機制 客戶 png leader 功能 分享 復制 接受 sensu

參考文章：
《In Search of an Understandable Consensus Algorithm》
https://raft.github.io/
http://thesecretlivesofdata.com/raft/
這裏有一個非常適合理解raft協議的小動畫。

1.1.1 簡介
概念：
raft是一種用於管理log 復制的一致性協議，它和paxos有同樣功能，但是比它簡單容易理解。
功能：
leader 選舉、日誌復制及安全問題。並且提供了強一致性。

1.1.2 原理
這裏以3個節點為例
每個節點都有三種狀態：leader、candidate、follower
每個組有三種行為：leader election、log replication、safety。

1） leader election
當啟動三個節點時，都處在candidate狀態（raft有時間機制，然後發送vote信息給其他節點），當超過一半時會變成candidate，其他兩個節點的狀態會變為follower。
所有客戶端數據的交換都跟leader進行。
2） log replication
log replication保證了數據在組中的一致性。log entry是這個的核心。
下圖是過程

在第三步的時候，raft協議會使用append entries message心跳檢測，如果followers的log追加的key值的follower的數量過半，那麽就會進行第四步即leader的log commit

在raft協議中，這裏有兩個超時時間設置（它控制這選舉）
election timeout：它是follower變成candicate時間。一般設置為150ms到300ms
如果選舉超時，那麽follower變成candicate同時新的一輪選舉。首先candicate A會給自己投一票同時會向其他節點發送選我的信息，如果節點還未投票，那它會選A，同時這個節點會重置election timeout。一旦A得到的票數過一半以上，那就成為了leader，同時leader開始向followers發送Append Entries messages的操作，這個發送的時間間隔在heartbeat timeout之內。

followers然後會響應Append Entries message。選舉會繼續指導一個followers停止收到heartbeats並變為candidate。

註意：如果在log replication這一過程中，發生了網絡分區或者網絡通信故障，使得Leader不能訪問大多數Follwers了，那麽Leader只能正常更新它能訪問的那些Follower服務器，而大多數的服務器Follower因為沒有了Leader，他們重新選舉一個候選者作為Leader，然後這個Leader作為代表於外界打交道，如果外界要求其添加新的日誌，這個新的Leader就按上述步驟通知大多數Followers，如果這時網絡故障修復了，那麽原先的Leader就變成Follower，在失聯階段這個老Leader的任何更新都不能算commit，都回滾，接受新的Leader的新的更新。

分布式Raft算法