共识算法Raft

引入

在分布式系统中，为了消除单点提高系统可用性，通常会创建副本来进行容错，但这会带来另一个问题就是，如何保证多个副本之间的数据一致性。

为了解决这个问题，计算机行内就提出了共识算法，它允许多个分布式节点就某个值或一系列值达成一致性协议，即使在一些节点发生故障、网络分区或其他问题的情况下，共识算法也能保证系统的一致性和数据的可靠性。

常见的共识算法有：Zab、Paxos、Raft。

• Paxos：一种经典的共识算法，用于解决分布式系统中的一致性问题。业内某知名程序猿曾经提经过说，共识算法本质上只有Paxos一种，其他就是对该共识算法的变种。
• Raft：一种较新的共识算法，Paxos不易实现，Raft则是对其的简化和改进，旨在易于理解和实现。
• Zab：ZooKeeper使用的共识算法，基于Paxos算法，并且大部分和Raft相同。主要区别就是对于Leader的任期，Zap叫做epoch，Raft叫做term；还有就是Raft是Leader向Follower发送心跳包，而Zab则刚好相反。
• Gossip：该算法没有Leader和Follower之分，每个节点都是对等的。当节点中数据改动时，都会告知其他节点。

概述

总的来说，Raft算法是一种共识算法，他的作用就是实现多个节点的数据一致性。

当我们构建一个Raft集群，并对其内部进行一系列的读写操作时，集群内部是如何工作的呢？

1. Raft集群必须存在一个主节点，客户端向集群发起的写操作必须由主节点处理，所以Raft核心算法的第一部分就是选主。假设当前Raft集群没有主节点，那就没法工作，先选出一个主节点之后，再去考虑其他的内容。这部分工作在Raft中称为选主。

2. 有了主节点之后，当客户端发送过来写请求时，主节点就会将其进行包装同步给其他节点。在保证大多数节点都同步了本次操作之后，主节点就会给客户端发起响应了。这部分工作在Raft中称为日志复制。

3. 主节点在Raft算法中承担着非常大的责任，所以只有符合条件的节点才能当选主节点。为了保证集群对外展现的一致性，主节点在处理日志时，也一定要谨慎。这部分工作在Raft中称为安全性。

综上所述，Raft算法将一致性问题分解成了选主、日志复制以及安全性。

基本概念

领导者

领导者（Leader），负责处理客户端的所有修改请求，并将这些请求作为日志复制给跟随者（Follower）。在Raft中，Leader会定期向Follower发送心跳消息，以维持自己的领导地位，防止Follower进入选举过程。

跟随者

跟随者（Follower），接受来自Leader的日志，并将这些日志进行转换，应用为自己的内容。跟随者不会直接处理客户端的修改操作，但是可以处理客户端的读请求。

跟随者

候选者（Candidate），当Follower在一段时间内没有收到Leader发送过来的心跳消息时，Follower就会将自己的身份转变，并开始尝试通过投票成为新的Leader。

在Raft算法中，只能存在一个Leader，并且在集群启动时，所有节点的状态都是跟随者的状态，然后一段时间之内没有收到心跳包时，才会把自己转变成候选者，从而发起选举，使得集群出现了领导者，然后领导者就会一直工作直到他发生异常。

任期

在Raft中，领导者是没有固定任期的，当某一节点成为领导者之后，都是持续工作直到它出现异常为止。假设A点开始选举，然后成为领导者直到它发生异常的这段时间之内，都属于该节点的任期。因此，一段任期的开始时间都是从选举开始，然后到领导者不工作为止。假设在选举时间内没有选举成功，那么也算是一个任期，只不过该任期是以没有领导者而结束的。

任期更像是一个逻辑时钟的作用，有了它，就可以发现哪些节点已经过期，每一个节点都会保持一个任期号，然后在通信的时候带上这个值。

任期号会随着时间单调递增，并且每个节点都会存储一个任期号。节点之间通信时都会携带该任期号，如果一个节点的任期号比其他节点小，那么他就会变更自己的任期号到较大那个值。如果一个候选者或者领导者发现自己的任期号过期了，那么他就会变更成跟随者的状态。如果一个节点收到了一个带着过期任期号的节点，那么他就会忽略这次请求。

