如果在一段时间内没有收到足够的票数，选举就会超时，候选人就会以更高的任期重新开始选举。...比如网络分区使领导者和另一个节点长时间无法沟通，以至于另一个节点开始选举新的领导者，这样就会产生更高的任期。当收到更高的任期时，前领导者就会下台，成为一个追随者。 上图展示了启动和开始选举的伪代码。...然后，它向每个其他节点发送一个VoteRequest消息，要求它投票决定这个候选人是否应该成为新的领导者。...上图展示了当一个节点收到来自候选人的VoteRequest消息时会发生什么。如果候选人的任期大于接收者的当前任期，接收者就会成为该任期的追随者（即使它在前一个任期是领导者）。...如果候选人的最后一个日志条目的任期高于收到VoteRequest消息的节点上的最后一个日志条目的任期，那么该候选人的日志是可以接受的。
）或是候选人投票请求讯息（RequestVote RPC），节点会重置计时器继续当跟随者（如下图节点 B 跟 C）。...：成为领导者：只要候选人获得 超过半数的票数 ，候选人就会把自己的状态改成领导者（如下图节点 A），并开始对其他节点发送心跳信息。...退回到跟随者：候选人在选举期间发现已经有同任期的领导者，或者是更高任期的领导者时，把自己的状态改回跟随者。...选举超时（Election timeout）：当候选人的倒数钟倒数为 0 时，自己没办法变成领导者，也没有接到其他领导者的心跳信息，此时节点会判定这次选举失败，开始下一次的选举，候选人会把自己的任期加一...领导者（Leader）节点在担任领导者期间，会持续向其他节点发送心跳信息，防止其他节点举办选举，但集群也可能因为分区（Partition）而有两个领导者，当分区恢复后，其中一位领导者发现另一位领导者任期比他高时
节点身份状态 节点的身份分为三种，跟随者、候选人、领导者。 一个正常的系统应该有一个领导人，其余节点为跟随者。...当某节点触发了选举条件时，节点身份转化为候选人，候选人赢得选举成为领导者，否则退回跟随者。...当一个节点收到了一个比自己任期大的心跳时，无论当前处于任何状态，都应该立即采用对方任期，并且成为跟随者。...候选人预投票获取一半以上的票数后，发起正式的投票，在预投票超时后依然没有获得一半以上的票数则退回跟随者状态，刷新候选计时器重新计时。...领导者下台机制，当领导者在下台定时器超时前无法获得一半以上的节点的心跳响应时，领导者退位成为跟随者。
领袖选举：当现有领袖失败时，必须选择一个新的领袖（第5.2节）。...当服务器启动时，它们开始是追随者。只要服务器收到来自领导者或候选人的有效RPC，它就一直处于跟随者状态。...如果一个候选人在同一任期内获得了整个集群中大多数服务器的投票，那么它就赢得了选举。每台服务器在给定的任期内最多为一名候选人投票，以先来后到为原则（注：第5.4节对投票增加了一个额外的限制）。...当这种情况发生时，每个候选人都会超时，并通过增加其任期和启动新一轮的请求投票RPC来开始新的选举。然而，如果没有额外的措施，分裂的投票可能会无限期地重复。...如果一个候选人发现了另一个排名更高的候选人，它就会回到追随者的状态，这样排名更高的候选人就能更容易地赢得下一次选举。
一、Raft算法概述 当我们只有一个服务节点的情况下，是不存在节点共识的问题的，当存在多个不同服务节点时，才会引入分布式一致性的问题。 Raft是一种实现分布式共识的协议。...1）假如B、C之前都没有想过要自己当Leader，那就说“好吧，投给你” → A获得3张选票，当选Leader 2）假如B之前想过自己当Leader，B投了自己一票 而C投了一票给A → A获得2张选票...（3人中已超过半数），当选Leader 3）假如B、C都已经把票投给了自己 → A、B、C各获得自己的一票，选举失败重新发起 4）假如B之前想过自己当Leader，而且C已经把票投给了B → B获得2张选票...2.3.3 leader数据完整性 团队内后继的leader，肯定应该知晓这个团队之前的工作内容，因为所有Leader任期内的工作记录是会做交接的。...如果一个log entry 在某个任期被提交，那么这条log一定会出现在所有更高term的leader的日志里面。
