stanford-oval/wikipedia huggingface dataset:
멀 오베론
출연 작품

인터벌 (1973)
호텔 (1967)
데지레 (1954)
딥 인 마이 하트 (1954)
베를린 익스프레스 (1948)
디스 러브 오브 아워스 (1945)
송 투 리멤버 (1945)
더 로저 (1944)
스테이지 도어 캔틴 (1943)
언제나 영원히 (1943)
라이온 해스 윙스 (1939)
폭풍의 언덕 (1939)
카우보이와 숙녀 (1938)
X 부인의 이혼 (1938)
이 세 사람 (1936)
다크 엔젤 (1935)
스칼렛 핌퍼넬 (1934)
헨리 8세 (1933)
강태민 (군인)

| --- | --- |
 강태민 姜泰敏
복무 : 만주국군 대한민국 육군
복무기간 : 1941년 ~ 1959년 4월 26일
근무 : 대한민국 육군본부
최종계급 :  중위(中尉) 대한민국 육군 준장
지휘 : 대한민국 육군 제26사단장
주요 참전 : 한국 전쟁
강태민(姜泰敏, 1922년 ~ 1960년 10월 22일)은 일제강점기와 대한민국의 군인으로 본관은 진주이다.
생애

어린 시절에 만주국으로 이주했으며 젠다오성 룽징시에 있던 광명(光明)중학교를 졸업했다. 1941년 4월에 신징에 위치한 만주국 육군군관학교에 입학했고 1943년 4월에 만주국 육군군관학교 예과 3기 과정을 졸업했다. 1944년 5월에 일본 제국 육군사관학교에 편입학했고 1945년 6월에 일본 제국 육군사관학교 58기 과정을 졸업했다.
만주국군에서 견습군관 과정을 마친 다음에 만주국군 소위로 임관되어 조선인 만주국군 장교들과 함께 신징보안사령부에서 근무했다. 이러한 행적으로 인해 민족문제연구소의 친일인명사전에 수록되었다. 만주국군 중위로 복무하던 도중에 일본 제국이 중일 전쟁에서 패망하자 1946년 4월에 인천으로 귀국했다. 1949년 3월에 대한민국 육군사관학교 8기 특별 4차 과정을 졸업하고 대한민국 육군 소위로 임관되었다. 원래는 대한민국 해군에서 복무했으나 나중에 육군으로 편입되면서 장갑연대 제1대대장으로 복무하였다.
1950년 2월 15일에 육군 제22연대장으로 임명되면서 중령으로 임관되었다. 한국 전쟁에서는 한강 전투, 신사동-과천 전투, 시흥-안양-수원 전투, 영덕-강구 전투, 울진-평해 전투에 참전했으며 국민방위군 사관학교 교장, 육군 제3사단 참모장을 역임했다. 1951년 5월 25일에는 박정희의 뒤를 이어 육군 제9사단 참모장으로 임명되었다. 1952년 10월 13일에는 육군 포병장성 16인 가운데 한 사람으로 선발되어 광주 육군 포병학교에서 3개월 동안에 걸친 훈련 과정을 이수했고 나중에 미국으로 유학했다.
대한민국으로 귀국한 이후에 육군 포병 지휘관으로 임관되면서 준장으로 진급했고 1953년에는 육군 제9사단 포병단장으로 임명되었다. 1957년 8월에는 육군 제26사단장으로 임명되었다. 그 외에 육군 군수사령부 부사령관, 육군 제9사단 부사단장, 제3군단 부사단장, 육군 제8사단장, 군수사 부사령관으로 근무했다.
1959년 4월 26일에 육군에서 일어난 각종 사고에 대한 지휘 책임을 물어 육군 제20사단장을 역임했던 이정석 준장과 함께 예비군으로 편입되었다. 고향으로 돌아와서 요양 생활을 하다가 1960년 10월 22일에 사망했다. 1960년 11월 4일에 소장으로 추서되었다.
참고자료

민족문제연구소 (2009). 〈강태민〉. 《친일인명사전 1 (ㄱ ~ ㅂ)》. 서울. 127 ~ 128쪽.
김탁원

김탁원(金鐸遠)은 일제 강점기의 의사이자 독립운동가이다. 3.1운동에 참여했으며 로제타 셔우드 홀이 떠난 이후 경성여자의학강습소의 운영을 맡았다.
↑  “독립유공자 공훈록”. 《공훈전자사료관》.
김명현

김명현은 다음 사람을 가리킨다.
김명현(金明顯, 1948년 ~ )은 대한민국의 공무원이다. 소방국장, 한국소방안전협회 회장을 역임했다.
김명현(金明炫, 1953년 ~ )은 대한민국의 공무원이다. 식약청장을 역임했다.
같이 보기

제목에 "김명현" 항목을 포함한 모든 문서
슈테판 라이나르츠

슈테판 라이나르츠 (Stefan Reinartz, 1989년 1월 1일 엥겔스키르헨 ~)는 독일의 축구 선수로, 수비수으로 활약하며, 현재 독일 분데스리가의 클럽 아인트라흐트 프랑크푸르트 소속이다.
클럽 경력

레이나르츠는 바이어 04 레버쿠젠소속으로 2008년 프로계약을 하였으나 08-09 시즌, 한 경기도 출장하지 않았다. 2009년 2월 9일, 그는 프로 데뷔를 당시 2부리그에 있던 1. FC 뉘른베르크에 임대가서 1. FC 카이저슬라우테른전에서 선발로 하였다.
뉘른베르크에서 돌아온 레이나르츠는, 2009년 7월 31일 레버쿠젠의 SV 바벨스베르크와의 DFB-포칼 경기에서 공식 데뷔하였다. 2009-10 시즌 동안, 그는 홀딩미드필더 주전직을 굳혔고, 11월 6일 아인트라흐트 프랑크푸르트전에서 시니어 팀 데뷔골을 넣었다. 팀은 4-0으로 대승하였다.
국가대표 경력