Raft算法中服务器节点之间采用RPC进行通信，主要有两类RPC请求：

RequestVote RPCs：请求投票，由候选者选举时发出。

AppendEntries RPCs：由领导者发出，用来做日志复制和发送心跳消息。

选主

1. Raft服务集群启动时，所有的节点都是跟随者的角色，并且每个节点都会有一个超时时间，当等待时间超过过期时间时，跟随者就会进入候选者的角色。

2. 由于启动时，并没有领导者，所以等到等待时间超过超时时间之后，跟随者就会转换成候选者的角色，继而发起投票（此时是因为没有刚启动没有领导者，也有可能是领导者宕机了，或者领导者和跟随者之间发生了网络故障问题等）。

3. 当跟随者成为候选者之后，任期号就会自动增长，同时投给自己一票，紧接着就会发生RPC请求，请其他节点也投自己一票，然后就是等待其他节点的响应。

到了此阶段，就会出现三种情况：

4.1 赢得选举（选举成功的定义是超过半数节点同意自己成为领导者）之后，就会立刻广发消息给其他节点，说自己选举成功了，大家都变成跟随者的状态吧。然后其他节点一看自己的任期号并没有人家的大，那就只能乖乖变成跟随者的状态了。

4.2 还没有等到半数票同意呢，并且等待时间没有超过超时时间，结果此时突然发来个消息说你跟随我吧，现在我是领导者。然后自己一看，人家的任期号比自己大会跟自己相等，那就只能老老实实跟着人家了，自己当个跟随者。

4.3 没有得到半数票同意，又超过了等待时间，那就只能保持候选者状态了，然后增加自己的任期号，重新发起一轮选举，此时就又成为了这三种情况的开头。（出现这种情况的原因可能有所有的节点超时时间相同，那么同一时间过期，导致所有的节点只会投自己一票，从而使得永远没有节点能达不到半数票同意，导致始终没有领导者出现。解决这种现象可以给节点搞一个随机超时时间，这就不会造成同一时间过期的现象了，即使有那也是个例，不影响整体架构）。

投票要求：

一个节点只能投一票。

候选者的任期号必须不能比投票者的小。

日志复制

当有写请求过来之后，Leader通过日志复制管理实现各个节点间的数据同步。

状态机

Raft算法一致性的实现，是基于日志复印状态机的。状态机最大的特征就是，不同节点的状态机若当前状态相同，然后接收了相同的输入，则一定会得到相同结果的输出。

流程

1. 领导者在收到客户端的写请求时，就会把请求的内容和自己的任期号进行封装，然后发送给跟随者，征求大家对此内容的意见，并同时将该请求内容封装为日志。

2. 跟随者收到此次请求之后，首先对比任期号。只要任期号不比自己小，并且两者的日志编号等内容相同，那么就会回复领导者同意，并将此内容封装成日志。

3. 当收到半数同意之后，领导者就会将此日志提交到自己的状态机，状态机会输出一个结果，同时日志状态变成了已提交。

4. 然后领导者还会向跟随者发送请求，告诉跟随者把日志进行提交。

5. 跟随者对日志进行了提交，日志状态也就变成了已提交。

6. 领导者向跟随者发送要求提交的请求时，还会给客户端发出响应。

日志是由任期号、日志的索引和命令组成的，为了保证可用性，各个节点的日志可以不完全相同，但是领导者会持续不断的发送内容给跟随者，以促使各个节点的日志最终达到相同。因此，Raft算法是保持最终一致性。

