浅谈分布式一致性算法raft

Posted 2021-04-02 架构师

架构师（JiaGouX）

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前言： 在分布式的系统中,存在很多的节点,节点之间如何进行协作运行、高效流转、主节点挂了怎么办、如何选主、各节点之间如何保持一致，这都是不可不面对的问题,此时raft算法应运而生,专门 用来解决上述问题。 对于分布式的一致性算法,著名的有paxos,zookeeper基于paxos提出了zab协议, paxos是出名的晦涩难懂.而raft的设计初衷就是容易理解和简单、高效,本篇博客我们就来循序渐进的看看raft到底是什么？ 它的运行原理是什么样的？

本篇博客的目录：

一：raft的状态

二：选主过程

三：如何保证集群一致性

四：如何处理脑裂问题

五：总结

 

一：raft的状态

raft的集群角色分为3种,不同的节点在运行环境中处于不同的角色，任何节点的任何一个时刻都处于以下三种角色之一,不同的角色具有不同的功能，所承担的职责也不一样：

①：follower

follwer是集群的初始状态,所有的节点在刚开始加入到集群中,默认是follower的角色,也就是从节点~

②：candidate

candidate的含义可以理解为候选人,这是专门用于在follower在进行选举的时候,被投票者的称谓,这是一个中间角色,followerA会发起投票到followerB,此时followerA的角色就是candidate

③：leader

有了从节点之后就必须有主节点了,所以接下来伴随的是选主的过程,选主之后的节点称之为leader,也就是主节点，主节点只有一个,由leader接收用户的请求,每一次请求都被被记录到log entry中

 三个角色可以这样理解：试想新学期开学第一天,所有的同学都是普通学生的身份( follower)，新学期开始需要挑选出班长(leader),需要进行投票,大家先选出几个候选人,候选人可以自己投票给自己,此时要选中成为班长的这几个人就是 candidate,最后经过选举出来的班长就是 leader

任期：

      任期简称Term,是raft里面非常重要的概念,每个任期可以是任意时长，任期用连续的整数进行标号,每个节点都维护着当前的任期值,每个节点在检测到自己的任期值低于其他节点会更新自己的任期值，设置为检测到的较高值。当leader和candidate发现自己的任期低于别的节点，则会立即把自己转换为follower

下面是几种角色的流转图：

二：raft的选主

2.1：leader负责处理客户端的请求

所有对日志的添加或者状态变化的操作都是通过leader来完成,当leader接收请求之后会将日志分发到集群的所有follower节点,日志的数据流是从leader到其他的节点,而不会产生follower流向日志的情况，raft会保证流向所有follower节点的日志副本都是一致的：

选举leader发生在以下两种情况：

①当一个raft集群初始化的时候  ②当选举出来的主节点宕机、崩溃的时候

2.2：接下来谈一谈raft是如何选主的： 

    一个  Raft集群开始，集群中的节点所有的初始状态都是  Follower,然后设置任期(term为0),并启动计时器发起选举(Election),开始选举之后每个参与方都会有一个随机的超时时间（ Election Timeout）,这里的关键就是随机 T imeout（150ms 到 300ms之间 ），最先走完 timeout时间的一个节点开始发起投票，向还在  timeout 中的另外节点请求投票(Reuest Vote)并等待回复，此时它就只能投给自己，然后raft会统计得票数,在计数器时间内,得票最多的会成为leader.这样的结果就是最先发起投票的节点会有大概率成为主节点,选出  Leader 后，term值会+1，并且 Leader通过定期向所有  Follower 发送心跳信息(官方称之为：Append Entries,Append Entries是一种RPC协议)保持连接。

   两个节点同时发起选举

因为follwer节点的超时时间是随机的,所以可能会存在两个节点正好随机到相同的random time，并且拥有相同的term,此时raft会如何处理呢？raft会在相同的random time out时间同时发起leader选举,因为两个Candidate存在相同的term和timeout，并且同时发起投票,最终他们得到的votes是相同的。这个时候raft会等待下一轮的重试,下一轮两个节点的time out可能会不同,重试直到选举出leader

2.3：当选举完成之后考虑以下几个情形：

情形一：leader宕机

每次当leader对所有的followe发出Append Entries的时候,follower会有一个随机的超时时间,如果再超时时间内收到了leader的请求就会重置超时时间,如果没有收到超过超时时间,follower没有收到  Leader的心跳，follower会认为  Leader 可能已经挂了，此时第一个超时的follower会发起投票,注意这个时候它依然会向宕机的原leader发出Reuest Vote,但原leader不会回复。raft设计的