레이나르츠는 U-17부터 독일 국가대표팀에 뛰었다. 2006년 U-17 유럽 선수권 예선전에서 팀은 토너먼트 4위를 하였다. 크리스토퍼 쇼르흐에 짧은 기간 동안 주전직을 빼앗긴 뒤, U-19 대표팀에 다시 등장하였다. 그는 모든 2008 U-21 유럽선수권 대회 경기에서 주전으로 나왔고, 팀은 우승하였다. 그의 팀은 2011 U-21 유럽선수권 본선 진출을 노리는 중이다.
나카자와 도모히데

나카자와 도모히데 (1980년 9월 13일 ~ )는 일본의 전 축구 선수이다. 과거 덴소, 요코하마 FC에서 활동하였다.
김이원

김이원의 다른 뜻은 다음과 같다.
김이원(金履元, 1553년 ~ 1614년)은 조선 중기의 문신이다. 숭양부원군에 봉해졌다.
김이원(金利源, 1875년 ~ 1951년)은 일제강점기의 독립운동가이다.
같이 보기

제목에 "김이원" 항목을 포함한 모든 문서
MARS 태스크포스

| MARS 태스크포스 |
| --- | --- |
MARS Task Force
패치
활동 기간: 1944년 7월 26일 ~ 1945년 8월
국가:  미국
소속:  미국 육군 국민혁명군
종류: 태스크포스
역할: 장거리 돌파, 비재래전
규모: 여단, 정원 7천명
참전: WW2: 동남아시아 전구
MARS 태스크포스(MARS Task Force (MARS TF)), 정식명칭 임시 제5993여단(영어: 5993th Brigade (Provisional))은 제2차 세계 대전 중, 동남아시아 전구에 참전한 미국 육군의 특수부대였다. 이름의 MARS는 Martians의 준말이고, 메릴의 기습자들의 다음 갤러해드(GALAHAD) 부대였다.
역사

MARS 태스크포스는 1944년 7월 26일, 북부전투지역사령부에서 창설하였다.
메릴의 기습자들 생존자와 보충된 장병들을 모아 밋지나에서 8월 5일에 제475보병연대를 창설하고, 밋지나 북부 10마일(16 km) 떨어진 캠프 로버트 W. 랜디스의 램거 훈련소에서 장거리 돌파 등의 전투훈련을 하였다. 지휘부는 메릴의 기습자들의 생존자이자 베테랑인 윌리엄 L. 오스번 대령에게 연대장으로서 지휘를 맡겼다.
1944년 8월 26일, 인도 봄베이로 제124기병연대와 제613야전포병대대가 증원되었고, 12월 15일에 북버마 산맥으로 옮겨갔다. 더 험프를 통해 또다시 중국 쿤밍으로 넘어갔다. 9월 20일, 제124기병연대, 제475보병연대, 메릴의 기습자들의 생존자들, 국민혁명군의 독립 제1연대가 모여 MARS 태스크포스를 결성하였다.
1945년 초에 제124기병연대와 MARS 태스크포스는 일본군으로부터 버마 도로를 다시 장악하였다.
제124기병연대는 1945년 7월 1일 쿤밍에서 해산하였다.
지휘관

준장 토머스 A. 암스(Thomas A. Arms); 1944년 7월 26일, 교통사고로 교대
준장 존 P. 윌리(John P. Willey); 1944년 10월 31일
대령 윌리엄 L. 오스본(William L. Osborne); 1944년 8월 ~ 10월
준장 어니스트 이스터브룩(Erest Easterbrook)
대령 밀로 H. 매테선(Milo H. Matteson); 1944년 4월 ~ 11월
대령 토머스 J. 해비(Thomas J. Heavey); 1944년 11월 ~ 1945년 1월
대령 로렌 D. 페그(Loren D. Pegg); 1945년 2월 ~ 1945년 7월
부대

지휘부
제18수의후송병원 - 95명
일본어통역심문팀 - 29명
제13산악의무대대, B중대 - 108명
제511의무집중중대 - 197명
제164통신사진중대
제475보병연대 (장거리돌파)(특수) - 3,300명
제612야전포병대대 (Pack mule) - 470명
제44이동외과병원 - 34명
제31, 33, 35병참대  (Packed mule) - 55명
군견분견대 16명
제7중국동물수송중대 [½] - 50명
3개 소대
OSS 제101분견대
카친 레인저
제124기병연대 (특수) - 2,100명; 1944년~ 1945년 7월 1일
제613야전포병대대 (Pack mule) - 470명; 1944년 8월 26일
제49이동외과병원 - 70명
제37, 252, 253병참대
군견분견대 - 20명
제7중국동물수송중대 [½] - 50명
3개 소대
OSS 제101분견대
카친 레인저
MARS 태스크포스의 전력으로서 국민혁명당의 린관샹(Lin Kuan-hsiang) 대좌?가 이끄는 2,600명 규모의 독립 제1연대도 있었으나, 이들은 오직 작전 협력만 함께 할 뿐이었고, MARS 태스크포스에 결코 배속되지는 않았다.
사진첩