脑裂

脑裂指的是本来是在一个集群中处理消息的节点，因为某些原因而不能通信，导致两端都开始处理消息，从而使得系统混乱，数据错误的现象。

Redis集群存在脑裂现象，在多机房部署中，由于网络连接问题，很容易生成多个分区，而多分区的形成，很容易产生脑裂，从而导致数据出现问题。

在日常生产环境中，三机房的容灾能力是最强的，所以以三机房为例，来进行分析断网之后，出现的五种情况的后果：

情况一

在这种情况中，B与领导者A之间发生了网络问题，B的超时时间一过，B就会成为候选者，给C一发请求，C一看任期号比自己大，所以自己就会成为B的跟随者，而A与B此时不能进行交互，导致A也是领导者，B也是领导者。当有请求来时，A接受请求，但是最终由于票数没有大于一半，不会响应该请求，不过B能够成功响应。这就导致了读请求来时，A给出的数据可能不是正确数据。

综上所述，当领导者和某一跟随者之间无法通信时，就会出现脑裂现象。

情况二：

当B和C同时与A发生了网络故障时，两个跟随者无论谁先到达超时时间都会决出新的领导者，这就导致了三机房中出现了两位领导者，从而出现了脑裂问题。

情况三：

当ABC三者之间都出现了网络故障，此时虽然BC都会去进行选举，但是没有一个能选举成功，所以此时只有A可以提供读服务，BC则不能提供服务。

情况四：

 当出现上述情况时，B会进行选举，但是并不能选举成功，因为它永远得不到半数票的同意，所以并不会出现脑裂现象。并且，B不会对外提供服务，A和C则可以继续正常对外服务。

情况五：

当出现上述情况时，系统仍会正常工作，不会出现任何问题。

综上所述，在三个机房可能出现的五种情况中，也不是都会出现脑裂现象。并且我们发现，出现脑裂现象之后，从前的领导者都是不能响应写请求，因此我们可以在写项目中，加上一个判断就是当领导者长期不能应对写请求时，就自动下线或者进行其他处理。 

领导者宕机处理

请求到达领导者之前挂了：此时请求并没有到达Raft集群，所以Raft集群中并没有任何一个节点会对此请求有任何的处理。当新领导者上线以后，也不会认为有任何的不妥。此时如果客户端有重试机制的话，就会重新发送请求过来，Raft集群进行正常处理。

请求到达领导者，但是领导者还没有发送数据时挂了：新领导者选举出来之后，由于新领导者并没有该请求的任何消息，所以并不会进行任何响应。并且当新领导者同步各个节点时，由于之前的旧领导者有这条消息，旧领导者还会将此消息丢弃出来。

请求向跟随者发送部分之后挂掉了：此时选举出领导者之后，会有两种情况出现。第一种是新领导者有该消息的存在，所以会进行同步，最后返回响应；第二种就是恰好不存在该消息，那么就不会进行同步，也不会发起响应。

领导者向跟随者发送提交后挂掉了：此时已经成功发送了提交，并且提交的同时还会向客户端响应，那已经成功了，此时新领导者上来也不会处理啥，因为已经成功了。

在日志复制中，对一些较为详细的内容并没有介绍到。其实，向跟随者发送日志条目的啥时候，有很多的内容，因为要保证节点的数据一致性，所以就要判断以前的日志条目是否相同。但是由于并不是详细了解其工作原理，所以只进行了一个大致介绍，同学们也只需要大致了解就能应对面试官的大多数问题了。

概述来说，由于各个节点之间数据是不可能每次都能同步成功，并且由于宕机等问题，数据可能确实很多。所以日志复制，基本上是上述的简单流程，不过假设某一结点数据或缺许多时，领导者也会慢慢找到或缺的数据，然后给他全部补上，保持一个数据的最终一致性。

总的来说，Raft共识算法就是用来保证集群中数据一致性的。为了保证其数据一致性，内部大概分成了选主、日志复制、安全性等内容。 

应用场景

1. 在Redis中，使用哨兵机制时，当Redis主节点发生问题之后，哨兵节点就会进行选主，然后对主从集群进行操作，选主的过程就是使用的Raft算法。

2. 在RabbitMQ构建集群中，仲裁队列内部使用的也是Raft算法。本身创建的是普通队列，这就导致单点问题。不过创建仲裁队列之后，利用Raft算法就可以将队列和消息在不同的节点都进行存储。假设创建队列的节点出现故障之后，其他节点依然能够针对该队列进行工作。