本系列为学习极客时间的 《分布式协议与算法实战》
拜占庭将军问题：有叛徒的情况下，如何才能达成共识？
共识难题
如何在可能有误导信息的情况下，采用合适的通讯机制，让多个将军达成共识，制定一致性的作战计划？
假设只有 3 个国家要攻打秦国，这三个国家的三位将军，咱们简单点儿，分别叫齐、楚、燕。同时，又因为秦国很强大，所以只有半数以上的将军参与进攻，才能击败敌人（注意，这里是假设哈，你别较真），在这个期间，将军们彼此之间需要通过信使传递消息，然后协商一致之后，才能在同一时间点发动进。
二忠一叛的难题
现在按照少数服从多数的原则进行投票，整个集体按照多数票的结果进行行动。
问题1 错误情报
本来
在 齐 和 燕 看来，撤退 ：进攻 = 1 ：1
此时
无论楚投哪一个，都是2: 1 ，也就是整个集体是共同撤退或者进攻
但如果
向齐发送了“撤退”，向燕发送了“进攻”
燕看到的是，撤退：进攻 =1:2
齐看到的是，撤退：进攻 =2:1
此时现燕单独进攻秦军，当然，最后肯定是因为寡不敌众，被秦军给灭了。
问题1解决方法一 口信消息型
首先，三位将军都分拨一部分军队，由苏秦率领，苏秦参与作战计划讨论并执行作战指令。这样，3 位将军的作战讨论，就变为了 4 位将军的作战讨论，这能够增加讨论中忠诚将军的数量。
然后呢，4 位将军还约定了，如果没有收到命令，就执行预设的默认命令，比如“撤退”。除此之外，还约定一些流程来发送作战信息、执行作战指令，比如，进行两轮作战信息协商。
第一轮：
先发送作战信息的将军作为指挥官，其他的将军作为副官；指挥官将他的作战信息发送给每位副官；
每位副官，将从指挥官处收到的作战信息，作为他的作战指令；如果没有收到作战信息，将把默认的“撤退”作为作战指令。
第二轮：
除了第一轮的指挥官外，剩余的 3 位将军将分别作为指挥官，向另外 2 位将军发送作战
信息；然后，这 3 位将军按照“少数服从多数”，执行收到的作战指令。
情况一：忠诚将军先开始发布信息
设苏秦先发起作战信息，作战指令是“进攻”。那么在第一轮作战信息协商中，苏秦向齐、楚、燕发送作战指令“进攻”
此时
齐： 进攻
楚： 进攻
燕： 进攻
第二轮中，齐、楚、燕分别作为指挥官，向另外 2 位发送作战信息“进攻”，因为楚已经叛变了，所以，为了干扰作战计划，他就对着干，发送“撤退”作战指令。
此时：
齐： 进攻、进攻、撤退
楚： 进攻、进攻、进攻
燕： 进攻、进攻、撤退
按照原则，齐和燕与苏秦一起执行作战指令“进攻”，实现了作战计划的一致性，保证了作战的胜利
情况二：背叛的将军先开始发布信息
在第一轮作战信息协商中，楚向苏秦发送作战指令“进攻”，向齐、燕发送作战指令“撤退”。
苏齐： 进攻
齐： 撤退
燕： 撤退
在第二轮作战信息协商中，苏秦、齐、燕分别作为指挥官，向另外两位发送作战信息。
苏齐： 进攻、撤退、撤退
齐： 撤退、进攻、撤退
燕：撤退、进攻、撤退
按照原则，苏秦、齐和楚一起执行作战指令“撤退”，实现了作战计划的一致性。也就是说，无论叛将楚如何捣乱，苏秦、齐和燕，都执行一致的作战计划，保证作战的胜利。
这个解决办法，其实是兰伯特在论文《The Byzantine Generals Problem》中提到的口信消息型拜占庭问题之解：
如果叛将人数为 m，将军人数不能少于 3m + 1 ，那么拜占庭将军问题就能解决了。
算法的前提是，m是已知的，即能够容忍的叛徒数。
n 位将军，最多能容忍 (n - 1) / 3 位叛将
问题1解决方法二 签名消息型
在不增加将军人数的时候，直接解决二忠一叛的问题
实现一个签名（信物）：
- 忠诚将军的签名无法伪造，而且对他签名消息的内容进行任何更改都会被发现
- 任何人都能验证将军签名的真伪
情况一：忠诚将军先开始发布信息
设齐先发起作战信息，作战指令是“进攻”
一旦叛将小楚修改或伪造收到的作战信息，那么燕在接收到楚的作战信息的时候，会发现齐的作战信息被修改，楚已叛变，这时他执行齐发送的作战信息。
此时 齐和燕会一起行动，达成了要求。
情况二：叛徒将军先开始发布信息
设 楚先发布不同的信息给齐、燕。那么在后面的通信过程中就会发现楚给不同的国家发了不同的指令。则知道楚国叛变，然后商量新的决策。
而通过签名机制约束叛将的叛变行为，任何叛变行为都会被发现，也就会实现无论有多少忠诚的将军和多少叛将，忠诚的将军们总能达成一致的作战计划。
总结
故事里的各位将军，可以理解为计算机节点；
忠诚的将军，可以理解为正常运行的计算机节点；
叛变的将军，可以理解为出现故障并会发送误导信息的计算机节点；
信使被杀，可以理解为通讯故障、信息丢失；
信使被间谍替换，可以理解为通讯被中间人攻击，攻击者在恶意伪造信息和劫持通讯
二忠一叛问题
三个节点，其中一个节点下线或者出现其他故障，无法正常提供服务，
如何确保整个集体的决策正确问题