Raft系列2 核心概念（角色&Rules）（原创）

可能是你能找到的最完整最详细的中文版的Raft算法说明博客

内容来源都是原生的论文，可以保证内容的可靠性，并且对论文里面的很多细节做了扩展说明

Role

candidate、follower、leader
role不同，数据结构就不同，遵循的rule也不同

All Server Rules：

1. 如果RPC里面commitIndex>appliedIndex，则更新appliedIndex。

• leader角色中，统计超过半数节点copy成功，那么commitIndex就可以增加，增加完之后，就可以apply 命令到状态机中，最后更新appliedIndex
• Follower角色中，confirm了copy之后，下一个Leader的心跳中会通知更新最新的leaderCommitIndex，然后Follower就会做出对应的调整commitIndex和appliedIndex

2. 无论任何情况下，当RPC返回的term比自己的大时，不管你是什么身份，都成为follower。

• 你当前role是leader，你发AppendEntry RPC消息给follower，结果follower返回一个比你大的term，说明你网络不好，已经有新leader了，所以你要转变角色为follower。而新的leader可能是这个follower，也可能是你不知道的其他节点

• 你当前role是candidate，你发RequestVote RPC消息给follower，结果follower返回一个比你大的term，说明你这轮选举失败了，已经有比你更新的leader了，所以你要转变角色为follower

Followers Rules:

1. Respond to RPCs from candidates and leaders(收到来自leader或者candidate的RPC消息，要响应)
2. If election timeout elapses without receiving AppendEntries RPC from current leader or granting vote to candidate:convert to candidate（在一个心跳超时周期内，如果没收到任何消息，则身份成为candidate)

Candidates Rules:

On conversion to candidate, start election:成为candidate要做的事情
• Increment currentTerm
• Vote for self
• Reset election timer
• Send RequestVote RPCs to all other servers

注意第二条描述，candidate只有监听到newLeader的消息才会服从成为follower，加入老leader抽风了一下，被follower发觉，follower发起candidate后但是未成为new leader时，又收到了老leader的心跳，是不服从，直接拒绝的
• If votes received from majority of servers: become leader
• If AppendEntries RPC received from new leader: convert to follower
• If election timeout elapses: start new election

Leader Rules:

1. 一旦成为leader，第一时间会发一个特殊的心跳给所有的节点，申明地位，阻止小弟们继续选举，并且会发送一个内容为空的log。

2. leader要定时发送消息给小弟们，即使没有写操作，也要发一个空的心跳消息给小弟们

3. leader收到客户端的写的操作是，第一时间是自己持久化这个消息，然后把消息RPC给所有follower，超过半数Node添加好了这个消息的时候，就把这个消息的状态标志为applied，并且反馈client操作成功，最后在下一个心跳消息中通知所有的follower 可以applied这个消息了

4. leader发AppendRPC给follower，如果有的小弟因为日志的序号不对，说明小弟的消息和自己的不一致，有缺失，则更新leader的nextIndex[小弟Index]的值为递减值，重试消息，直到消息完全一致

5. 一旦选举成功：发一个初始化空日志的AE RPC，并且持续保持心跳
   • If command received from client: append entry to local log,respond after entry applied to state machine (§5.3)
   • If last log index ≥ nextIndex for a follower: sendAppendEntries RPC with log entries starting at nextIndex
   • If successful: update nextIndex and matchIndex forfollower (§5.3)
   • If AppendEntries fails because of log inconsistency:decrement nextIndex and retry (§5.3)

• If there exists an N such that N > commitIndex, a majority of matchIndex[i] ≥ N, and log[N].term == currentTerm:set commitIndex = N (§5.3, §5.4)
这里解决的就是前leader遗留给新leader且未commit的命令
比如 S1有 MS1 MS2 MS3 MS4 MS5命令，commitIndex为3，还有MS4 MS5命令未commit，而且并不知道其它Node是否commit了，所以会发一个空命令的 MS6申明地位，这时候，N=6 >commitIndex=3，最终大家都commit了MS6，那么commitIndex=6

通用Rules

1. 1个term里，最多只会有一个leader，如果老leader挂了，新leader在这个term选举又失败了，那么可能一个term里没有leader，但是绝对不会出现2个leader

2. leader-append-only，确保了leader的权威，所有的节点的数据都要保持和leader一样，即使你的log比leader要多，也要服从leader。而且leader不仅不会覆盖自己的log，也不会删除自己的log，所以老leader遗留给新leader的所有的命令都会被commit，不会糟践

3. 日志比对：如果log Index和log Term一样，那么所有的这样的log的内容是一样的

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