USASOC 본부 앞에 있는 기념비석 (2020년 2월 3일)
버마 바모를 향해 짐꾼 나귀들을 이끌고 도하하는 제475보병 2대대의 Mule skinner,  (1944년 11월 17일)
Loi-kang Ridge 위의 Mars TF (현재 같은 이름의 산봉우리가 두군데 있음)
판두에서 촬영된 버마 수도의 밋지나로 이동하는 제124기병대원의 실루엣 (1944년 10월 25일)
버마의 Shweli River에 놓인 대나무 다리로 도하하는 대원들 (1944년 12월)
Loi-Kang Ridge의 475보병 2대대 (1945년 1월 19일)
제12기병의 81 mm M1 박격포 분대 (1945년 1월 22일)
MARS 폭파팀이 날라서 만든 버마 도로의 분화구에 갇힌 일본군 화물차와 Tankette
같이 보기

전략사무국 제101분견대
메릴의 기습자들(영어판)
제1특수임무부대(영어판)
미국 육군 레인저 레인저대대
참고 > 인용

↑  “124th Cavalry Regiment”. Camp Mabry, Austin Texas: Texas Military Force Museum. 2023년 6월 27일에 확인함.
참고 > 자료

Sacquety, Troy J. (2009). “Over the Hills and Far Away: The MARS Task Force”. 《Veritas》 (영어) 5 (4). 2023년 6월 26일에 확인함.
MacGarrigle, George L. 《Central Burma》. The Campaigns of World War II (영어). Washington D.C.: Center of  Military History. CMH Pub 72-37. 2023년 6월 26일에 확인함.
Romanus, Charles F.; Sunderland, Riley (1958년 4월 25일). 〈PART TWO: Plans and Preparations for Opening a Port in China〉. 《China-Burma-India Theater》. United States Army in World War II (영어). 2023년 6월 26일에 확인함.
Romanus, Charles F.; Sunderland, Riley (1958년 4월 25일). 〈Chapter VII: Victory in Burma Frees Troops for China〉. 《China-Burma-India Theater》. United States Army in World War II (영어). 2023년 6월 26일에 확인함.
바나나보트

쿠바 바라데로의 바나나 보트.
바나나보트(banana boat)는 기분 전환의 목적으로 탈 수 있는 바나나 모양의 큰 보트를 일컫는다. 기동력이 없으며 예인이 가능한 공기 주입식 보트이다. 바나나보트는 파도가 심하게 치면 전복되면서 이를 토대로 사고를 당할수도 있게 된다. 실제로 2015년에 말레이시아에서 70대 한국인 관광객이 바나나보트를 사용하다 숨진 사례가 있었던 것으로 보인다.
기준시

기준시 또는 기순시점(base period)은 경제학에서 다른 기간과 비교하기 위한 기준점으로 사용되는 시점이다. 일반적으로 재무 또는 경제 데이터를 측정하기 위한 벤치마크로 사용된다. 기준시는 일반적으로 경제 연구, 소비자 수요 및 실업 수당 청구에 대한 기준점을 제공한다.
대중교통 편성에서 기준시는 일반적으로 오전부터 오후 출퇴근 시간 사이에 존재하는 평일 단축 운행시간이다.
같이 보기

경제 지표
국내총생산
소비자 물가지수
김육불망비

| --- | --- |
 익산시의 향토유적

종목: 향토유적 제11호  (2002년 12월 14일 지정)
위치
익산 함열리익산 함열리(대한민국)
주소: 전북특별자치도 익산시 함라면 함열리 477
좌표: 북위 36° 03′ 41″ 동경 126° 54′ 40″﻿ / ﻿북위 36.06139°  동경 126.91111° ﻿ / 36.06139; 126.91111
김육불망비는 전북특별자치도 익산시 함라면 함열리에 있다. 2002년 12월 14일 익산시의 향토유적 제11호로 지정되었다.
개요

조해영가옥 입구 좌측에 위치하고 있다. 비는 기단, 비신, 이수로 구성되었다. 호남지역의 대동법 실시를 여러 차례 건의하고 유언으로까지 임금에게 간하여 그 고마움을 표시한 일종의 선정비이다.
긴털루세트

|  긴털루세트> 생물 분류ℹ️ |
| --- | --- |
계:: 동물계
문:: 척삭동물문
강:: 포유강
하강:: 진수하강
상목:: 로라시아상목
목:: 박쥐목
아목:: 음박쥐아목
과:: 큰박쥐과
아과:: 루세트박쥐아과
족:: 견장과일박쥐족
속:: 루세트박쥐속
종:: 긴털루세트 (R. lanosus)
학명
Rousettus lanosus
Thomas, 1906
긴털루세트의 분포
 긴털루세트의 분포 지역
보전상태
  최소관심(LC): 절멸위협 조건 만족하지 않음  평가기관: IUCN 적색 목록 3.1
긴털루세트(Rousettus lanosus)는 큰박쥐과에 속하는 박쥐의 일종이다. 콩고민주공화국과 에티오피아, 케냐, 말라위, 르완다, 남수단, 탄자니아 그리고 우간다에서 발견된다. 자연 서식지는 아열대 또는 열대 기후 지역의 습윤 산지숲이다.
계통 분류

다음은 2016년 견장과일박쥐족의 계통 분류이다.
김지민 (레이싱 모델)

| 김지민  |
| --- | --- |

본명: 김지현
출생: 1987년 2월 28일(1987-02-28)(37세) 대한민국 서울특별시
국적: 대한민국
김지민(본명: 김지현, 1987년 2월 28일 ~ )은 대한민국의 레이싱 모델이다.
경력 > 레이싱모델 경력

2007년 - 서울모터쇼 대우버스 레이싱모델
2007년 - G스타 게임쇼
2008년 - 부산모터쇼 볼보 레이싱모델
김덕현 (독립운동가)

