FLP不可能性（FLP impossibility）
FLP impossibility是一个定理，它证明了在分布式情景下，无论任何算法，即使是只有一个进程挂掉，对于其他非失败进程，都存在着无法达成一致的可能。
FLP是Fischer, Lynch，Patterson三位作者名字组合的简写，表明这定理是由它们三位发明的。
简化模型
FLP基于如下几点假设：
- 仅可修改一次
-
每个进程初始时都记录一个值（0或1）。进程可以接收消息、改动该值、并发送消息，当进程进入decide state时，其值就不再变化。所有非失败进程都进入decided state时，协议成功结束。这里放宽到有一部分进程进入decided state就算协议成功。 - 异步通信
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与同步通信的最大区别是没有时钟、不能时间同步、不能使用超时、不能探测失败、消息可任意延迟、消息可乱序。 - 通信健壮
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只要进程非失败，消息虽会被无限延迟，但最终会被送达；并且消息仅会被送达一次（无重复）。 - fail-stop模型
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进程失败如同宕机，不再处理任何消息。相对Byzantine模型，不会产生错误消息。 - 失败进程数量
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最多一个进程失败。
这几点假设并不是单独而抽象的，在实际生产的应用中我们很有可能遇到的就是上述情况。
证明过程
定义
消息队列
假定存在一个全局的消息队列，进程可以发送消息，也可以在其上接收消息。send(p,m)表示向进程p发送消息m；receive(p,m)表示进程p收到了消息m。
Configuration
所有进程的状态集，进程的状态包括初始值、决议值、消息队列的内容。初始Configuration表示各个进程的初始值是随机的，同时消息队列为空，决议值为空。
事件
事件代表给某个进程发送消息，并且消息已送达，可用event(p,m)表示。根据消息队列的定义可以知道，event(p,m)即send(p,m)与receive(p,m)的交。由于某个事件，某个Configuration可以转化为另一个Configuration。
事件序列
一连串顺序执行的事件序列，记为run，即runn=[event1(p1,m1), event2(p2,m2),…?,eventn(pn,mn)]。
可达Configuration
在对某个Configuration A应用了某个run事件序列之后，得到Configuration B，则称B从A可达——可记为B?A。
引理1：连通性
把所有的进程P分成两个不相交的集合P1，P2，有两个run R1，R2，如果先给P1应用R1，再给P2应用R2与先给P2应用R2，再给P1应用R1，对P的Configuration C来说得到的结果是一致的。
Figure 1. 连通性
结果显而易见，不再罗列证明。
引理2：初始Configuration不确定性
- 初始Configuration不确定性
-
对任何算法P，都存在至少一个不确定性的初始Configuration。
可以用反证法证明此引理。
因为候选的决议值必须大于1个才需要保证决议的一致性，这里选取了最简单的两个候选值的情况，候选值分别是value1和value2。而多候选值情形可以根据归纳法证明。
这里再做一个定义：
- Configuration相邻
-
若两个Configuration间，仅有一个进程的状态存在差别，那么称为Configuration相邻。
假设所有初始Configuration都是确定的，那么对于任意一个非空进程集P，必然至少存在一对相邻的Configuration 1（C1）和Configuration 2（C2），二者的决议分别是value1和value2，其连接进程是P0。
假设连接进程突然间掉线了，那么C1和C2剩余进程的状态必然是完全一致的。那么此时，我们就无法从剩余进程中知道当前Configuration的确切的决议值。
引理3：不可终止性（传播性）
- 不可终止性
-
设C是一个不确定Configuration，event(p,m)是可以应用到C的事件。设X是从C可达并且未应用过event的Configuartion的集合，并构造Y = e(X) = {e(E) | E∈X a并且 e应用于E}。那么，Y一定包含不确定的configuration。
简而言之：不确定性是可以传播的。
根据上文中的设定，我们可以得到如下示意图：
Figure 2. 不可终止性定义示意图
同样使用反证法证明：设Y中的Configuration都是确定的。
因为C是不确定的，因此必然从C可达一个确定的0-value Configuration(C0)，同时可达一个确定的1-value Configuration(C1)。
由于C0是0-value，无论是D0从C0可达，或是C0从D0可达，都可以推导出D0是0-value。同理，也可以推导出Y中存在一个D1是1-value。
由于0-value和1-value的C都必然存在，因此我们可以很容易得出下图：
我们无须关心该图中C0或者C1的具体值，只需知道必然存在一个C1，C1从C0可达。
虚线部分如下：
假设e和f操作的进程分别是pe和pf，那么分为两种情况：
pe!=pf
根据引理1（连通性）很容易得到下图：
Figure 3. pe!=pf
显然，D0和D1应该是不同的值，因此导出一个矛盾：Y中有两个值，因此是不确定的。
pe==pf
Figure 4. pe!==pf
由于C0已确定，因此经过σ，得到的应该是一个确定的F。 经过eσ，得到的是一个确定的E0（D0已确定）。 经过feσ，得到的是一个确定的E1（D1已确定），并且E1!=E0。
同时，由于σ和e/f操作的是不同的进程，所以可以应用引理1（连通性）。 因此可以导出σe等价于eσ，σfe等价于feσ，所以，根据上图，F可以分别导出两个不同的结果E0和E1——这和之前的推导是相互矛盾的。
综上所述，Y中可能会包含一个不确定的Configuration。
结论
尽管FLP impossible原理是基于简单的系统模型假设，但我们可以根据归纳法得出，在更复杂的系统模型下，我们仍然没有任何算法能够完全保证分布式系统下的一致性。
但我们不必绝望，此结论只是说明了100%保证一致性是不可能的，这并不影响我们对分布一致性的探索（99%以上的一致性还是完全有可能做到的）。
参考文献
Blogs
- LoopJump. FLP impossibility证明 阅读笔记
- 纯粹的码农. FLP Impossibility