分布式存储系统通常通过维护多个副本来进行fault-tolerance，提高系统的availability，带来的代价就是分布式存储系统的核心问题之一：维护多个副本的一致性。一致性协议就是用来干这事的，即使在部分副本宕机的情况下。Raft是一种较容易理解的一致性协议。一致性协议通常基于replicated state machines，即所有结点都从同一个state出发，都经过同样的一些操作序列，最后到达同样的state。
为了便于理解，Raft大概将整个过程分为三个阶段，leader election，log replication和commit(safety)。
每个server处于三个状态：leader，follower，candidate。正常情况下，所有server中只有一个是leader，其它的都是follower。server之间通过RPC消息通信。follower不会主动发起RPC消息。leader和candidate(选主的时候)会主动发起RPC消息。
Leader election
时间被分为很多连续的随机长度的term(一段时间)，一个term由一个唯一的id标识。每个term一开始就进行leader election：
1. followers将自己维护的current_term_id加1。
2. 然后将自己的状态转成candidate。
3. 发送RequestVoteRPC消息(带上current_term_id) 给 其它所有server
这个过程会有三种结果：
1. 自己被选成了主。当收到了majority的投票后，状态切成leader，并且定期给其它的所有server发心跳消息(其实是不带log的AppendEntriesRPC)以告诉对方自己是current_term_id所标识的term的leader。每个term最多只有一个leader，term id作为logical clock，在每个RPC消息中都会带上，用于检测过期的消息，比如自己是一个过期的leader(term id更小的leader)。当一个server收到的RPC消息中的rpc_term_id比本地的current_term_id更大时，就更新current_term_id为rpc_term_id，并且如果当前state为leader或者candidate时，将自己的状态切成follower。如果rpc_term_id比本地的current_term_id更小，则拒绝这个RPC消息。
2. 别人成为了主。如1所述，当candidate在等待投票的过程中，收到了大于或者等于本地的current_term_id的声明对方是leader的AppendEntriesRPC时，则将自己的state切成follower，并且更新本地的current_term_id。
3. 没有选出主。当投票被瓜分，没有任何一个candidate收到了majority的vote时，没有leader被选出。这种情况下，每个candidate等待的投票的过程就超时了，接着candidates都会将本地的current_term_id再加1，发起RequestVoteRPC进行新一轮的leader election。
投票策略：
每个server只会给每个term投一票，具体的是否同意和后续的Safety有关。
当投票被瓜分后，所有的candidate同时超时，然后有可能进入新一轮的票数被瓜分，为了避免这个问题，Raft采用一种很简单的方法：每个candidate的election timeout从150ms-300ms之间随机取，那么第一个超时的candidate就可以发起新一轮的leader election，带着最大的term_id给其它所有server发送RequestVoteRPC消息，从而自己成为leader，然后给他们发送心跳消息以告诉他们自己是主。
Log Replication
当leader被选出来后，leader就可以接受客户端发来的请求了，每个请求包含一条需要被replicated state machines执行的命令。leader会把它作为一个log entry，append到它的日志中，然后给其它的server发AppendEntriesRPC。当leader确定一个log entry被safely replicated了，就apply这条log entry到状态机中然后返回结果给客户端。如果某个follower宕机了或者运行的很慢，或者网络丢包了，则会一直给这个follower发AppendEntriesRPC直到日志一致。
当一条日志是commited时，leader才能决定将它apply到状态机中。Raft保证一条commited的log entry已经持久化了并且会被所有的server执行。
当一个新的leader选出来的时候，它的日志和其它的follower的日志可能不一样，这个时候，就需要一个机制来保证日志是一致的。如下图所示，一个新leader产生时，集群状态可能如下：
最上面这个是新leader，a~f是follower，每个格子代表一条log entry，格子内的数字代表这个log entry是在哪个term上产生的。
新leader产生后，log就以leader上的log为准。其它的follower要么少了数据比如b，要么多了数据，比如d，要么既少了又多了数据，比如f。
需要有一种机制来让leader和follower对log达成一致，leader会为每个follower维护一个nextIndex，表示leader给各个follower发送的下一条log entry在log中的index，初始化为leader
的最后一条log entry的下一个位置。leader给follower发送AppendEntriesRPC消息，带着(term_id, (nextIndex-1))， term_id即(nextIndex-1)这个槽位的log entry的term_id，follower接收到AppendEntriesRPC后，会从自己的log中找是不是存在这样的log entry，如果不存在，就给leader回复拒绝消息，然后leader则将nextIndex减1，再重复，知道AppendEntriesRPC消息被接收。
以leader和b为例：
初始化，nextIndex为11，leader给b发送AppendEntriesRPC(6,10)，b在自己log的10号槽位中没有找到term_id为6的log entry。则给leader回应一个拒绝消息。接着，leader将nextIndex减一，变成10，然后给b发送AppendEntriesRPC(6, 9)，b在自己log的9号槽位中同样没有找到term_id为6的log entry。循环下去，直到leader发送了AppendEntriesRPC(4,4)，b在自己log的槽位4中找到了term_id为4的log entry。接收了消息。随后，leader就可以从槽位5开始给b推送日志了。
Safety
1.哪些follower有资格成为leader?
