正文
raft是工程上使用较为广泛的强一致性、去中心化、高可用的分布式协议。在这里强调了是在工程上，因为在学术理论界，最耀眼的还是大名鼎鼎的Paxos。但Paxos是：少数真正理解的人觉得简单，尚未理解的人觉得很难，大多数人都是一知半解。本人也花了很多时间、看了很多材料也没有真正理解。直到看到raft的论文，两位研究者也提到，他们也花了很长的时间来理解Paxos，他们也觉得很难理解，于是研究出了raft算法。
raft是一个共识算法（consensus algorithm），所谓共识，就是多个节点对某个事情达成一致的看法，即使是在部分节点故障、网络延时、网络分割的情况下。这些年最为火热的加密货币（比特币、区块链）就需要共识算法，而在分布式系统中，共识算法更多用于提高系统的容错性，比如分布式存储中的复制集（replication），在
可以看出所有节点启动时都是follower状态；在一段时间内如果没有收到来自leader的心跳，从follower切换到candidate，发起选举；如果收到majority的造成票（含自己的一票）则切换到leader状态；如果发现其他节点比自己更新，则主动切换到follower。
总之，系统中最多只有一个leader，如果在一段时间里发现没有leader，则大家通过选举-投票选出leader。leader会不停的给follower发心跳消息，表明自己的存活状态。如果leader故障，那么follower会转换成candidate，重新选出leader。
term
从上面可以看出，哪个节点做leader是大家投票选举出来的，每个leader工作一段时间，然后选出新的leader继续负责。这根民主社会的选举很像，每一届新的履职期称之为一届任期，在raft协议中，也是这样的，对应的术语叫term。
term（任期）以选举（election）开始，然后就是一段或长或短的稳定工作期（normal Operation）。从上图可以看到，任期是递增的，这就充当了逻辑时钟的作用；另外，term 3展示了一种情况，就是说没有选举出leader就结束了，然后会发起新的选举，后面会解释这种split vote的情况。
选举过程详解
上面已经说过，如果follower在election timeout内没有收到来自leader的心跳，（也许此时还没有选出leader，大家都在等；也许leader挂了；也许只是leader与该follower之间网络故障），则会主动发起选举。步骤如下：
- 增加节点本地的 current term ，切换到candidate状态
- 投自己一票
- 并行给其他节点发送 RequestVote RPCs
- 等待其他节点的回复
在这个过程中，根据来自其他节点的消息，可能出现三种结果
- 收到majority的投票（含自己的一票），则赢得选举，成为leader
- 被告知别人已当选，那么自行切换到follower
- 一段时间内没有收到majority投票，则保持candidate状态，重新发出选举
第一种情况，赢得了选举之后，新的leader会立刻给所有节点发消息，广而告之，避免其余节点触发新的选举。在这里，先回到投票者的视角，投票者如何决定是否给一个选举请求投票呢，有以下约束：
- 在任一任期内，单个节点最多只能投一票
- 候选人知道的信息不能比自己的少（这一部分，后面介绍log replication和safety的时候会详细介绍）
- first-come-first-served 先来先得
第二种情况，比如有三个节点A B C。A B同时发起选举，而A的选举消息先到达C，C给A投了一票，当B的消息到达C时，已经不能满足上面提到的第一个约束，即C不会给A投票，而A和B显然都不会给对方投票。A胜出之后，会给B,C发心跳消息，节点B发现节点A的term不低于自己的term，知道有已经有Leader了，于是转换成follower。
第三种情况，没有任何节点获得majority投票，比如下图这种情况：
总共有四个节点，Node C、Node D同时成为了candidate，进入了term 4，但Node A投了NodeD一票，NodeB投了Node C一票，这就出现了平票 split vote的情况。这个时候大家都在等啊等，直到超时后重新发起选举。如果出现平票的情况，那么就延长了系统不可用的时间（没有leader是不能处理客户端写请求的），因此raft引入了randomized election timeouts来尽量避免平票情况。同时，leader-based 共识算法中，节点的数目都是奇数个，尽量保证majority的出现。
log replication
请求完整流程
当系统（leader）收到一个来自客户端的写请求，到返回给客户端，整个过程从leader的视角来看会经历以下步骤：
- leader append log entry
- leader issue AppendEntries RPC in parallel
- leader wait for majority response
- leader apply entry to state machine
- leader reply to client
- leader notify follower apply log
可以看到日志的提交过程有点类似两阶段提交(2PC)，不过与2PC的区别在于，leader只需要大多数（majority）节点的回复即可，这样只要超过一半节点处于工作状态则系统就是可用的。
那么日志在每个节点上是什么样子的呢
不难看到，logs由顺序编号的log entry组成 ，每个log entry除了包含command，还包含产生该log entry时的leader term。从上图可以看到，五个节点的日志并不完全一致，raft算法为了保证高可用，并不是强一致性，而是最终一致性，leader会不断尝试给follower发log entries，直到所有节点的log entries都相同。
