Raft理论知识详解

Posted 2021-04-27 每日运维

Raft 是一种为了管理复制日志的一致性算法。Raft是针对复制日志的一致性协议。

在Raft中，任何时候一个服务器可以扮演下面角色之一：
Leader: 处理所有客户端交互，日志复制等，一般一次只有一个Leader.
Follower: 类似选民，完全被动
Candidate候选人: 可以被选为一个新的领导人。

raft的工作模式是一个Leader和多个Follower模式，即我们通常说的领导者-追随者模式。

Leader的选举过程：
raft初始状态时所有server都处于Follower状态，并且随机睡眠一段时间，这个时间在0~1000ms之间。最先醒来的server A进入Candidate状态，
Candidate状态的server A有权利发起投票，向其它所有server发出requst_vote请求，请求其它server给它投票成为Leader。
当其它server收到request_vote请求后，将自己仅有的一票投给server A，同时继续保持Follower状态并重置选举计时器。当server A收到大多数
（超过一半以上）server的投票后，就进入Leader状态，成为系统中仅有的Leader。raft系统中只有Leader才有权利接收并处理client请求，并向其它server发出添加日志请求来提交日志。（整个选举过程是有一个时间限制的）

注意：Splite Vote是因为如果同时有两个候选人向大家邀票，这时通过类似加时赛来解决，两个候选者在一段timeout比如300ms互相不服气的等待以后，
因为双方得到的票数是一样的，一半对一半，那么在300ms以后，再由这两个候选者发出邀票，这时同时的概率大大降低，那么首先发出邀票的的候选者得到了大多数同意，成为领导者Leader，而另外一个候选者后来发出邀票时，那些Follower选民已经投票给第一个候选者，不能再投票给它，它就成为落选者了，最后这个落选者也成为普通Follower一员了。

日志复制过程：
Leader选举出来后，就可以开始处理客户端请求。Leader收到客户端请求后，将请求内容作为一条log日志添加到自己的log记录中，并向其它server发送append_entries(添加日志)请求。其它server收到append_entries请求后，判断该append请求满足接收条件，如果满足条件就将其添加到本地的log中，并给Leader发送添加成功的response。Leader在收到大多数server添加成功的response后，就将该条log正式提交。提交后的log日志就意味着已经被raft系统接受，并能应用到状态机中了。Leader具有绝对的日志复制权力，其它server上存在日志不全或者与Leader日志不一致的情况时，一切都以Leader上的日志为主，最终所有server上的日志都会复制成与Leader一致的状态。

安全方面：
1、Leader选举过程中，如果有两个serverA和B同时醒来并发出request_vote请求怎么办？
由于在一次选举过程中，一个server最多只能投一票，这就保证了serverA和B不可能同时得到大多数（一半以上）的投票。如果A或者B中其一幸运地得到了大多数投票，就能顺利地成为Leader，raft系统正常运行下去。但是A和B可能刚好都得到一半的投票，两者都成为不了Leader。这时A和B继续保持Candidate状态，并且随机睡眠一段时间，等待进入到下一个选举周期。由于所有server都是随机选择睡眠时间，所以连续出现多个server竞选的概率很低。

2、Leader挂了后，如何选举出新的Leader？
Leader正常运作时，会周期性地发出append_entries请求。这个周期性的append_entries除了可以更新其它Follower的log信息，另外一个重要功能就是起到心跳作用。Follower收到append_entries后，就知道Leader还活着。如果Follower经过一个预定的时间(一般设为2000ms左右)都没有收到Leader的心跳，就认为Leader挂了。于是转入Candidate状态，开始发起投票竞选新的Leader。每个新的Leader产生后就是一个新的任期，每个任期都对应一个唯一的任期号term。这个term是单调递增的，用来唯一标识一个Leader的任期。投票开始时，Candidate将自己的term加1，并在request_vote中带上term；Follower只会接受任期号term比自己大的request_vote请求，并为之投票。这条规则保证了只有最新的Candidate才有可能成为Leader。

3、Follower在收到一条append_entries添加日志请求后，是否立即保存并将其应用到状态机中去？如果不是立即应用，那么由什么来决定该条日志生效的时间？
Follower在收到一条append_entries后，首先会检查这条append_entries的来源信息是否与本地保存的leader信息符合，包括leaderId和任期号term。检查合法后就将日志保存到本地log中，并给Leader回复添加log成功，但是不会立即将其应用到本地状态机。Leader收到大部分Follower添加log成功的回复后，就正式将这条日志commit提交。Leader在随后发出的心跳append_entires中会带上已经提交日志索引。Follower收到Leader发出的心跳append_entries后，就可以确认刚才的log已经被commit(提交)了，这个时候Follower才会把日志应用到本地状态机。下表即是append_entries请求的内容，其中leaderCommit即是Leader已经确认提交的最大日志索引。Follower在收到Leader发出的append_entries后即可以通过leaderCommit字段决定哪些日志可以应用到状态机。

附加：
term：leader的任期号
leaderId：leader的ID，以便follower重定向请求
prevLogIndex：新的日志条目紧随之前的索引值
prevLogTerm：prevLogIndex条目的任期号
entries[]：准备存储的日志条目(表示心跳时为空，一次多条为提高效率)
leaderCommit：领导人已经提交的日志的索引值

4、只有具有最新日志的server的才有资格去竞选当上Leader，具体是怎么做到的呢？
首先任何server都还是有资格去发起request_vote请求去拉取投票的，request_vote中会带上server的日志信息，这些信息标明了server日志的新旧程度，其它server收到request_vote后，判断如果lastLogTerm比自己的term大，那么就可以给它投票；lastLogTerm比自己的term小，就不给它投票。如果相等的话就比较lastLogIndex，lastLogIndex大的话日志就比较新，就给它投票。

附加：
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

5、向raft系统中添加新机器时，由于配置信息不可能在各个系统上同时达到同步状态，总会有某些server先得到新机器的信息，有些server后得到新机器的信息。比如下图raft系统中新增加了server4和server5这两台机器。只有server3率先感知到了这两台机器的添加。这个时候如果进行选举，就有可能出现两个Leader选举成功。因为server3认为有3台server给它投了票，它就是Leader，而server1认为只要有2台server给它投票就是Leader了。raft怎么解决这个问题呢？

raft系统中有一部分机器使用了旧的配置，有一部分使用新的配置，解决这个问题的方法是添加一个中间配置(Cold, Cnew)，这个中间配置的内容是旧的配置表Cold和新的配置Cnew。这个时候server3收到添加机器的消息后，不是直接使用新的配置Cnew，而是使用(Cold, Cnew)来做决策。比如说server3在竞选Leader的时候，不仅需要得到Cold中的大部分投票，还要得到Cnew中的大部分投票才能成为Leader。这样就保证了server1和server2在使用Cold配置的情况下，还是只可能产生一个Leader。当所有server都获得了添加机器的消息后，再统一切换到Cnew。raft实现中，将Cold，(Cold,Cnew)以及Cnew都当成一条普通的日志。配置更改信息发送Leader后，由Leader先添加一条 (Cold, Cnew)日志，并同步给其它Follower。当这条日志(Cold, Cnew)提交后，再添加一条Cnew日志同步给其它Follower，通过Cnew日志将所有Follower的配置切换到最新。

算法的设计通常会把正确性，效率或者简洁作为主要的目标。尽管这些都是很有意义的目标，但是我们相信，可理解性也是一样的重要。