김덕현(金德賢, 1880년 6월 17일~1920년 9월 19일)은 일제강점기의 독립운동가이다. 김덕현(金德鉉)이라고도 한다.
활동

1880년 함경북도 회령군에서 태어났다. 1910년 북만주 화룡현으로 가서 학성학교를 세우고 초대 교장에 취임하였다. 1919년 북로 군정서군의 간부로서 활약하다가 1920년 전사하였다.
사후

1990년 애국장이 추서되었다.
팩소스 (컴퓨터 과학)

팩소스(Paxos)는 신뢰할 수 없는 프로세서들의 네트워크에서 합의 문제를 해결하기 위한 프로토콜 그룹이다. 합의 문제는 구성원이나 구성원 간의 통신 매체에 장애가 발생할 수 있는 경우 어려워진다.
합의 프로토콜은 레슬리 램포트 에 의해 제안되고 프레드 슈나이더에 의해 검증된 분산 컴퓨팅을 위한 상태 기계 접근법 기초이다. 상태 기계 접근법은 알고리즘을 장애 허용 분산 시스템에서 구현되도록 변환하는 기술이다. 애드혹 기법은 예상치 못한 중요한 실패 케이스를 남길 수 있다. 램포트와 그의 동료들에 의해 제안된 원칙적인 방법은 모든 경우가 안전하게 처리되는 것을 보장한다.
팩소스 프로토콜은 1989년에 처음으로 공개되었으며 그리스의 팩소스 섬에서 가상의 입법 합의 시스템에 사용된 후 이름지어졌다. 이후에 1998년에 저널 기사로 게재되었다.
팩소스 계열 프로토콜은 프로세서 수, 합의 값 (agreed value), 합의 값 학습 전까지의 메시지 지연, 개별 참여자의 활동 수준, 메시지 전송 횟수, 실패 종류 등을 트레이드 오프하는 것을 포함한다. Fischer, Lynch와 Paterson의 논문에 따르면 결정적 장애 허용 합의 프로토콜이 비동기 네트워크에선 진행을 보장하진 않지만, 팩소스는 안정성(consistency)을 보장하며 진행을 방해할 수 있는 조건이 발생하기 어렵다.
팩소스는 일반적으로 내구성이 요구되는 곳(예 : 파일 또는 데이터 베이스 복제하는 경우)에 쓰인다. 팩소스 프로토콜은 일정 수 이하의 복제본이 응답하지 않는 동안에도 진행을 시도한다. 또한 영구적으로 실패한 복제본을 제거하거나 새로운 복제본을 추가하는 메커니즘도 있다.
역사

이 주제는 팩소스 프로토콜보다 오래되었다. 1988년에 Lynch, Dwork와 Stockmeyer는 일반적인 "부분 동기화" 계열 시스템에서 합의의 해결 가능성을 시연했다. 팩소스는 분산 트랜잭션이라는 맥락에서 1988년 Oki와 Liskov가 발표한 viewstamped replication에서 협의를 위해 쓰인 프로토콜과 매우 유사하다. 이러한 선행연구에도 불구하고, 팩소스는 우아한 형식주의를 제안했고, 장애허용 분산 합의 프로토콜을 위한 안전성 증명을 가장 먼저 포함했다.
전제

팩소스를 쉽게 설명하기 위해, 다음과 같은 전제와 정의를 분명하게 명시한다. 적용 가능성을 확대하는 기술은 문헌에 알려져 있으며 이 문서에서 다루지 않는다.
전제 > 프로세서

프로세서는 임의의 속도로 동작한다.
프로세서는 실패할 수도 있다.
안정적인 저장소와 함께 하는 프로세서는 실패한 이후 프로토콜에 다시 참여할 수 있다 (충돌-복구 실패 모델을 따른다).
프로세서는 담합, 거짓말, 또는 프로토콜을 파괴하려는 시도를 하지 않는다. (즉, 비잔틴 오류가 발생하지 않는다. 프로세서의 임의/악성 행위 장애에 의해 생기는 장애 허용에 대한 해법은 비잔틴 팩소스을 보시오.)
전제 > 네트워크

프로세서는 다른 프로세서로 메시지를 보낼 수 있다.
메시지는 비동기적으로 전송되고 배달까지 임의로 길어질 수 있다.
메시지가 손실되거나 순서가 변경 또는 중복될 수 있다.
메시지는 훼손 없이 배달된다. (즉, 비잔틴 오류가 발생하지 않는다. 메시지 채널 내의 임의/악의적 행위로 인한 오염된 메시지에 대한 해법은 비잔틴 팩소스를 보시오.)
전제 > 선택

팩소스에서 리더들은 서로 충돌하는 값 들 중에서 선택을 하여야한다. 값들이 충돌할 경우, 리더는 반드시 최근 라운드로부터 하나의 값을 선택하여야한다. 프로토콜은 어떤 값이 반드시 선택되어야하는지 정하지 않으며 선택에 상관 없이 정확성을 보장한다. 한편 진행을 방해하기 위한 선택도 가능하다.
일반적으로 선택 함수는 최근 라운드에서 가장 다수인 값을 선택한다.
안전성과 생존성 속성

