深入浅出etcd系列 – 心跳和选举

Posted 2021-01-27 云容器大师

作者：宝爷 校对：DJ

1、绪论

etcd作为华为云PaaS的核心部件，实现了PaaS大多数组件的数据持久化、集群选举、状态同步等功能。如此重要的一个部件，我们只有深入地理解其架构设计和内部工作机制，才能更好地学习华为云Kubernetes容器技术，笑傲云原生的“江湖”。本系列将从整体框架再细化到内部流程，对etcd的代码和设计进行全方位解读。本文是《深入浅出etcd》系列的第二篇，重点解析etcd的心跳和选举机制，下文所用到的代码均基于etcd v3.2.X版本。

另，由华为云容器服务团队倾情打造的《云原生分布式存储基石：etcd深入解析》一书已正式出版，各大平台均有发售，购书可了解更多关于分布式存储和etcd的相关内容！

 

2、什么是etcd的选举

选举是raft共识协议的重要组成部分，重要的功能都将是由选举出的leader完成。不像Paxos，选举对Paxos只是性能优化的一种方式。选举是raft集群启动后的第一件事，没有leader，集群将不允许任何的数据更新操作。选举完成以后，集群会通过心跳的方式维持leader的地位，一旦leader失效，会有新的follower起来竞选leader。

 

3、etcd选举详细流程

选举的发起，一般是从Follower检测到心跳超时开始的，v3支持客户端指定某个节点强行开始选举。选举的过程其实很简单，就是一个candidate广播选举请求，如果收到多数节点同意就把自己状态变成leader。下图是选举和心跳的详细处理流程。我们将在下文详细描述这个图中的每个步骤。

3.1 tick

raftNode的创建函数newRaftNode会创建一个Ticker。传入的heartbeat默认为100ms，可以通过--heartbeat-interval配置。 

这里要介绍一下代码中出现的几个变量，我把这几个变量都翻译成XXX计数，是因为这些值都是整数，初始化为0，每次tick完了以后会递增1。因此实际这是一个计数。也就是说实际的时间是这个计数值乘以tick的时间。

1. 选举过期计数(electionElapsed)：主要用于follower来判断leader是不是正常工作，如果这个值递增到大于随机化选举超时计数(randomizedElectionTimeout)，follower就认为leader已挂，它自己会开始竞选leader。

2. 心跳过期计数(heartbeatElapsed)：用于leader判断是不是要开始发送心跳了。只要这个值超过或等于心跳超时计数(heartbeatTimeout)，就会触发leader广播heartbeat信息。 

3. 心跳超时计数(heartbeatTimeout)：心跳超时时间和tick时间的比值。当前代码中是写死的1。也就是每次tick都应该发送心跳。实际上tick的周期就是通过--heartbeat-interval来配置的。 

4. 随机化选举超时计数(randomizedElectionTimeout)：这个值是一个每次任期都不一样的随机值，主要是为了避免分裂选举的问题引入的随机化方案。这个时间随机化以后，每个竞选者发送的竞选消息的时间就会错开，避免了同时多个节点同时竞选。从代码中可以看到，它的值是[electiontimeout, 2*electiontimeout-1] 之间，而electionTimeout就是下图中的ElectionTicks，是ElectionMs相对于TickMs的倍数。ElectionMs是由--election-timeout来配置的，TickMs就是--heartbeat-interval。 

raftNode的start()方法启动的协程中，会监听ticker的channel，调用node的Tick方法，该方法往tickc通道中推入一个空对象。（流程图中1） 

node启动时是启动了一个协程，处理node的里的多个通道，包括tickc，调用tick()方法。该方法会动态改变，对于follower和candidate，它就是tickElection，对于leader和，它就是tickHeartbeat。tick就像是一个etcd节点的心脏跳动，在follower这里，每次tick会去检查是不是leader的心跳是不是超时了。对于leader，每次tick都会检查是不是要发送心跳了。

3.2 发送心跳

当集群已经产生了leader，则leader会在固定间隔内给所有节点发送心跳。其他节点收到心跳以后重置心跳等待时间，只要心跳等待不超时，follower的状态就不会改变。 具体的过程如下：

1. 对于leader，tick被设置为tickHeartbeat，tickHeartbeat会产生增长递增心跳过期时间计数(heartbeatElapsed)，如果心跳过期时间超过了心跳超时时间计数(heartbeatTimeout)，它会产生一个MsgBeat消息。心跳超时时间计数是系统设置死的，就是1。也就是说只要1次tick时间过去，基本上会发送心跳消息。发送心跳首先是调用状态机的step方法。(流程图中2) 

2. step在leader状态下为stepLeader()，当收到MsgBeat时，它会调用bcastHeartbeat()广播MsgHeartbeat消息。构造MsgHeartbeat类型消息时，需要在Commit字段填入当前已经可以commit的消息index，如果该index大于peer中记录的对端节点已经同步的日志index，则采用对端已经同步的日志index。Commit字段的作用将在接收端处理消息时详细介绍。(流程图中3)

