的最终一致性规则。
“读己之所写（read-your-writes）”一致性。当进程A自己更新一个数据项之后，它总是访问到更新过的值，绝不会看到旧值。这是因果一致性模型的一个特例。
会话（Session）一致性。这是上一个模型的实用版本，它把访问存储系统的进程放到会话的上下文中。只要会话还存在，系统就保证“读己之所写”一致性。如果由于某些失败情形令会话终止，就要建立新的会话，而且系统的保证不会延续到新的会话。
单调（Monotonic）读一致性。如果进程已经看到过数据对象的某个值，那么任何后续访问都不会返回在那个值之前的值。
单调写一致性。系统保证来自同一个进程的写操作顺序执行。要是系统不能保证这种程度的一致性，就非常难以编程了。
2. 共识（Consensus)
共识问题中所有的节点要最终达成共识，由于最终目标是所有节点都要达成一致，所以根本不存在一致性强弱之分。

例如，Paxos是共识（Consensus）算法而不是强一致性（Consistency）协议。共识算法没有一致性级别的区分。
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