Sloppy Quorum 能否保证强读一致性？

Question

在“设计数据密集型应用程序。可靠、可扩展和可维护系统背后的大创意”一书中，我们可以阅读有关草率仲裁的信息：

但是，这意味着即使当w + r > n时，你也不能确定读取到某个key的最新值，因为最新值可能已经被临时写入了n之外的某些节点

但我似乎无法理解这背后的含义。

让我们举一个客户端为键“K1”写入不同值的示例。

假设我们有：

• 副本数量：N=3
• 写入被认为成功之前的确认次数：W=2
• 读取成功前的响应数：R=2
• 可用节点：A、B、C、D 和 E

我们有W+R>N。

假设我们已经有了 A、B 和 C 中“K1”的第一个值：(K1,V1)

然后假设节点 A 和 B 发生故障，然后客户端在 Sloppy Quorum 配置中写入 (K1,V2)。

我的理解是，我们将使用节点 C、D 和 E 进行写入和复制（K1、V2），以避免像严格仲裁配置中那样阻塞写入操作，并且我们需要其中两个节点的确认。假设我们收到了 C 和 D 的确认，因此写入成功。

现在另一个客户端想要读取 K1 的值，它需要两个响应，我们有三种可能性：

1. C 和 D 首先响应：我们一定会得到 (K1,V2)，因为这些节点确认了 (K1,V2) 的写入
2. C 和 E 首先响应：如果到 E 的复制尚未完成，我们可能会从 C 获得两个（K1，V2）或（K1，V2），从 E 获得（K1，V1）。在后一种情况下，仍然可以使用矢量时钟等版本控制算法来解决冲突。因此，只要我们的系统能够解决冲突，我们就一定会得到（K1，V2）（而且，这种冲突也可能发生在严格仲裁配置中，因此在我们的案例中，这并不是真正由于草率仲裁配置造成的）
3. D和E先响应：同上（即C和E情况）

因此，我想说，我们的 Sloppy Quorum 系统可以保证强读取一致性（只要它处理冲突，这也是在 Strict Quorum 配置中应该处理的事情），因为返回值将是 (K1,V2) ），这似乎不是书上解释的。

这个推理有什么问题吗？

Answer 1

经过一些研究和分析，我想我明白了作者的意思。

问题中的推理是正确的，但不完整：

第二个客户端获取值(K1,V2)后，假设节点A和B恢复。

通常，由于我们处于 Sloppy Quorum 配置中，因此会有一个提示切换阶段，其中节点 D 和 E 在恢复后将最近的数据发送回 A 和 B。我们可以在书上读到：

一旦网络中断被修复，任何一个节点的写入 暂时接受代表另一个节点被发送到 适当的“主”节点。这称为提示切换。

我们的 Sloppy Quorum 配置的问题是，如果另一个客户端想要在节点 A 和 B 恢复后、但在提示切换开始之前读取 K1 的值，则该客户端可能会收到来自 A 和 B 的两个响应与旧值（K1，V1），并且客户端将接受该值，因为R=2。所以在这种情况下客户端将无法获得最新值，正如书中所解释的那样。

只有在提示切换完成后，客户端才能安全地获取最新值（K1，V2），正如作者所解释的：

因此，草率的法定人数实际上根本不是法定人数 传统意义上。这只是耐久性的保证，即 数据存储在某处的 w 个节点上。无法保证 r 节点的读取将看到它，直到暗示的切换完成。

那么“Sloppy Quorum 能否保证强读一致性？”这个问题的答案会是：不。