作者： HHHHHHULK 原文来源：https://tidb.net/blog/1c1f7fe3

Raft 浅析

一. Raft 简介

概括成一句话：保证 log 完全相同地复制到多台服务器上。

只要每台服务器的日志相同，那么在不同服务器上的状态机以相同顺序从日志中执行相同命令，所得到的结果必然相同。

Raft 共识算法的工作就是管理这些日志。

1. 角色状态

• Leader：处理所有客户端请求、日志复制。同一时刻最多只能有一个可行的 Leader；

• Follower：完全被动的（不发送 RPC，只响应收到的 RPC）——大多数服务器在大多数情况下处于此状态；

• Candidate：用来选举新的 Leader，处于 Leader 和 Follower 之间的暂时状态；

系统正常运行时，只有一个 Leader，其余都是 Followers。

状态转换化图：

2. 任期

时间被划分成一个个的任期 (Term)，每个任期都由一个数字来表示任期号，任期号单调递增并且永远不会重复。

一个正常的任期至少有一个 Leader，通常分为两部分：

• 任期开始时的选举过程；

• 正常运行的部分；

有些任期可能没有选出 Leader（如图 Term 3），这时候会立即进入下一个任期，再次尝试选出一个 Leader。

每个节点维护一个 currentTerm 变量，表示系统中当前任期。currentTerm 必须持久化存储，以便在服务器宕机重启时将其恢复。

任期能够帮助 Raft 识别过期的信息。例如：如果 currentTerm = 2 的节点与 currentTerm = 3 的节点通信，我们可以知道第一个节点上的信息是过时的。只会使用最新任期的信息。

3. RPC

Raft 中服务器之间所有类型的通信通过两个 RPC 调用：

• RequestVote：用于选举；

• AppendEntries：用于复制 log 和发送心跳；

二. Leader 选举

1. 启动

• 节点启动时，都是 Follower 状态；

• Follower 被动地接受 Leader 或 Candidate 的 RPC；

• 如果 Leader 想要保持权威，必须向集群中的其它节点发送心跳包（空的 AppendEntries RPC）；

• 等待选举超时 (electionTimeout，一般在 100~500ms) 后，Follower 没有收到任何 RPC：

• Follower 认为集群中没有 Leader

• 开始新的一轮选举

2. 选举

当一个节点开始竞选：

• 增加自己的 currentTerm

• 转为 Candidate 状态，其目标是获取超过半数节点的选票，让自己成为 Leader

• 先给自己投一票

• 并行地向集群中其它节点发送 RequestVote RPC 索要选票，如果没有收到指定节点的响应，它会反复尝试，直到发生以下三种情况之一：

• 获得超过半数的选票：成为 Leader，并向其它节点发送 AppendEntries 心跳；

• 收到来自 Leader 的 RPC：转为 Follower；

• 其它两种情况都没发生，没人能够获胜 (electionTimeout 已过)：增加 currentTerm，开始新一轮选举；

3. 图例说明

3.1. 节点均正常

1. 开始启动，节点都是 Follower 状态：

1. s4 先到达选举超时时间成为 candidate，当前任期 currentTerm 从 1 变为为 2，并向其他节点发起 RequestVote RPC 请求

1. 其他节点收到 s4 的投票请求后，投出赞同票（其他节点在收到 S4 的投票前都没有出现选举超时的情况）

1. s4 成为 Leader，并开始向其他节点发送心跳包：

3.2. Leader 节点故障

再来看下 Leader 节点故障了，剩下四个节点参与选举。

1. s4 故障，其他 follower 节点选举超时：

1. s2 达到选举超时时间，变为 candidate，任期从 2 变为 3，给自己投一票，并发起投票请求：

1. s1，s3，s5 的 currentTerm 都是 2，收到 s2 的请求后发现 s3 的 currentTerm 是 3，于是把自己的 currentTerm 升为 3，并投出赞成票：