在上面的流程中，leader只需要日志被复制到大多数节点即可向客户端返回，一旦向客户端返回成功消息，那么系统就必须保证log（其实是log所包含的command）在任何异常的情况下都不会发生回滚。这里有两个词：commit（committed），apply(applied)，前者是指日志被复制到了大多数节点后日志的状态；而后者则是节点将日志应用到状态机，真正影响到节点状态。
The leader decides when it is safe to apply a log entry to the state machines; such an entry is called committed. Raft guarantees that committed entries are durable and will eventually be executed by all of the available state machines. A log entry is committed once the leader that created the entry has replicated it on a majority of the servers
safety
Election safety
选举安全性，即任一任期内最多一个leader被选出。这一点非常重要，在一个复制集中任何时刻只能有一个leader。系统中同时有多余一个leader，被称之为脑裂（brain split），这是非常严重的问题，会导致数据的覆盖丢失。在raft中，两点保证了这个属性：
- 一个节点某一任期内最多只能投一票；
- 只有获得majority投票的节点才会成为leader。
因此，某一任期内一定只有一个leader。
log matching
很有意思，log匹配特性， 就是说如果两个节点上的某个log entry的log index相同且term相同，那么在该index之前的所有log entry应该都是相同的。如何做到的？依赖于以下两点
- If two entries in different logs have the same index and term, then they store the same command.
- If two entries in different logs have the same index and term, then the logs are identical in all preceding entries.
首先，leader在某一term的任一位置只会创建一个log entry，且log entry是append-only。其次，consistency check。leader在AppendEntries中包含最新log entry之前的一个log 的term和index，如果follower在对应的term index找不到日志，那么就会告知leader不一致。
在没有异常的情况下，log matching是很容易满足的，但如果出现了node crash，情况就会变得负责。比如下图
注意：上图的a-f不是6个follower，而是某个follower可能存在的六个状态
leader、follower都可能crash，那么follower维护的日志与leader相比可能出现以下情况
- 比leader日志少，如上图中的ab
- 比leader日志多，如上图中的cd
- 某些位置比leader多，某些日志比leader少，如ef（多少是针对某一任期而言）
当出现了leader与follower不一致的情况，leader强制follower复制自己的log
To bring a follower’s log into consistency with its own, the leader must find the latest log entry where the two logs agree, delete any entries in the follower’s log after that point, and send the follower all of the leader’s entries after that point.
leader会维护一个nextIndex[]数组，记录了leader可以发送每一个follower的log index，初始化为eader最后一个log index加1， 前面也提到，leader选举成功之后会立即给所有follower发送AppendEntries RPC（不包含任何log entry， 也充当心跳消息）,那么流程总结为：
s1 leader 初始化nextIndex[x]为 leader最后一个log index + 1
s2 AppendEntries里prevLogTerm prevLogIndex来自 logs[nextIndex[x] - 1]
s3 如果follower判断prevLogIndex位置的log term不等于prevLogTerm，那么返回 false，否则返回True
s4 leader收到follower的恢复，如果返回值是True，则nextIndex[x] -= 1, 跳转到s2. 否则
s5 同步nextIndex[x]后的所有log entries
leader completeness vs elcetion restriction
leader完整性：如果一个log entry在某个任期被提交（committed），那么这条日志一定会出现在所有更高term的leader的日志里面。这个跟leader election、log replication都有关。
- 一个日志被复制到majority节点才算committed
- 一个节点得到majority的投票才能成为leader，而节点A给节点B投票的其中一个前提是，B的日志不能比A的日志旧。下面的引文指处了如何判断日志的新旧
