公有区块链不可能同时共识区块1和区块2，但在pbft中，交易1和交易2的共识是并行的。
在公有区块链中，每一个区块串行进行共识，共识的对象是区块，区块包含一段时间收集的交易
在pbft中，共识的对象是每一个交易(可以说在pbft中没有区块这个概念)，交易共识的过程是并行（限定在高低水位,后续解释）
假设总共有N个节点，其中有F个拜占庭节点，拜占庭节点是可以不发送消息的，所以为了保证活性，主节点收到N-F个节点发送来的消息就要做出判断，考虑极端情况：N-F个消息中恰好有F个是拜占庭节点发来的，因为网络存在延迟等原因，诚实节点的消息可能会比拜占庭节点的消息更晚到达。此时N-F个消息中只有N-2F个是正确节点发送来的，所以为了保证消息的正确性，即需要诚实节点数量大于拜占庭节点F，则有N-2F>F，则至少需要保证N=3F+1。
关于整个流程的具体流程讲解可以参考：简书，本文针对论文中的重点和难点进行提取。
证明1： 当节点收到了一个pre-prepare和对应的2f个prepare消息之后，进入准备完毕阶段，记作prepared(m, v, n, i).。假如有prepared(m,v,n,i)为真且prepared(m’,v,n,j)也为真，那么可以由接受prepared的条件可以看出，有f+1个好节点（包括他本身）发出了prepare消息接受m，另有f+1个好节点发出了prepare接受m’,这样好节点为2f+2
但是N=3f+1,好节点只有N-f=2f+1个，有矛盾。
证明2：**某个好节点i达到committed-local说明其至少接收了2f+1个节点的commit消息，所以至少有f+1个好节点的commit消息。好节点发送commit需要保证是已经进入prepared状态才行。这样就至少有f+1个好节点进入了prepared状态。如果发生视图转换的时候，新的主节点需要收到2f个来自其他不同节点的view-change消息（加上自己就是2f+1个消息）。网络中总有3f+1个节点，所以f+1个好节点肯定至少有一个会把已经prepared的消息发送到下一个视图中继续达成共识。
如果一个节点达到了prepared状态，就认为全网共识了是有问题的，因为你收到凭证不代表其他人也受到足够的确认也生成凭证。想象一下，如果就你生成凭证的情况下，你认为全网已经共识了，甚至返回用户结果。这时发生viewchange，所有的交易都要被重放，新的View从2f+1个回复中重新生成pre-prepare，但是如果2f+1个回复中不包含你的消息，那么你认为全网已经共识的交易就会凭空消失，而此时你甚至已经返回用户结果了，这是很有问题的。所以需要加多一个commit阶段，commit阶段是让你知道别人也拿到这样的凭证的（因为一个节点达到了commited-local证明有f+1个好节点已经prepared），这样即使发生viewchange，因为Quorum的性质，保证你这个已经prepared凭证的消息，一定会出现再重放名单中。
这也暗示了，Viewchange会发生请求丢失的情况，因为收集的2f+1个回复中只能保证那个commit阶段完成的prepare凭证消息能够重放。那些没完成commit阶段的prepare凭证消息可能会丢失，没拿到prepare凭证的消息绝对会被丢失。这时就是可用性的问题了，用户长时间没收到结果会重新发消息（因为消息丢失了，只能这样）。同时，因为丢失问题，我们意识到中间有些序号是没有相应的消息的，此时新主会填充为null消息。
- 首个实用的BFT容错算法，使得复杂度从指数级降到多项式级 O(n2)；
- 响应性（Responsiveness）：在网络状况OK，主节点不犯错，拜占庭节点数量不超过f个时， 在下一个视图一定是可以达成共识的；
- 通信复杂度 O(n2) ，可扩展性低；
- 视图转换的复杂度 O(n3)，要是连续视图转换复杂度 O(f* n3)，视图转换复杂，很“重”；
- 视图转换期间只能接收viewchange、newview消息不能对外提供服务；
- Safety和Liveness耦合，都需要通过视图转换来保障；
- 去重机制没有提；
https://www.jianshu.com/p/0bef4fb1662b
https://blog.csdn.net/jason_cuijiahui/article/details/79613633
https://blog.csdn.net/u011537073/article/details/53519074
源码：https://github.com/Liukemeng/Fabric0.6-PBFT-Learning
原文：https://pmg.csail.mit.edu/papers/osdi99.pdf
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