안정성 보장을 하기 위해서 팩소스는 3가지 안전성 속성을 정의하고 실패 패턴과 관계 없이 항상 이 속성들을 보유한다:
일반적인 적용법

대부분의 팩소스 적용법에선 각 참여자가 3가지 역할(제안자, 수락자, 학습자)로 나눠 동작한다. 아래 방법은 정확성을 희생시키지 않으면서 메시지 복잡성을 크게 줄인다.:
| 0 | 1 | 2 |
| --- | --- | --- |
| “ | 팩소스에서는 클라이언트가 명령을 리더에게 보낸다. 정상 동작 중엔, 리더는 클라이언트의 명령을 받아 새 명령 번호 i를 할당한 다음 수락자 프로세스 집합에 메시지를 보내 i번째 합의 알고리즘의 인스턴스를 시작한다." | ” |
역할을 병합함으로써 팩소스 프로토콜은 데이터베이스 커뮤니티의 전형적인 클라이언트-마스터-복제본 스타일 배포로 "축소"된다. 이러한 팩소스 프로토콜들의 이점은 역할을 병합하여 구현하더라도 안정성을 보장한다는 것이다.
일반적인 구현의 메시지 흐름은 다중 팩소스에서 다룬다.
베이직 팩소스

이 프로토콜은 팩소스 계열 중 가장 단순하며 일반적으로 구현되는 프로토콜이 아니다.
베이직 팩소스 프로토콜의 각 "인스턴스" (또는 "실행")은 하나의 출력 값을 결정한다. 이 프로토콜은 여러 라운드에 걸쳐 진행되며 성공적인 라운드는 2단계(학습을 포함할 경우 3단계)를 가진다.
베이직 팩소스 > 1 단계

이 단계에서 제안자는 수락자로부터 제안 번호를 승인 받는다.
베이직 팩소스 > 1 단계 > 단계 1b: 약속 (Promise)

N 이 이전에 제안자들로부터 수락자가 받은 어떤 제안 번호들보다 높은 경우,
N 이 이전에 제안자로부터 수락자가 받은 제안 번호보다 작거나 같은 경우,
베이직 팩소스 > 2 단계

이 단계에서 제안자는 수락자에게 제안 수락을 요청한다.
베이직 팩소스 > 2 단계 > 단계 2b:수락됨 (Accepted)

N이 마지막으로 약속한 제안 번호가 맞을 경우,
N이 마지막으로 약속한 제안 번호가 아닐 경우,
베이직 팩소스 > 이미지로 나타낸 베이직 팩소스의 메시지 흐름

다음 다이어그램들은 베이직 팩소스 프로토콜을 적용한 몇 가지 사례/상황을 나타낸다. 몇몇 사례는 베이직 팩소스 프로토콜이 분산 시스템의 특정 (중복) 구성 요소의 오류에 어떻게 대처하는지 보여준다.
베이직 팩소스 > 이미지로 나타낸 베이직 팩소스의 메시지 흐름 > 실패가 없는 베이직 팩소스

아래 다이어그램에는 클라이언트 하나, 제안자 하나, 수락자 셋(즉, Quorum 크기가 3이다), 학습자 둘이 있다. 이 다이어그램은 첫 번째 라운드의 성공을 나타낸다 (즉, 네트워크에서 프로세스가 실패하지 않음).
Client   Proposer      Acceptor     Learner
   |         |          |  |  |       |  |
   X-------->|          |  |  |       |  |  Request
   |         X--------->|->|->|       |  |  Prepare(1)
   |         |<---------X--X--X       |  |  Promise(1,{Va,Vb,Vc})
   |         X--------->|->|->|       |  |  Accept!(1,V)
   |         |<---------X--X--X------>|->|  Accepted(1,V)
   |<---------------------------------X--X  Response
   |         |          |  |  |       |  |
V은 (Va, Vb, Vc) 중 최신 값이다.
베이직 팩소스 > 이미지로 나타낸 베이직 팩소스의 메시지 흐름 > 베이직 팩소스에서의 오류 사례

가장 간단한 오류 사례는 수락 자의 실패 (수락 자 쿼럼이 살아있을 때)와 중복 된 학습자의 실패이다. 이러한 경우 프로토콜은 "복구"가 필요하지 않다 (즉, 여전히 성공합니다). 아래 그림과 같이 추가 라운드나 메시지가 필요하지 않다.
베이직 팩소스 > 이미지로 나타낸 베이직 팩소스의 메시지 흐름 > 수락자가 실패했을 때의 베이직 팩소스

다음 다이어그램에서는 수락자 중 하나가 장애를 일으켜 쿼럼 크기가 2가 된다. 이 사례에선 베이직 팩소스 프로토콜은 여전히 성공적으로 동작한다.
Client   Proposer      Acceptor     Learner
   |         |          |  |  |       |  |
   X-------->|          |  |  |       |  |  Request
   |         X--------->|->|->|       |  |  Prepare(1)
   |         |          |  |  !       |  |  !! FAIL !!
   |         |<---------X--X          |  |  Promise(1,{Va, Vb, null})
   |         X--------->|->|          |  |  Accept!(1,V)
   |         |<---------X--X--------->|->|  Accepted(1,V)
   |<---------------------------------X--X  Response
   |         |          |  |          |  |
베이직 팩소스 > 이미지로 나타낸 베이직 팩소스의 메시지 흐름 > 학습자가 실패했을 때의 베이직 팩소스

다음 사례에서는 학습자 중 하나가 실패하지만 베이직 팩소스 프로토콜은 여전히 성공적으로 동작한다.
Client Proposer         Acceptor     Learner
   |         |          |  |  |       |  |
   X-------->|          |  |  |       |  |  Request
   |         X--------->|->|->|       |  |  Prepare(1)
   |         |<---------X--X--X       |  |  Promise(1,{null,null,null})
   |         X--------->|->|->|       |  |  Accept!(1,V)
   |         |<---------X--X--X------>|->|  Accepted(1,V)
   |         |          |  |  |       |  !  !! FAIL !!
   |<---------------------------------X     Response
   |         |          |  |  |       |
베이직 팩소스 > 이미지로 나타낸 베이직 팩소스의 메시지 흐름 > 제안자가 실패했을 때의 베이직 팩소스