Raft保证被选为新leader的server拥有所有的已经committed的log entry，这与ViewStamped Replication不同，后者不需要这个保证，而是通过其他机制从follower拉取自己没有的commited的log entry。
这个保证是在RequestVoteRPC阶段做的，candidate在发送RequestVoteRPC时，会带上自己的最后一条log entry的term_id和index，server在接收到RequestVoteRPC消息时，如果发现自己的日志比RPC中的更新，就拒绝投票。日志比较的原则是，如果本地的最后一条log entry的term id更大，则更新，如果term id一样大，则日志更多的更大(index更大)。
2. 哪些log entry被认为是commited?
两种情况：
1. leader正在replicate当前term即term2的log entry给其它follower，一旦leader确认了这条log entry被majority写盘了，这条log entry就被认为是committed。如图a，S1作为当前term即term2的leader，log index为2的日志被majority写盘了，这条log entry被认为是commited
2. leader正在replicate更早的term的log entry给其它follower。图b的状态是这么出来的：
S1作为term2的leader，给S1和S2 replicate完log index=2的日志后crash，当前状态为：
S1 1 2 宕机
S2 1 2
S3 1
S4 1
S5 1
S5被选为term3的leader(由于S5的最后一条log entry比S3，S4的最后一条log entry更新或一样新，接收到S3，S4，S5的投票)，自己产生了一条term3的日志，没有给任何人复制，就crash了，当前状态如下：
S1 1 2
S2 1 2
S3 1
S4 1
S5 1 3 宕机
接着S1重启后，又被选为term4的leader(接收到S1，S2，S3的投票，文中没有指出S4？)，然后S1给S3复制了log index为2的log entry，当前状态如下：
S1 1 2
S2 1 2
S3 1 2
S4 1
S5 1 3 宕机
这个时候S5重启，被选为了term5的主(接收了S2，S3，S4，S5的投票)，那么S5会把log index为2的日志3复制给其它server，那么日志2就被overwrite了。
所以虽然这里日志2被majority的server写盘了，但是并不代表它是commited的。
对commit加一个限制：主的当前term的至少一条log entry被majority写盘
如：c图中，就是主的当前term 4的一条log entry被majority写盘了，假设这个时候S1宕机了，S5是不可能变成主的。因为S2和S3的log entry的term为4，比S5的3大。
关于算法的正确性证明见：Raft implementations
Log Compaction
在实际的系统中，不能让日志无限增长，否则系统重启时需要花很长的时间进行回放，从而影响availability。Raft采用对整个系统进行snapshot来处理，snapshot之前的日志都可以丢弃。
snapshot技术在Chubby和ZooKeeper系统中都有采用。
每个server独立的对自己的系统状态进行snapshot，并且只能对已经committed log entry(已经apply到了状态机)进行snapshot，snapshot有一些元数据，包括last_included_index，即snapshot覆盖的最后一条commited log entry的 log index，和last_included_term，即这条日志的termid。这两个值在snapshot之后的第一条log entry的AppendEntriesRPC的consistency check的时候会被用上，之前讲过。一旦这个server做完了snapshot，就可以把这条记录的最后一条log index及其之前的所有的log entry都删掉。
snapshot的缺点就是不是增量的，即使内存中某个值没有变，下次做snapshot的时候同样会被dump到磁盘。
当leader需要发给某个follower的log entry被丢弃了(因为leader做了snapshot)，leader会将snapshot发给落后太多的follower。或者当新加进一台机器时，也会发送snapshot给它。
发送snapshot使用新的RPC，InstalledSnapshot。
做snapshot有一些需要注意的性能点，1. 不要做太频繁，否则消耗磁盘带宽。 2. 不要做的太不频繁，否则一旦server重启需要回放大量日志，影响availability。系统推荐当日志达到某个固定的大小做一次snapshot。3. 做一次snapshot可能耗时过长，会影响正常log entry的replicate。这个可以通过使用copy-on-write的技术来避免snapshot过程影响正常log entry的replicate。
Cluster membership changes
Raft将有server加入集群或者从集群中删除也纳入一致性协议中考虑，避免由于下线老集群上线新集群而引起的不可用。集群的成员列表重配置也是一条log entry，log内容包含了集群成员列表。
老集群配置用Cold表示，新集群配置用Cnew表示。
当集群成员配置改变时，leader收到人工发出的重配置命令从Cold切成Cnew，leader 给其它server复制一条特殊的log entry给其它的server，内容包括Cold∪Cnew，一旦server收到了这条特殊的配置log entry，其后的log entry会被replicate到Cold∪Cnew中，一条log entry被认为是committed的需要满足这条日志既被Cold的majority写盘，也被Cnew的majority写盘。一旦Cold∪Cnew这条log entry被确认为committed，leader就会产生一条只包含了Cnew的log entry，同样复制给所有server，server收到log后，老集群的server就可以自动下线了。
Performance
横坐标代表没有leader的ms数，每条线代表election timeout的随机取值区间。
上图说明只要给个5ms的区间，就能避免反复的投票被瓜分。超过10s没有leader的情况都是因为投票被瓜分的情况。
150-150ms的election timeout区间，没有主的时间平均287ms。
系统推荐使用150ms~300ms
参考资料：
In Search of an Understandable Consensus Algorithm