leader完整性：如果在给定的任期中提交了一个日志条目，那么该条目将出现在所有后续更高任期号的领导者的日志中。...当追随者在等待领导者的心跳超时时，将触发领导者选举。从追随者转换到候选人状态，并增加其任期号。在为自己投票之后，它会向集群中的其他成员并行地发出RequestVotes RPC。...这有三种可能的结果: 候选人从大多数服务器获得选票并成为领导者。然后，它向集群中的其他成员发送心跳消息以建立权限。 如果其他候选人收到AppendEntries RPC，他们检查任期编号。...每个请求都包含一个命令，理想情况下由所有服务器的复制状态机执行。当一个领导者收到一个客户端请求时，将它作为一个新的条目添加到自己的日志中。...如果不同日志中的两个条目具有相同的索引和任期，那么日志中之前的所有条目都是相同的。 当发送一个AppendEntry RPC时，领导者包含最新日志条目之前的一个条目的term和index。
跟随者：在 Raft 中只有领导者才会与客户端交互，因此在不发生选举时，跟随者仅默默地处理来自领导者发送的消息，充当数据冗余的作用，当领导者心跳超时，跟随者就会主动推荐自己当选候选人。...候选人：成为候选人之后，就会向其他节点发送请求投票消息，以获取其他节点的投票，如果获得了大多数选票，则当选领导者。...此时没有一个节点是领导者，节点等待心跳超时后，会推荐自己为候选人，向集群其他节点发起请求投票信息，此时任期编号 +1，自荐会获得自己的一票选票。 3、跟随者投票 ?...当节点 C 赢得大多数选票后，它会成为本次任期的领导者。 5、领导者与跟随者保持心跳 ?...关于任期 从以上的选举过程看，我们知道在 Raft 中的选举中是有任期机制的，顾名思义，每一任领导者，都有它专属的任期，当领导者更换后，任期也会增加，Raft 中的任期还要注意以下个细节： 如果某个节点
第二种:你把每一个操作的步骤都告诉你的伙伴，告诉他怎么做，由你的伙伴自己计算出结果。 第二种方式，就是复制状态机的工作原理。复制状态机是通过复制日志来实现的。...在任意时间中，都有可能处于以下三种状态之一： 跟随者 候选人 领导人 每个领导人都有一个任期限制。每一届任期的开始阶段，都是选举。如果选举出了领导者就由该领导人负责领导集群。...跟随者在长时间没有收到领导人的心跳，就会发起投票成为候选人，同时任期 + 1，如果获得超过半数的支持，就升任为领导。 如果候选人，在发起投票的时候，发现集群里面有领导人的时候，就会重新成为追随者。...为了达成这个限制，Raft 使用投票的方式来阻止没有包含全部日志条目的服务器赢得选举。 当一个候选人发起投票的时候，需要告诉大家，自己最新的日志。...为了避免这个问题，当服务器确认当前领导人存在时，服务器会忽略请求投票。每个服务器在开始一次选举之前，至少等待一个最小选举超时时间。
状态： 状态所有服务器上持久存在的 currentTerm服务器最后一次知道的任期号（初始化为 0，持续递增） votedFor在当前获得选票的候选人的 Id log[]日志条目集；...lastLogTerm候选人最后日志条目的任期号 返回值解释 term当前任期号，以便于候选人去更新自己的任期号 voteGranted候选人赢得了此张选票时为真...当一个领导人刚获得权力的时候，他初始化所有的 nextIndex 值为自己的最后一条日志的 index 加 1（图 7 中的 11）。...当领导人复制之前任期里的日志时，Raft 会为所有日志保留原始的任期号, 这在提交规则上产生了额外的复杂性。...为了避免这个问题，当服务器确认当前领导人存在时，服务器会忽略请求投票 RPCs。特别的，当服务器在当前最小选举超时时间内收到一个请求投票 RPC，他不会更新当前的任期号或者投出选票。
当服务器程序启动时，他们都是跟随者身份。一个服务器节点继续保持着跟随者状态只要他从领导人或者候选人处接收到有效的 RPCs。...当一个候选人从整个集群的大多数服务器节点获得了针对同一个任期号的选票，那么他就赢得了这次选举并成为领导人。...如果一个候选人发现另一个候选人拥有更高的排名，那么他就会回到跟随者状态，这样高排名的候选人能够更加容易的赢得下一次选举。...当领导人复制之前任期里的日志时，Raft 会为所有日志保留原始的任期号, 这在提交规则上产生了额外的复杂性。...图 14：一个散点图表示了 43 个学生在 Paxos 和 Raft 的小测验中的成绩。在对角线之上的点表示在 Raft 获得了更高分数的学生。
