Odporność na błędy bizantyjskie w systemach peer-to-peer - Instytut ...

58 Rozdział 3. Bezpieczne bizantyjskie uzgadnianie
Protokół 3.5.3: Atomic Broadcast - ABC
dla uczestnika P i oraz znacznika ID
ISTNIEJE PREDYKAT Q ID|abc.r :
Q ID|abc.r ([w 1 , ···,w n ], [σ 1 , ···,σ n ]) ≡
dla przynajmniej n − t różnych j, σ j jest poprawnym podpisem S
P j dla ( ID, a-queue, r, j, w j ) j
ROZPOCZĘCIE :
q ← [] kolejka FIFO dla wiadomości a-broadcast
d ←∅ zbiór wiadomości a-delivered
r ← 0 bieżąca runda
PO ODEBRANIU WIADOMOŚCI ( ID, in, a-broadcast, m ):
if m/∈ d and m/∈ q
then append(q, m)
ZAWSZE:
w j ←⊥; σ j ←⊥ (1 ≤ j ≤ n)
wait for q ≠[] or odebrano wiadomość ( ID,a-queue,r,l,w l , σ l ) l
taką, że w l /∈ d oraz σ l jest poprawnym podpisem od P l
if q ≠[]
then w ← first(q)
else w ← w l
wyznacz podpis σ dla ( ID,a-queue,r,i,w ) i
send ( ID,a-queue,r,i,w, σ ) i do wszystkich P
wait for n − twiadomości ( ID,a-queue,r,j,w j , σ j ) j ,
takich, że σ j jest poprawnym podpisem od P j
W ← [w 1 , ···,w n ]; S ← [σ 1 , ···,σ n ]
v-propose W potwierdzone przez S
oznaczone ID|abc.r z predykatem Q ID|abc.r
wait for zakończenie VBA z V =[v 1 , ···,v n ] oznaczonego ID|abc.r
b ← ⋃ n
j=1 v j
for m ∈ (b \ d) w uporządkowany sposób
⎧
zakończ ( ID,out,a-deliver,m) i
⎪⎨ wait for potwierdzenie dla m
do
d ← d ∪{m}
⎪⎩
remove(q, m)
r ← r +1