이 사례에선 제안자는 값을 제안했지만 동의 받기 전에 실패하였다. 정확하게는 수락 메시지의 중간에서 실패해서 쿼럼 내의 단 하나의 수락자만이 값을 받았다. 그 동안 새 리더가 선출되었다(선출 과정은 생략). 이 사례에서는 두 라운드가 나타나있다.
Client  Proposer        Acceptor     Learner
   |      |             |  |  |       |  |
   X----->|             |  |  |       |  |  Request
   |      X------------>|->|->|       |  |  Prepare(1)
   |      |<------------X--X--X       |  |  Promise(1,{null, null, null})
   |      |             |  |  |       |  |
   |      |             |  |  |       |  |  !! Leader fails during broadcast !!
   |      X------------>|  |  |       |  |  Accept!(1,V)
   |      !             |  |  |       |  |
   |         |          |  |  |       |  |  !! NEW LEADER !!
   |         X--------->|->|->|       |  |  Prepare(2)
   |         |<---------X--X--X       |  |  Promise(2,{V, null, null})
   |         X--------->|->|->|       |  |  Accept!(2,V)
   |         |<---------X--X--X------>|->|  Accepted(2,V)
   |<---------------------------------X--X  Response
   |         |          |  |  |       |  |
베이직 팩소스 > 이미지로 나타낸 베이직 팩소스의 메시지 흐름 > 여러 명의 제안자가 충돌 할 때의 베이직 팩소스

가장 복잡한 경우는 여러 명의 제안자가 스스로를 리더라고 믿는 경우이다. 예를 들어 현재의 리더는 실패하고 나중에 복구될 수 있지만 다른 제안자들은 이미 새로운 리더를 다시 선출했다. 복구된 리더는 아직 이것을 알지 못하고 현재 지도자와 충돌하여 한 라운드를 시작하려 한다. 아래 다이어그램에서는 실패한 라운드가 4회 표시되었지만 (다이어그램 하단에 제안 된 것처럼) 더 많은 라운드가 있을 수 있다.
Client   Leader         Acceptor     Learner
   |      |             |  |  |       |  |
   X----->|             |  |  |       |  |  Request
   |      X------------>|->|->|       |  |  Prepare(1)
   |      |<------------X--X--X       |  |  Promise(1,{null,null,null})
   |      !             |  |  |       |  |  !! LEADER FAILS
   |         |          |  |  |       |  |  !! NEW LEADER (knows last number was 1)
   |         X--------->|->|->|       |  |  Prepare(2)
   |         |<---------X--X--X       |  |  Promise(2,{null,null,null})
   |      |  |          |  |  |       |  |  !! OLD LEADER recovers
   |      |  |          |  |  |       |  |  !! OLD LEADER tries 2, denied
   |      X------------>|->|->|       |  |  Prepare(2)
   |      |<------------X--X--X       |  |  Nack(2)
   |      |  |          |  |  |       |  |  !! OLD LEADER tries 3
   |      X------------>|->|->|       |  |  Prepare(3)
   |      |<------------X--X--X       |  |  Promise(3,{null,null,null})
   |      |  |          |  |  |       |  |  !! NEW LEADER proposes, denied
   |      |  X--------->|->|->|       |  |  Accept!(2,Va)
   |      |  |<---------X--X--X       |  |  Nack(3)
   |      |  |          |  |  |       |  |  !! NEW LEADER tries 4
   |      |  X--------->|->|->|       |  |  Prepare(4)
   |      |  |<---------X--X--X       |  |  Promise(4,{null,null,null})
   |      |  |          |  |  |       |  |  !! OLD LEADER proposes, denied
   |      X------------>|->|->|       |  |  Accept!(3,Vb)
   |      |<------------X--X--X       |  |  Nack(4)
   |      |  |          |  |  |       |  |  ... and so on ...
멀티 팩소스

팩소스의 일반적인 적용법에서는 연속된 합의 값이 분산 상태 기계에 대한 명령처럼 동작하길 요구한다.
만약 각 명령이 베이직 팩소스 프로토콜의 단일 인스턴스의 결과라면, 상당량의 오버 헤드가 발생한다.
만약 리더가 비교적으로 안정적이면 1단계(제안,약속)은 불필요해진다. 따라서 미래의 프로토콜 인스턴스이 동일한 리더로 진행된다면 1단계를 생략할 수 있다.
이를 생략하기 위해 각 라운드에서 같은 리더에 의해 증가되는 라운드 번호 I를 메시지에 넣는다. 멀티 팩소스는 장애 방지 메시지 횟수를 4번에서 2번으로 줄인다.
멀티 팩소스 > 이미지로 나타낸 멀티 팩소스의 메시지 흐름 > 실패가 없는 멀티 팩소스

다음 다이어그램은 첫 리더와 베이직 팩소스의 단일 인스턴스(또는 실행)를 보여준다. 멀티 팩소스는 여러개의 베이직 팩소스 인스턴스로 구성될 수 있다는 것을 기억하라.
Client   Proposer      Acceptor     Learner
   |         |          |  |  |       |  | --- First Request ---
   X-------->|          |  |  |       |  |  Request
   |         X--------->|->|->|       |  |  Prepare(N)
   |         |<---------X--X--X       |  |  Promise(N,I,{Va,Vb,Vc})
   |         X--------->|->|->|       |  |  Accept!(N,I,V)
   |         |<---------X--X--X------>|->|  Accepted(N,I,V)
   |<---------------------------------X--X  Response
   |         |          |  |  |       |  |
V는 Va, Vb, Vc 중 최신 값이다.
멀티 팩소스 > 이미지로 나타낸 멀티 팩소스의 메시지 흐름 > 1단계가 생략된 멀티 팩소스