1. s2 成为 leader 发心跳包，其他 follower 节点回包：

三. 日志复制

1. 日志结构

每个节点存储自己的日志副本 (log[])，每条日志记录包含：

• 索引：该记录在日志中的位置

• 任期号：该记录首次被创建时的任期号

• 命令

日志必须持久化存储。一个节点必须先将记录安全写到磁盘，才能向系统中其他节点返回响应。

如果一条日志记录被存储在超过半数的节点上，我们认为该记录已提交(committed)——这是 Raft 非常重要的特性！如果一条记录已提交，意味着状态机可以安全地执行该记录。

2. 运行流程

• 客户端向 Leader 发送命令，希望该命令被所有状态机执行；

• Leader 先将该命令追加到自己的日志中；

• Leader 并行地向其它节点发送 AppendEntries RPC，等待响应；

• 收到超过半数节点的响应，则认为新的日志记录是被提交的：

• Leader 将命令传给自己的状态机，然后向客户端返回响应

• 此外，一旦 Leader 知道一条记录被提交了，将在后续的 AppendEntries RPC 中通知已经提交记录的 Followers

• Follower 将已提交的命令传给自己的状态机

• 如果 Follower 宕机 / 超时：Leader 将反复尝试发送 RPC；

• 性能优化：Leader 不必等待每个 Follower 做出响应，只需要超过半数的成功响应（确保日志记录已经存储在超过半数的节点上），一个很慢的节点不会使系统变慢，因为 Leader 不必等他；

3. 日志一致性

Raft 尝试在集群中保持日志较高的一致性。

Raft 日志的 index 和 term 唯一标示一条日志记录。

• 如果两个节点的日志在相同的索引位置上的任期号相同，则认为他们具有一样的命令；从头到这个索引位置之间的日志完全相同；

• 如果给定的记录已提交，那么所有前面的记录也已提交；

4. 图解

4.1. 选举结束，s2 成为 leader，当前 currentTerm 为 2，follow 节点的 matchIndex=0，nextIndex=1，commitIndex=0，lastApplied=0：

4.2. leader 节点 s2 接收到客户端请求，将命令封装成日志，然后在该节点添加日志记录，并将复制日志请求发给其他 follower：

4.3. 所有 follower 接收日志完成复制工作，这些节点的 matchIndex 变为 1，nextIndex 变为 2：

4.4. leader 确认提交，并告知所有 follower：

此时 leader 的 commitIndex 为 1：

而 follower 的 commitIndex 为 0：

4.5. 所有 follower 收到 leader 提交的请求，修改 commitIndex，表示已处于已提交状态：

此时可以看到 follower 的 commitIndex 变成 1：

5. 一致性检查

Raft 通过 AppendEntries RPC 来检测。

• 对于每个AppendEntries RPC 包含新日志记录之前那条记录的索引 (prevLogIndex) 和任期 (prevLogTerm)；

• Follower 检查自己的 index 和 term 是否与 prevLogIndex 和 prevLogTerm 匹配，匹配则接收该记录；否则拒绝；

四. Leader 当选条件

leader 的竞选资格：拥有最新的已提交的 log entry 的 Follower 才有资格成为 Leader。

五. Raft 与 Multi-Paxos

MySQL 8.0 MGR 实现数据一致性用的是 Paxos 算法，两者其实都是基于 leader 的一致性算法。

Raft 与 Multi-Paxos 中的概念：

Raft 与 Multi-Paxos 的不同点：

六. 总结

Raft 还有许多功能点比如它的日志压缩、客户端交互等值得深入学习，这边就不一一去研究了。接下来还是把更多的时间放在 TiDB 原理的研究和使用测试上。

最好的 Raft 参考文档：

Raft 论文：https://raft.github.io/raft.pdf

Raft 中文版：https://github.com/maemual/raft-zh_cn/blob/master/raft-zh_cn.md#51-raft- 基础

条分缕析 Raft 算法：https://segmentfault.com/a/1190000039264427