这样在即使每个节点的时间不一样的情况下也可以推进逻辑时钟； 4、状态 状态 所有服务器上持久存在的 currentTerm 服务器最后一次知道的任期号（初始化为 0，持续递增） votedFor 在当前获得选票的候选人的...二、领导人选举 领导人选举发生的条件为Follower没收到Leader的心跳，具体场景一般如下： 1、系统启动时 2、Leader挂了或网络分区了 具体细节如下： 1、请求投票 RPC 由候选人发起...参数 解释 term 候选人的任期号 candidateId 请求选票的候选人的 Id lastLogIndex 候选人的最后日志条目的索引值 lastLogTerm 候选人最后日志条目的任期号 返回值...返回值 解释 term 当前任期号，以便于候选人去更新自己的任期号 voteGranted 候选人赢得了此张选票时为真 接收请求投票的节点响应规则如下： 如果term < currentTerm返回...false； 如果 votedFor 为空或者为 candidateId，并且候选人的日志至少和自己一样新，那么就投票给他； 第1条规则好理解，第2条规则前面部分是为了保证在一个任期内每个节点只投
Raft 基础 名词解释 Raft协议一共包含如下3类角色： Leader（领袖）：领袖由群众投票选举得出，每次选举，只能选出一名领袖； Candidate（候选人）：当没有领袖时，某些群众可以成为候选人...； Election Timeout（选举超时）：就是一个超时时间，当群众超时未收到领袖的心跳时，会重新进行选举。...角色转换 这幅图是领袖、候选人和群众的角色切换图，我先简单总结一下： 群众 -> 候选人：当开始选举，或者“选举超时”时 候选人 -> 候选人：当“选举超时”，或者开始新的“任期” 候选人 -> 领袖：...获取大多数投票时 候选人 -> 群众：其它节点成为领袖，或者开始新的“任期” 领袖 -> 群众：发现自己的任期ID比其它节点分任期ID小时，会自动放弃领袖位置 备注：后面会针对每一种情况，详细进行讲解。...当C成为新的候选者，此时的任期Term为5，发起新一轮的投票，其它节点发起投票后，会更新自己的任期值，最后选择新的领袖为C节点。
多节点 有了上面的示例，我们不禁要问，当我们拥有多个节点时怎么来达成节点间的共识呢？ ? 客户端的值8该怎么在节点a、b、c之间达成一致呢，这就是分布式共识的问题。...选举超时是指追随者成为候选人之前所等待的时间。选举超时被随机分配在150毫秒至300毫秒之间。选举超时后，关注者成为候选人并开始新的选举任期： ?...如果接收节点在这个选举周期内还没有投票，那么它将投票给候选人： ? 在投票的同时会对节点重置其选举超时。 一旦候选人获得多数票，便成为Leader： ?...成为Leader的另一个条件是要获得多数票，这样可以确保每个任期只能选出一位Leader。如果两个节点同时成为候选节点，则可能会发生拆分表决。 让我们看一个分割投票的例子： ?...如果节点A和节点C都开始以相同的任期进行选举: ? 每个都先到达一个Follower节点： ? 现在，每位候选人都有2票，并且在这个任期中将无法获得更多选票： ?
leader选举 Raft算法将时间划分成为任意不同长度的任期(term),任期用连续的数字表示，每一个任期的开始都是一次选举。...实际上leader会向所有follower周期性发送心跳，来保证它们的leader地位，如果一个follower在一个周期内没有收到heartbeat信息，那么它就会假定没有可用的leader，自已就转换状态成为候选人...当候选人收到大多数节点的选票则转换为leader，发现leader或者收到更高任期的请求则转换为follower，在角色转换的时候遵守选举安全原则，一个任期(term)内最多允许有一个leader被选上...当一个服务器已经将给它索引位置的日记条目应用到状态机中，则所有其他服务器不会在该索引位置应用不同的条目 ?...，更长的日记更新 Raft为了保证安全性，约定了一些选举限制，RequestVote RPC中包含候选人的日记信息，如果服务器自己的日记比候选人还要新，则会拒绝为该候选人投票 ?