이 사례에선 인스턴스들 중 일부분이 같은 리더를 이용하기 때문에 1단계(준비, 약속)은 생략되었다. 리더가 안정적이어야 한다는 것을
기억하라. 리더는 충돌하거나 바뀌어선 안된다.
Client   Proposer       Acceptor     Learner
   |         |          |  |  |       |  |  --- Following Requests ---
   X-------->|          |  |  |       |  |  Request
   |         X--------->|->|->|       |  |  Accept!(N,I+1,W)
   |         |<---------X--X--X------>|->|  Accepted(N,I+1,W)
   |<---------------------------------X--X  Response
   |         |          |  |  |       |  |
멀티 팩소스 > 이미지로 나타낸 멀티 팩소스의 메시지 흐름 > 역할이 붕괴된 멀티 팩소스

일반적인 멀티 팩소스의 적용법은 제안자, 수락자 그리고 학습자 역할을 "서버"로 합친다. 따라서 "클라이언트"와 "서버"만이 남는다.
다음 다이어그램은 제안자, 수락자, 학습자 역할이 "서버"로 합쳐진 베이직 팩소스 프로토콜의 첫 인스턴스를 보여준다.
Client      Servers
   |         |  |  | --- First Request ---
   X-------->|  |  |  Request
   |         X->|->|  Prepare(N)
   |         |<-X--X  Promise(N, I, {Va, Vb})
   |         X->|->|  Accept!(N, I, Vn)
   |         X<>X<>X  Accepted(N, I)
   |<--------X  |  |  Response
   |         |  |  |
멀티 팩소스 > 이미지로 나타낸 멀티 팩소스의 메시지 흐름 > 리더가 같은 역할이 붕괴된 멀티 팩소스

이전 베이직 팩소스 프로토콜 인스턴스들과 같은 리더를 쓰는 베이직 팩소스 프로토콜의 인스턴스들 중 일부는 1단계를 생략할 수 있다.
Client      Servers
   X-------->|  |  |  Request
   |         X->|->|  Accept!(N,I+1,W)
   |         X<>X<>X  Accepted(N,I+1)
   |<--------X  |  |  Response
   |         |  |  |
패스트 팩소스

패스트 팩소스는 종단 간 메시지 지연을 줄이기 위해 베이직 팩소스를 일반화한 것이다. 베이직 팩소스에선, 클라이언트의 요청에서 학습까지 3번의 메시지 지연이 발생한다. 패스트 팩소스는 2번의 메시지 지연이 가능한 대신 3f + 1개의 수락자를 요구하며 클라이언트에게 여러 곳에 요청을 보내는 것을 요구한다.
직관적으로 봤을 때, 리더는 제안할 값을 가지고 있지 않으면 클라이언트가 수락자에게 수락 메시지를 직접 보내야한다. 수락자는 베이직 팩소스에서와 같이 리더와 학습자에게 수락됨 메시지를 전달할 것이며 클라이언트에서 학습자까지는 2번의 메시지 지연이 발생한다.
리더는 충돌을 감지했을 때 충돌을 해결하기 위해 새로운 수락 메시지를 보낸다. 이러한 중재된 복원 방법은 클라이언트에서 학습자 사이에서 4번의 메시지 지연을 요구한다.
최종적인 최적화 기법은 리더가 사전에 복구 방법을 지정하여 수락자와 공유하는 것이다. 이 중재가 없는 복원 방법은 수락자들 스스로 복원하는 것을 가능하게 한다. 이 경우 충돌 복원은 3번의 메시지 지연을 발생시킨다. (학습자가 수락자로 동작할 경우 2번의 메시지 지연만 발생한다.)
패스트 팩소스 > 충돌 없는 패스트 팩소스의 메시지 흐름

Client    Leader         Acceptor      Learner
   |         |          |  |  |  |       |  |
   |         X--------->|->|->|->|       |  |  Any(N,I,Recovery)
   |         |          |  |  |  |       |  |
   X------------------->|->|->|->|       |  |  Accept!(N,I,W)
   |         |<---------X--X--X--X------>|->|  Accepted(N,I,W)
   |<------------------------------------X--X  Response(W)
   |         |          |  |  |  |       |  |
패스트 팩소스 > 제안이 충돌한 패스트 팩소스의 메시지 흐름

