故障检测器

纯异步系统无法在有限观察内区分“节点已死”和“节点只是极慢”：消息可能只是迟到，进程也可能已经崩溃。故障检测器把这种无法可靠实现的判断封装成一个可能犯错、但受性质约束的预言接口。其强弱由完整性和准确性描述：是否最终怀疑真正崩溃者，是否会误怀疑正确进程。关键不在于检测器是否绝不出错，而在于它容许哪些暂时错误、从何时起必须稳定。

超时器是典型实现：进程在截止时间前未收到心跳便被怀疑。网络拥塞或偶发长延迟会使正确节点暂时遭到误判，因此这种实现不满足始终准确；在部分同步公理库部分同步模型Partial synchrony · Partially synchronous system时间界存在但其数值或开始生效时刻不为算法预先掌握的分布式系统模型。条件下，延迟最终受界后可逐步调大超时，使正确进程最终不再被怀疑。完全异步且消息延迟无上界时，仅靠通信无法实现同时具备强完整性和强准确性的完美检测器；最终完美检测器则允许有限时期的误判。

检测器输出的是怀疑，而非不可撤销的事实，除非规格明确要求永久性。因此，“未怀疑”不等于进程健康，“被怀疑”也不等于进程已经崩溃，协议必须相应地容忍提示被撤回或修正。

异步系统公理库异步系统Asynchronous distributed system消息延迟和进程相对速度没有已知有限上界的系统模型。与崩溃故障公理库崩溃故障Crash failure进程停止执行且此后不再采取步骤的故障。造成的不可区分性解释了为何需要该抽象。Chandra–Toueg 框架用不同检测器类别刻画异步共识、原子广播等问题的可解性；适当的检测器能越过FLP 不可能性公理库FLP 不可能性定理FLP impossibility · Fischer–Lynch–Paterson theorem完全异步系统中即使只允许一个进程崩溃，也不存在保证所有可容许执行终止的确定性共识协议。的活性障碍。检测器允许的输出历史会扩展系统的轨迹集合公理库轨迹与路径语义Trace semantics · Path semantics · Execution traces以状态路径和可观察动作轨迹描述有限、无限与最大行为，并说明投影和隐藏会遗忘什么。，完整性、准确性或最终领导者是对这些历史的规格；若用模型检查验证使用它的协议，必须把这一环境约束显式编码，而不能把暂时正确的超时样本当作检测器定理。Ω 类把所需信息压缩为最终共同 leader，但“最弱”只在指定崩溃、通信与归约模型中成立。

工程中的心跳可以在部分同步假设下近似怀疑集合或 Ω；租约和 fencing 还要求时钟及外部写入规则，不是故障检测器输出的自动结果。