分布式一致性协议Raft全面详解(建议收藏)

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谈到分布式架构就不得不谈到相关的分布式一致性协议，比如：Pasox、Raft等分布式一致性协议，本篇就来谈谈目前主流的Raft协议@mikechen

Raft协议简介

Raft是分布式的一致性协议，其相对Pasox更加简单，都是为了实现 一致性 产生的，解决分布式系统的数据一致性和高可用。

Raft协议将一致性协议的核心内容分拆成为几个关键阶段：包括：领导选举（leader selection）、日志复制（log replication）等以简化流程，提高协议的可理解性。

所以搞懂Raft协议重点就是要理解Raft协议角色，以及领导选举、日志复制这3大核心点，下面我分别详解@mikechen

Raft协议角色

在Raft算法中一个集群里面的所有节点有以下三种状态：

Raft协议的每个副本都会处于三种状态之一：Leader、Follower、Candidate。

1.跟随者(follower)

类似选民，完全被动的角色，这样的服务器等待被通知投票。

2.候选者(candidate)

候选者就是在选举过程中提名自己的实体，一旦选举成功，则成为领导者。

3.领导者(leader)

领导者的作用：处理客户端交互，日志复制等动作，Raft 要求系统在任何一个时刻最多只有一个 Leader，正常工作期间只有 Leader 和 Follower。

Raft 协议角色状态转换，如下图所示：

领导leader选举

Raft通过心跳机制来触发leader选举，当一个服务器启动时，默认位于followers状态，并且一直持续知道它一直接受到leader的RPC请求。

leader会周期性发送心跳给所有的followers，如果follower一段时间内没有接受到心跳，那么就认为当前没有leader应该开始leader selection。

一个最小的 Raft集群需要三个参与者，这样才可能投出多数票，如下图所示：

初始状态下 ABC三个节点开始选举Leader，Leader选举过程中有三种可能的情形发生。

第一种：A节点要投自己一票，并把提议拉票请求发给B和C，如下图所示：

B和C接受了A的提议，也投票给A，最终A成为Leader。

第二种：A节点投了自己一票，B节点也投了自己一票，C节点支持A节点的提议，如下图所示：

第二种少数服从多数，最终A成为Leader。

第三种：A节点、B节点、C节点都各自投了自己一票，如下图所示：

这样就没有节点获得多数票，第三种情况本轮投票无效，出现了平票（Split Votes），因为没有任何一方获得多数票，所以要发起新的一轮投票。

Raft协议为了不让选举机制反复出现平票，定义了一个随机超时机制（randomized election timeouts），一旦发生平票，平票的节点会各自再来一次随机timeout倒数，然后重新拉票，先发起拉票的节点就可以优先获得了多数节点的投票。

日志复制

在 Raft 算法中需要实现分布式一致性的数据被称作日志， Raft 算法中的数据提交记录，会按照时间顺序进行追加，Raft 也是严格按照时间顺序并已一定的格式写入日志文件中。

下面这张图就描述了Raft集群中日志的组成结构：

每一个小方框就是entry，每个日志项包含一条命令、任期信息、日志项在日志中的位置信息(索引值 LogIndex)。

1. 指令：由客户端请求发送的执行指令，有点绕口，我觉得理解成客户端需要存储的日志数据即可。
2. 索引值：日志项在日志中的位置，需要注意索引值是一个连续并且单调递增的整数。
3. 任期编号：创建这条日志项的领导者的任期编号。

Raft 的日志复制过程，大致如下图所示：

1.领导者接收到客户端发来的请求，创建一个新的日志项，并将其追加到本地日志中；

2.接着领导者通过追加条目 RPC 请求，将新的日志项复制到跟随者的本地日志中；

3.当领导者收到大多数跟随者的成功响应之后，则将这条日志项应用到状态机中，可以理解成该条日志写成功了；

4.最后领导者返回日志写成功的消息响应客户端。

以上

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