중재된 복원에서의 제안 충돌
Client   Leader      Acceptor     Learner
 |  |      |        |  |  |  |      |  |
 |  |      |        |  |  |  |      |  |
 |  |      |        |  |  |  |      |  |  !! Concurrent conflicting proposals
 |  |      |        |  |  |  |      |  |  !!   received in different order
 |  |      |        |  |  |  |      |  |  !!   by the Acceptors
 |  X--------------?|-?|-?|-?|      |  |  Accept!(N,I,V)
 X-----------------?|-?|-?|-?|      |  |  Accept!(N,I,W)
 |  |      |        |  |  |  |      |  |
 |  |      |        |  |  |  |      |  |  !! Acceptors disagree on value
 |  |      |<-------X--X->|->|----->|->|  Accepted(N,I,V)
 |  |      |<-------|<-|<-X--X----->|->|  Accepted(N,I,W)
 |  |      |        |  |  |  |      |  |
 |  |      |        |  |  |  |      |  |  !! Detect collision & recover
 |  |      X------->|->|->|->|      |  |  Accept!(N+1,I,W)
 |  |      |<-------X--X--X--X----->|->|  Accepted(N+1,I,W)
 |<---------------------------------X--X  Response(W)
 |  |      |        |  |  |  |      |  |
중재가 없는 복원에서의 제안 충돌
Client   Leader      Acceptor     Learner
 |  |      |        |  |  |  |      |  |
 |  |      X------->|->|->|->|      |  |  Any(N,I,Recovery)
 |  |      |        |  |  |  |      |  |
 |  |      |        |  |  |  |      |  |  !! Concurrent conflicting proposals
 |  |      |        |  |  |  |      |  |  !!   received in different order
 |  |      |        |  |  |  |      |  |  !!   by the Acceptors
 |  X--------------?|-?|-?|-?|      |  |  Accept!(N,I,V)
 X-----------------?|-?|-?|-?|      |  |  Accept!(N,I,W)
 |  |      |        |  |  |  |      |  |
 |  |      |        |  |  |  |      |  |  !! Acceptors disagree on value
 |  |      |<-------X--X->|->|----->|->|  Accepted(N,I,V)
 |  |      |<-------|<-|<-X--X----->|->|  Accepted(N,I,W)
 |  |      |        |  |  |  |      |  |
 |  |      |        |  |  |  |      |  |  !! Detect collision & recover
 |  |      |<-------X--X--X--X----->|->|  Accepted(N+1,I,W)
 |<---------------------------------X--X  Response(W)
 |  |      |        |  |  |  |      |  |
※ 프로토콜은 누락된 클라이언트의 요청을 어떻게 처리할지 정하지 않는다.
패스트 팩소스 > 역할이 합쳐진 중재 없는 복원을 사용한 패스트 팩소스의 메시지 흐름

아래의 다이어그램에선 수락자 역할과 학습자 역할을 병합되었다.
Client         Servers
 |  |         |  |  |  |
 |  |         X->|->|->|  Any(N,I,Recovery)
 |  |         |  |  |  |
 |  |         |  |  |  |  !! Concurrent conflicting proposals
 |  |         |  |  |  |  !!   received in different order
 |  |         |  |  |  |  !!   by the Servers
 |  X--------?|-?|-?|-?|  Accept!(N,I,V)
 X-----------?|-?|-?|-?|  Accept!(N,I,W)
 |  |         |  |  |  |
 |  |         |  |  |  |  !! Servers disagree on value
 |  |         X<>X->|->|  Accepted(N,I,V)
 |  |         |<-|<-X<>X  Accepted(N,I,W)
 |  |         |  |  |  |
 |  |         |  |  |  |  !! Detect collision & recover
 |  |         X<>X<>X<>X  Accepted(N+1,I,W)
 |<-----------X--X--X--X  Response(W)
 |  |         |  |  |  |
일반화된 팩소스

일반화된 합의는 분산 상태 기계의 명령과 상태 머신들의 일관성을 위지하기 위해 쓰이는 합의 프로토콜 사이의 관계를 다룬다. 주된 연구는 충돌된 제안이 어떠한 순서로든지 상태 머신에 반영될 수 있을 때의 합의 프로토콜의 최적화를 포함한다. 충돌된 제안의 명령들이 자리 바꿈이 가능한 상태 기계의 명령인 경우이다.
이러한 사례에서 충돌된 명령들은 충돌을 해결하거나 반복 제안, 거절 등에 필요한 지연을 피하기 위해 동시에 수용될 수 있다.
비잔틴 팩소스

팩소스는 거짓을 포함한 메시지 작성, 다른 참여자와 공모, 선택적 비참여 등을 포함한 임의의 실패를 지원하기 위해서 확장될 수 있다. 이러한 유형의 실패는 램포트에 의해 솔루션이 보급된 후 비잔틴 장애라고 불린다.
Castro와 Liskov에 의해 제안된 비잔틴 패소스는 정보를 분배하고 다른 프로세서의 행동을 증명하는 역할을 하는 추가적 메시지 (증명)을 추가하였다.
비잔틴 팩소스 > 안정적 상태의 비잔틴 멀티 팩소스 메시지 흐름

Client   Proposer      Acceptor     Learner
   |         |          |  |  |       |  |
   X-------->|          |  |  |       |  |  Request
   |         X--------->|->|->|       |  |  Accept!(N,I,V)
   |         |          X<>X<>X       |  |  Verify(N,I,V) - BROADCAST
   |         |<---------X--X--X------>|->|  Accepted(N,V)
   |<---------------------------------X--X  Response(V)
   |         |          |  |  |       |  |
마틴과 Alvisi에 의해 제안된 패스트 비잔틴 팩소스는 클라이언트가 직접 수락자에 명령을 전달함으로써 지연을 줄인다.
패스트 팩소스가 수락됨 메시지를 학습자들에게만 보낼 때 패스트 비잔틴 팩소스는 모든 수락자와 모든 학습자에게 수락됨 메시지를 보낸다는 것을 기억하라:
비잔틴 팩소스 > 안정적 상태의 패스트 비잔틴 멀티 팩소스 메시지 흐름

Client    Acceptor     Learner
   |      |  |  |       |  |
   X----->|->|->|       |  |  Accept!(N,I,V)
   |      X<>X<>X------>|->|  Accepted(N,I,V) - BROADCAST
   |<-------------------X--X  Response(V)
   |      |  |  |       |  |
두 프로토콜에서 실패 시나리오는 같다. 각 학습자는 서로 다른 수락자들로부터 F+1개의 동일한 메시지들 받기를 기다린다. 수락자는 정보를 공유하기 때문에 학습자의 상태를 예측할 수 있다. 학습자가 F+1개의 동일한 메시지를 받을 수 없는 경우 정상인 수락자는 합의된 값을 다시 브로드캐스팅할 것이다.