Chainfeeds 导读：
Alpenglow 是对 Solana 共识栈的一次重大重构，保留了 Solana 对持续流水线（continuous pipelining）和负载均衡传播的核心强调，但用一个现代化的数据平面（Rotor）和一个以证书为中心的共识平面（Votor），取代了原有的 TowerBFT、PoH 和 Turbine 组合。
文章来源：
https://x.com/toghrulmaharram/status/2003139755136139671
文章作者：
Toghrul Maharramov
观点：
Toghrul Maharramov：共识协议是状态机复制（SMR）的基础，其核心目标是在分布式节点之间就一条有序、唯一的日志达成一致。在无许可区块链中，这一过程不仅要容忍拜占庭行为，还必须满足极高的性能要求。现实中，系统瓶颈往往不在执行能力，而在决策延迟与区块传播效率。Solana 当前采用的共识栈由 TowerBFT、Proof of History（PoH）与 Turbine 组成，整体设计目标是通过持续流水线化来最大化吞吐量，并通过负载均衡的传播机制保障扩展性。然而，这一设计也带来了明显代价。TowerBFT 是一种非响应式拜占庭容错协议，其确定性最终性依赖深度规则：一个区块只有在其后被连续 31 个已确认区块延展后，才被视为最终确认。在 400ms 的出块时间下，这意味着常态下约 13.2 秒的决策延迟。与此同时，TowerBFT 并非在单个区块层面运行，而是围绕分叉树进行投票，验证者通过投票塔和锁定期不断加深对某一分叉的承诺，这在工程和形式化证明上都极为复杂。在部分同步模型下，经典拜占庭容错共识在 n = 3f + 1 的安全界限内，最优的常态决策延迟下限为三轮通信，这一结论已被证明不可突破。为降低延迟，学术界提出了快速路径共识协议，通过牺牲部分容错能力，在网络良好、对手较弱时实现两轮甚至一轮决策。FaB Paxos、Parametrized FaB Paxos 与 SBFT 等协议，均通过快慢路径结合，在不同故障模型下权衡延迟与鲁棒性。Alpenglow 正是在这一脉络下提出的共识协议，目标是在保留 Solana 持续流水线与负载均衡传播优势的同时，大幅降低决策延迟并简化控制面。其核心特征是同时运行快路径与慢路径，而非事后切换。协议的安全界限为 n ≥ 3f + 2p + 1，其中 p 表示快路径可容忍的拜占庭节点数量，f 表示系统整体可容忍的拜占庭上限。在满足快路径条件时，只需一轮投票即可决定区块；否则，通过两轮慢路径投票仍能保证安全与活性。在假设网络稳定、节点行为良性的情况下，Alpenglow 的决策延迟由区块传播时间 δ 与投票延迟共同决定，理论上可压缩至 100–150 毫秒，相比 TowerBFT 的十余秒延迟降低近两个数量级。协议通过并行累积快慢路径证书，谁先满足条件就立即终止，从而实现 “乐观响应性”，即在良好网络条件下，决策时间只取决于真实消息延迟，而非固定超时。Alpenglow 由两个核心组件构成：Votor 共识引擎与 Rotor 区块传播机制。Votor 取代 TowerBFT 与 PoH，负责区块的锁定与最终性判断。与 Solana 现有设计不同，Votor 中的投票不再作为交易上链，而是以签名消息形式在验证者之间广播，并通过 BLS 聚合形成紧凑的证书，仅证书需要被保存。这一改变显著降低了链上开销，并简化了法定人数证明的处理。Votor 定义了多种投票与证书类型，包括记账投票、最终化投票、跳过投票及其回退形式，以覆盖快路径、慢路径与异常情况。在常态下，若某区块在第一轮投票中收集到 3f + p + 1 的支持，即可直接生成快速最终化证书；否则，只要在两轮中分别获得 2f + p + 1 的支持，也可通过慢路径完成最终性。若区块无法及时传播或达成共识，协议会通过跳过机制在窗口级别收敛，确保系统持续前进。Rotor 则是对 Turbine 的演进。其采用单跳中继模型：领导者将编码后的 shreds 分配给中继节点，由中继向全网广播。shreds 通过 Reed–Solomon 编码并附带 Merkle 证明，验证者只需接收部分数据即可重构区块。中继职责按质押权重分配，高质押节点承担更多流量。仿真结果显示，在合理冗余率下，Rotor 的传播延迟接近理论下限 δ。结合窗口化领导者与快速交接机制，Alpenglow 在保持高吞吐的同时，实现了更快、更确定、更易形式化验证的共识流程。
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