3. send方法将消息append到msgs数组中。(流程图中4)

4. node启动的协程会收集msgs中的消息，连同当前未持久化的日志条目、已经确定可以commit的日志条目、变化了的softState、变化了的hardState、readstate一起打包到Ready数据结构中。这些都是会引起状态机变化的，所以都封装在一个叫Ready的结构中，意思是这些东西都已经没问题了，该持久化的持久化，该发送的发送。(流程图中5)

5. 还是raftNode.start()启动的那个协程，处理readyc通道。如果是leader，会在持久化日志之前发送消息，如果不是leader，则会在持久化日志完成以后发送消息。(流程图中6)

 

6. transport的Send一般情况下都是调用其内部的peer的send()方法发送消息。peer的send()方法则是将消息推送到streamWriter的msgc通道中。

7. streamWriter有一个协程处理msgc通道，调用encode，使用protobuf将Message序列化为bytes数组，写入到连接的IO通道中。(流程图中7)

8. 对方的节点有streamReader会接收消息，并反序列化为Message对象。然后将消息推送到peer的recvc或者propc通道中。(流程图中8)

9. peer启动时启动了两个协程，分别处理recvc和propc通道。调用Raft.Process处理消息。EtcdServer是这个接口的实现。(流程图中9)

10. EtcdServer判断消息来源的节点是否被删除，没有的话调用Step方法，传入消息，执行状态机的步进。而接收heartbeat的节点状态机正常情况下都是follower状态。因此就是调用stepFollower进行步进。(流程图中10)

follower对heatbeat消息的处理是：先将选举过期时间计数(electionElapsed)归零。这个时间会在每次tickElection调用时递增。如果到了electionTimeout，就会重新选举。另外，我们还可以看到这里handleHeartbeat中，会将本地日志的commit值设置为消息中带的Commit。这就是第2步说到设置Commit的目的，heartbeat消息还会把leader的commit值同步到follower。同时，leader在设置消息的Commit时，是取它对端已经同步的日志最新index和它自己的commit值中间较小的那个，这样可以保证如果有节点同步比较慢，也不会把commit值设置成了它还没同步到的日志。

最后，follower处理完以后会回复一个MsgHeartbeatResp消息。

11. 回复消息的中间处理流程和心跳消息的处理一致，因此不再赘述。leader收到回复消息以后，最后会调用stepLeader处理回复消息。(流程图中11)

12. stepLeader收到回复消息以后，会判断是不是要继续同步日志，如果是，就发送日志同步信息。另外会处理读请求，这部分的处理将在linearizable读请求的流程中详细解读。

3.3 选举

检测到选举超时的follower，会触发选举流程，具体的流程如下：

1. 依然从tick开始，对于follower(或candidate)。tick就是tickElection，它的做法是，首先递增选举过期计数(electionElapsed)，如果选举过期计数超过了选举超时计数。则开始发起选举。发起选举的话，实际是创建一个MsgHup消息调用状态机的Step方法。(流程图中13)

2. Step方法处理MsgHup消息，查看当前本地消息中有没有没有作用到状态机的配置信息日志，如果有的话，是不能竞选的，因为集群的配置信息有可能会出现增删节点的情况，需要保证各节点都起作用以后才能进行选举操作。从图上可以看到，如果有PreVote的配置，会有一个PreElection的分支。这个放在最后我们介绍。我们直接看campaign()方法，它首先将自己变成candidate状态，becomeCandidate会将自己Term+1。然后拿到自己当前最新的日志Term和index值。把这些都包在一个MsgVote消息中，广播给所有的节点。最新的日志Term和index值是非常重要的，它能保证新选出来的leader中一定包含之前已经commit的日志，不会让已经commit的日志被新leader改写。这个在后面的流程中还会讲到。(流程图中14)

3. 选举消息发送的流程和所有消息的流程一样，不在赘述。(流程图中15)

4. 心跳消息到了对端节点以后，进行相应的处理，最终会调到Step方法，进行状态机步进。Step处理MsgVote方法的流程是这样的：

    - 首先，如果选举过期时间还没有超时，将拒绝这次选举请求。这是为了防止有些follower自己的原因没收到leader的心跳擅自发起选举。

    - 如果r.Vote已经设置了，也就是说在一个任期中已经同意了某个节点的选举请求，就会拒绝选举

    - 如果根据消息中的LogTerm和Index，也就是第2步传进来的竞选者的最新日志的index和term，发现竞选者比当前节点的日志要旧，则拒绝选举。

    - 其他情况则赞成选举。回复一个赞成的消息。(流程图中16)

5. 竞选者收到MsgVoteResp消息以后，stepCandidate处理该消息，首先更新r.votes。r.votes是保存了选票信息。如果同意票超过半数，则升级为leader，否则如果已经获得超过半数的反对票，则变成follower。(流程图中18)

