Lamport’s Logical Clocks 和 Vector Clock

编：关于 Vector Clock 之前看过几眼，但是多数讲解地都不是很清楚，一直没太弄清楚。直到有一天，又看了看，终于弄明白了。

早在在1978年， Leslie Lamport 就提出逻辑时钟的概念。在分布式环境中，通过一系列规则来定义逻辑时钟的变化。从而能通过逻辑时钟来对分布式系统中的事件的先后顺序进行判断。

逻辑时钟本质上定义了一种 happen before 关系，记作 -> ， a->b 意味着所有的进程都“认可”事件 a 发生在事件 b 之前。 happen before 关系满足传递性：即 (a->b && b->c) 可以推导出 (a->c) 。

Lamport’s Logical Clocks

lamport逻辑时钟算法：

• 每个事件对应一个Lamport时间戳，初始值为0
• 如果事件在节点内发生，时间戳加1
• 如果事件属于发送事件，时间戳加1并在消息中带上该时间戳
• 如果事件属于接收事件，时间戳 = Max(本地时间戳，消息中的时间戳) + 1

三个机器上各自跑着一个进程，分别为

$P_1$ ， $P_2$ ， $P_3$ ，由于不同的机器上的物理时钟、CPU负载、或者CPU频率不一样，所以不同的机器上的时钟速率可能是不同的，例如当 $P_1$ 所在的机器tick了6次， $P_2$ 所在的机器tick了8次，就是 异步网络

中指的漂移时钟不同。

图中，

$P_1$ 给 $P_2$ 发送了消息 $m_1$ ， $m_1$ 上附带了发送 $m_1$ 时的时钟6，随后 $P_2$ 收到了 $m_1$ ，根据 $P_2$ 接收到 $m_1$ 时的时钟，认为传输消息花了16-6=10个tick，随后， $P_3$ 给 $P_2$ 发送消息 $m_3$ ， $m_3$ 附带的发送时钟是60。由于 $P_2$ 的时钟走的比 $P_3$ 的慢，所以接收到 $m_3$ 时，本机的时钟56比发送时钟60小，这是不合理的，需要调整时钟，如图中，将 $P_2$ 的56调整为61，即 $m_3$

的发送时钟加1。

当不同事件在不同进程间并行时：

我们以B4事件为中心，来分析：

happens before

lamport逻辑时钟规定：按事件的时间戳大小为时间排序，任何两个时间不可能在同一时间发生，任何消息收到的时间都应该比发送的时间晚。

Vector Clock

Vector Clock 是在Lamport时间戳基础上演进的另一种逻辑时钟方法，它通过vector结构不但记录本节点的Lamport时间戳，同时也记录了其他节点的Lamport时间戳。 Vector Clock 的原理与Lamport时间戳类似，使用原理如下：

• 本地 Vector Clock 中每一个槽 $V[P_i]$ 记录系统中对应进程 $P_i$ 的逻辑时间戳；
• 初始化 Vector Clock 中每一个槽为0；
• 每一次处理内完内部事件，将本地的 Vector Clock 中自己槽中的逻辑时间戳+1；
• 每一次发送一个消息的时候，需要将本地的 Vector Clock 和消息一起发送；
• 每一次接收到一个消息的时候，需要将本地的 Vector Clock 中自己槽中的逻辑时间戳+1，同时更新本地的 Vector Clock 中每一个槽中的逻辑时间戳。 $V_{本地}[P_i] = MAX(V_{本地}[P_i], V_{消息}[P_i])$

Vector Clock 规定：

• ${事件}_i$ 、 ${事件}_j$ 对应的 Vector Clock 中，每一个进程 $P_k$ 的逻辑时间戳 都满足 $V_i[P_k] < V_j[P_k]$ 时，我们称 ${事件}_i$ happen before ${事件}_j$ ；
• 否则，即 Vector Clock 中，存在 $P_1$ 、 $P_2$ ，使得 $V_i[P_1] < V_j[P_1]，V_i[P_2] > V_j[P_2]$ ，我们称 ${事件}_i$ 和 ${事件}_j$ 是并发关系(或者没有因果关系)；

因此在前面讲到的那个多进程并行时间的例子中：

B4事件的 Vector Clock 为 [A:2,B:4,C:1] ，根据 Vector Clock 的规定，我们可以很好的判断出灰色区域 happens before B4事件，B4时间 happens before 红色区域。白色区域与B4事件没有因果关系。

参考