Chainfeeds 導讀：
Alpenglow 是對 Solana 共識棧的一次重大重構，保留了 Solana 對持續流水線（continuous pipelining）和負載均衡傳播的核心強調，但用一個現代化的數據平面（Rotor）和一個以證書為中心的共識平面（Votor），取代了原有的 TowerBFT、PoH 和 Turbine 組合。
文章來源：
https://x.com/toghrulmaharram/status/2003139755136139671
文章作者：
Toghrul Maharramov
觀點：
Toghrul Maharramov：共識協議是狀態機複製（SMR）的基礎，其核心目標是在分佈式節點之間就一條有序、唯一的日誌達成一致。在無許可區塊鏈中，這一過程不僅要容忍拜占庭行為，還必須滿足極高的性能要求。現實中，系統瓶頸往往不在執行能力，而在決策延遲與區塊傳播效率。Solana 當前採用的共識棧由 TowerBFT、Proof of History（PoH）與 Turbine 組成，整體設計目標是通過持續流水線化來最大化吞吐量，並通過負載均衡的傳播機制保障擴展性。然而，這一設計也帶來了明顯代價。TowerBFT 是一種非響應式拜占庭容錯協議，其確定性最終性依賴深度規則：一個區塊只有在其後被連續 31 個已確認區塊延展後，才被視為最終確認。在 400ms 的出塊時間下，這意味著常態下約 13.2 秒的決策延遲。與此同時，TowerBFT 並非在單個區塊層面運行，而是圍繞分叉樹進行投票，驗證者通過投票塔和鎖定期不斷加深對某一分叉的承諾，這在工程和形式化證明上都極為複雜。在部分同步模型下，經典拜占庭容錯共識在 n = 3f + 1 的安全界限內，最優的常態決策延遲下限為三輪通信，這一結論已被證明不可突破。為降低延遲，學術界提出了快速路徑共識協議，通過犧牲部分容錯能力，在網絡良好、對手較弱時實現兩輪甚至一輪決策。FaB Paxos、Parametrized FaB Paxos 與 SBFT 等協議，均通過快慢路徑結合，在不同故障模型下權衡延遲與魯棒性。Alpenglow 正是在這一脈絡下提出的共識協議，目標是在保留 Solana 持續流水線與負載均衡傳播優勢的同時，大幅降低決策延遲並簡化控制面。其核心特徵是同時運行快路徑與慢路徑，而非事後切換。協議的安全界限為 n ≥ 3f + 2p + 1，其中 p 表示快路徑可容忍的拜占庭節點數量，f 表示系統整體可容忍的拜占庭上限。在滿足快路徑條件時，只需一輪投票即可決定區塊；否則，通過兩輪慢路徑投票仍能保證安全與活性。在假設網絡穩定、節點行為良性的情況下，Alpenglow 的決策延遲由區塊傳播時間 δ 與投票延遲共同決定，理論上可壓縮至 100–150 毫秒，相比 TowerBFT 的十餘秒延遲降低近兩個數量級。協議通過並行累積快慢路徑證書，誰先滿足條件就立即終止，從而實現 “樂觀響應性”，即在良好網絡條件下，決策時間只取決於真實消息延遲，而非固定超時。Alpenglow 由兩個核心組件構成：Votor 共識引擎與 Rotor 區塊傳播機制。Votor 取代 TowerBFT 與 PoH，負責區塊的鎖定與最終性判斷。與 Solana 現有設計不同，Votor 中的投票不再作為交易上鍊，而是以簽名消息形式在驗證者之間廣播，並通過 BLS 聚合形成緊湊的證書，僅證書需要被保存。這一改變顯著降低了鏈上開銷，並簡化了法定人數證明的處理。Votor 定義了多種投票與證書類型，包括記賬投票、最終化投票、跳過投票及其回退形式，以覆蓋快路徑、慢路徑與異常情況。在常態下，若某區塊在第一輪投票中收集到 3f + p + 1 的支持，即可直接生成快速最終化證書；否則，只要在兩輪中分別獲得 2f + p + 1 的支持，也可通過慢路徑完成最終性。若區塊無法及時傳播或達成共識，協議會通過跳過機制在窗口級別收斂，確保系統持續前進。Rotor 則是對 Turbine 的演進。其採用單跳中繼模型：領導者將編碼後的 shreds 分配給中繼節點，由中繼向全網廣播。shreds 通過 Reed–Solomon 編碼並附帶 Merkle 證明，驗證者只需接收部分數據即可重構區塊。中繼職責按質押權重分配，高質押節點承擔更多流量。仿真結果顯示，在合理冗餘率下，Rotor 的傳播延遲接近理論下限 δ。結合窗口化領導者與快速交接機制，Alpenglow 在保持高吞吐的同時，實現了更快、更確定、更易形式化驗證的共識流程。
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