请求投票都是幂等的,会检测状态。当收到集群超过一半的节点的RequestVote reply后,此时的follower会成为leader

 ps:后期leader恢复正常之后,加入到raft集群,初始化的角色是follower，而并非leader。因为任何时刻leader只有一个,如果是两个,就会发生"脑裂"问题

情形二：follower宕机

   follower宕机对整个集群影响不大,最多的影响是leader发出的Append Entries无法被收到,但是leader还会继续一直发送,直到follower恢复正常。raft会保证发送AppendEntries request的rpc消息是幂等的，如果follower已经接受到了消息，但是leader又让它再次接受，follower会直接忽略

三：raft如何保证集群的一致性

3.1:Raft 协议由leader节点负责接收客户端的请求,leader会将请求包装成log entry分发到从节点,所以集群强依赖 Leader节点的可用性,以确保集群 数据的一致性。数据的流向只能从 Leader 节点向 Follower 节点转移，这个过程叫做日志复制(Log Replication)：

① 当 Client 向集群 Leader 节点 提交数据 后，Leader 节点 接收到的数据 处于 未提交状态（Uncommitted）。

②  接着 Leader 节点会并发地向所有Follower节点复制数据并等待接收响应ACK

③ leader会等待集群中至少超过一半的节点已接收到数据后， Leader 再向 Client 确认数据 已接收。

④ 一旦向 Client 发出数据接收 Ack 响应后，表明此时 数据状态 进入 已提交（Committed），Leader 节点再向 Follower 节点发通知告知该数据状态已提交

⑤ follower开始commit自己的数据,此时raft集群达到主节点和从节点的一致

3.2:在进行一致性复制的过程中,假如出现了异常情况，raft都是如何处理的呢？

1.数据到达 Leader 节点前，这个阶段 Leader 挂掉不影响一致性

2.数据到达 Leader 节点，但未复制到 Follower 节点。这个阶段 Leader 挂掉，数据属于 未提交状态，Client 不会收到 Ack 会认为 超时失败 可安全发起 重试。

3.数据到达 Leader 节点，成功复制到 Follower 所有节点，但 Follower 还未向 Leader 响应接收。这个阶段 Leader 挂掉，虽然数据在 Follower 节点处于 未提交状态（Uncommitted），但是 保持一致 的。重新选出 Leader 后可完成 数据提交。

4.数据到达 Leader 节点，成功复制到 Follower 的部分节点，但这部分 Follower 节点还未向 Leader 响应接收。这个阶段 Leader 挂掉，数据在 Follower 节点处于 未提交状态（Uncommitted）且 不一致。

Raft 协议要求投票只能投给拥有 最新数据 的节点。所以拥有最新数据的节点会被选为 Leader，然后再 强制同步数据 到其他 Follower，保证 数据不会丢失并 最终一致。

5.数据到达 Leader 节点，成功复制到 Follower 所有或多数节点，数据在 Leader 处于已提交状态，但在 Follower 处于未提交状态。

这个阶段 Leader 挂掉，重新选出 新的 Leader 后的处理流程和阶段 3 一样。

6.数据到达 Leader 节点，成功复制到 Follower 所有或多数节点，数据在所有节点都处于已提交状态，但还未响应 Client。这个阶段 Leader 挂掉，集群内部数据其实已经是 一致的，Client 重复重试基于幂等策略对 一致性无影响。

四：如何解决脑裂问题

    当raft在集群中遇见网络分区的时候,集群就会因此而相隔开,在不同的网络分区里会因为无法接收到原来的leader发出的心跳而超时选主,这样就会造成多leader现象,见下图：在网络分区1和网络分区2中，出现了两个leaderA和D,假设此时要更新分区2的值,因为分区2无法得到集群中的大多数节点的ACK,会复制失败。而网络分区1会成功,因为分区1中的节点更多,leaderA能得到大多数回应

当网络恢复的时候,集群不再是双分区,raft会有如下操作：

①: leaderD发现自己的Term小于LeaderA,会自动下台(step down)成为follower,leaderA保持不变依旧是集群中的主leader角色

②: 分区中的所有节点会回滚roll back自己的数据日志,并匹配新leader的log日志,然后实现同步提交更新自身的值。通知旧leaderA也会主动匹配主leader节点的最新值,并加入到follower中

③: 最终集群达到整体一致，集群存在唯一leader（节点A）

 五：总结

   本篇博客从整体上讲了下raft的状态角色、如何选举出leader、如何保证一致性、以及如何处理网络分区时的脑裂问题,整理较为粗略，raft实现起来更为复杂和细致，所以这里只是浅谈一下。理解raft的主要目的在于分布式环境中,对于集群之间的节点交互、宕机后如何处理如何保证高可用、高一致性有一定的理解。

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来源：www.cnblogs.com/wyq178/p/13899534.html

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