 

4、PreVote

PreVote是解决因为某个因为网络分区而失效的节点重新加入集群以后，会导致集群重新选举的问题。问题出现的过程是这样的，假设当前集群的Term是1，其中一个节点，比如A，它因为网络分区，接收不到leader的心跳，当超过选举超时时间以后，它会将自己变成Candidate，这时候它会把它的Term值变成2，然后开始竞选。当然这时候是不可能竞选成功的。可是当网络修复以后，无论是它的竞选消息，还是其他的回复消息，都会带上它的Term，也就是2。而这时候整个集群里其他机器的Term还是1，这时候的leader发现已经有比自己Term高的节点存在，它就自己乖乖降级为follower，这样就会导致一次重新选举。这种现象本身布常见，而且出现了也只是出现一次重选举，对整个集群的影响并不大。但是如果希望避免这种情况发生，依然是有办法的，办法就是PreVote。

PreVote的做法是：当集群中的某个follower发现自己已经在选举超时时间内没收到leader的心跳了，这时候它首先不是直接变成candidate，也就不会将Term自增1。而是引入一个新的环境叫PreVote，我们就将它称为预选举吧。它会先广播发送一个PreVote消息，其他节点如果正常运行，就回复一个反对预选举的消息，其他节点如果也失去了leader，才会有回复赞成的消息。节点只有收到超过半数的预选举选票，才会将自己变成candidate，发起选举。这样，如果是这个单个节点的网络有问题，它不会贸然自增Term，因此当它重新加入集群时。也不会对现任leader地位有任何冲击。保证了系统更稳定的方式运行。

 

5、如何保证已经commit的数据不会被改写？

etcd集群的leader会一直向follower同步自己的日志，如果follower发现自己的日志和leader不一致，会删除它本地的不一致的日志，保证和leader同步。

leader在运行过程中，会检查同步日志的回复消息，如果发现一条日志已经被超过半数的节点同步，则把这条日志记为committed。随后会进行apply动作，持久化日志，改变kv存储。

我们现在设想这么一个场景：一个集群运行过程中，leader突然挂了，这时候就有新的follower竞选leader。如果新上来的leader日志是比较老的，那么在同步日志的时候，其他节点就会删除比这个节点新的日志。要命的是，如果这些新的日志有的是已经提交了的。那么就违反了已经提交的日志不能被修改的原则了。

怎么避免这种事情发生呢？这就涉及到刚才选举流程中一个动作，candidate在发起选举的时候会加上当前自己的最新的日志index和term。follower收到选举消息时，会根据这两个字段的信息，判断这个竞选者的日志是不是比自己新，如果是，则赞成选举，否则投反对票。

为什么这样可以保证已经commit的日志不会被改写呢？因为这个机制可以保证选举出来的leader本地已经有已经commit的日志了。

为什么这样就能保证新leader本地有已经commit的日志呢？

因为我们刚才说到，只有超过半数节点同步的日志，才会被leader commit，而candidate要想获得半数以上的选票，日志就一定要比半数以上的节点新。这样两个半数以上的群体里交集中，一定至少存在一个节点。这个节点的日志肯定被commit了。因此我们只要保证竞选者的日志被大多数节点新，就能保证新的leader不会改写已经commit的日志。

简单来说，这种机制可以保证下图的b和e肯定选不leader。

 

 

6、频繁重选举的问题

如果etcd频繁出现重新选举，会导致系统长时间处于不可用状态，大大降低了系统的可用性。

什么原因会导致系统重新选举呢？

1. 网络时延和网络拥塞：从心跳发送的流程可以看到，心跳消息和其他消息一样都是先放到Ready结构的msgs数组中。然后逐条发送出去，对不同的节点，消息发送不会阻塞。但是对相同的节点，是一个协程来处理它的msgc通道的。也就是说如果有网络拥塞，是有可能出现其他的消息拥塞通道，导致心跳消息不能及时发送的。即使只有心跳消息，拥塞引起信道带宽过小，也会导致这条心跳消息长时间不能到达对端。也会导致心跳超时。另外网络延时会导致消息发送时间过程，也会引起心跳超时。另外，peer之间通信建链的超时时间设置为1s+(选举超时时间)*1/5 。也就是说如果选举超时设置为5s，那么建链时间必须小于2s。在网络拥塞的环境下，这也会影响消息的正常发送。

2. IO延时：从apply的流程可以看到，发送msg以后，leader会开始持久化已经commit的日志或者snapshot。这个过程会阻塞这个协程的调用。如果这个过程阻塞时间过长，就会导致后面的msgs堵在那里不能及时发送。根据官网的解释，etcd是故意这么做的，这样可以让那些io有问题的leader自动失去leader地位。让io正常的节点选上leader。但是如果整个集群的节点io都有问题，就会导致整个集群不稳定。