如果所有的日志都保留不截断的话，服务器重启时applyIndex应该等于零。然后重放一下所有的已经提交的日子就可以得到当前的状态机。...如果日志截断有快照的话，applyIndex应该正好是日志序列的头部位置，这个位置一般是存储在快照元信息里面的，它是持久化在磁盘中的。 选举阶段候选人请求投票RPC ?...候选人需要携带自身日志序列的最后一条日志的任期和索引号，供目标节点进行日志的比较。 如果候选人的任期号比自己还小，那么就拒绝投票 如果自己在当期任期已经投票了，那么也必须拒绝投票。...当leader和follower之间的日志差异过大时，采用回退重试法同步日志效率低下。而且回退重试法要求发送的日志项包含所有不一致的日志，可能导致消息过大，导致RPC不能正常进行。...当主从日志偏移差距过大时，采用快照同步，快照同步完成后继续采用增量日志同步。
故障时，主动推荐自己为候选人 候选人：向其他节点发送请求投票消息（Request Vote），如果获得大多数选票，则晋升为leader 领导者：处理写请求，管理日志复制、发送心跳消息。...随后增加自己的任期编号，并以candidate的身份发起请求投票消息，推荐自己为leader，当获得大多数选票后，晋升leader，发送心跳消息。...当此时，有写请求到B时，由于B不能获得多数票的支持，最终该写请求不会被提交，也不会返回给客户端成功的响应，将一直保持未提交的状态存在日志中。 ? 而当网络分区恢复后，B, A节点重新加入集群。...-------------------------------- 假如客户端发送请求set 1，当leader在第一阶段时将该日志项只复制到了一个节点，没有获得大多数选票，则返回给客户端失败。...-------------------------------- 假如客户端发送请求set 1，当leader在第一阶段时将该日志项只复制到了大多数节点，获得了大多数选票，则返回给客户端成功。
二、Raft 角色 2.1 角色 跟随者（Follower）：普通群众，默默接收和来自领导者的消息，当领导者心跳信息超时的时候，就主动站出来，推荐自己当候选人。...候选人（Candidate）：候选人将向其他节点请求投票 RPC 消息，通知其他节点来投票，如果赢得了大多数投票选票，就晋升当领导者。 领导者（Leader）：霸道总裁，一切以我为准。...自动增加：跟随者在等待领导者心跳信息超时后，推荐自己为候选人，会增加自己的任期号，如上图所示，节点 A 任期为 0，推举自己为候选人时，任期编号增加为 1。...更新为较大值：当节点发现自己的任期编号比其他节点小时，会更新到较大的编号值。...恢复为跟随者：如果一个候选人或者领导者，发现自己的任期编号比其他节点小，那么它会立即恢复成跟随者状态。
二、Raft 角色 2.1 角色 跟随者（Follower）：普通群众，默默接收和来自领导者的消息，当领导者心跳信息超时的时候，就主动站出来，推荐自己当候选人。...候选人（Candidate）：候选人将向其他节点请求投票 RPC 消息，通知其他节点来投票，如果赢得了大多数投票选票，就晋升当领导者。 领导者（Leader）：霸道总裁，一切以我为准。...如下图所示，三个节点的超时计时器开始运行。 超时时间 当 A 节点的超时时间到了后，A 节点成为候选者，并增加自己的任期编号，Term 值从 0 更新为 1，并给自己投了一票。...自动增加：跟随者在等待领导者心跳信息超时后，推荐自己为候选人，会增加自己的任期号，如上图所示，节点 A 任期为 0，推举自己为候选人时，任期编号增加为 1。...更新为较大值：当节点发现自己的任期编号比其他节点小时，会更新到较大的编号值。
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