分布式共識(shí)及Raft簡(jiǎn)介
所謂分布式共識(shí)（consensus）则吟，與CAP理論中的一致性（consistency）其實(shí)是異曲同工序无，就是在分布式系統(tǒng)中先誉，所有節(jié)點(diǎn)對(duì)同一份數(shù)據(jù)的認(rèn)知能夠達(dá)成一致望迎。保證集群共識(shí)的算法就叫共識(shí)算法搜骡，它與一致性協(xié)議這個(gè)詞也經(jīng)嘲雎保互相通用稿壁。
當(dāng)今最著名的共識(shí)算法就是Paxos算法幽钢。它由Leslie Lamport在1990年提出，很長(zhǎng)時(shí)間以來(lái)都是一致性的事實(shí)標(biāo)準(zhǔn)傅是。但是它有兩個(gè)不小的缺點(diǎn)：難以理解和證明匪燕，難以在實(shí)際工程中實(shí)現(xiàn)绍绘。Google Chubby的工程師就曾有以下的評(píng)論：
There are significant gaps between the description of the Paxos algorithm and the needs of a real-world system... the final system will be based on an unproven protocol.
于是2014年滤否，來(lái)自斯坦福的兩位大佬Diego Ongaro與John Ousterhout通過(guò)論文《In Search of an Understandable Consensus Algorithm》提出了一個(gè)新的共識(shí)算法Raft贬墩。從題目就可以看出肠牲，Raft的特點(diǎn)就是容易理解，在此基礎(chǔ)上也容易實(shí)現(xiàn)迟隅，因此在real world中啼止，它的應(yīng)用也比Paxos要廣泛锦聊，比較有名的如etcd梗劫、Kudu等享甸。
Raft為了達(dá)到易懂易用的目標(biāo)截碴，主要做了兩件事：一是分解問(wèn)題（decomposition）梳侨，即將復(fù)雜的分布式共識(shí)問(wèn)題拆分為領(lǐng)導(dǎo)選舉（leader election）、日志復(fù)制（log replication）和安全性（safety）三個(gè)子問(wèn)題日丹，并分別解決走哺；二是壓縮狀態(tài)空間（state space reduction），相對(duì)于Paxos算法而言施加了更合理的限制哲虾，減少因?yàn)橄到y(tǒng)狀態(tài)過(guò)多而產(chǎn)生的不確定性丙躏。
下面先簡(jiǎn)要介紹共識(shí)算法的基礎(chǔ)——復(fù)制狀態(tài)機(jī)，然后就來(lái)按順序研究Raft是如何解決三個(gè)子問(wèn)題的束凑。
復(fù)制狀態(tài)機(jī)
在共識(shí)算法中晒旅，所有服務(wù)器節(jié)點(diǎn)都會(huì)包含一個(gè)有限狀態(tài)自動(dòng)機(jī)，名為復(fù)制狀態(tài)機(jī)（replicated state machine）汪诉。每個(gè)節(jié)點(diǎn)都維護(hù)著一個(gè)復(fù)制日志（replicated logs）的隊(duì)列废恋，復(fù)制狀態(tài)機(jī)會(huì)按序輸入并執(zhí)行該隊(duì)列中的請(qǐng)求，執(zhí)行狀態(tài)轉(zhuǎn)換并輸出結(jié)果扒寄∮愎模可見(jiàn)，如果能保證各個(gè)節(jié)點(diǎn)中日志的一致性该编，那么所有節(jié)點(diǎn)狀態(tài)機(jī)的狀態(tài)轉(zhuǎn)換和輸出也就都一致迄本。共識(shí)算法就是為了保障這種一致性的，下圖示出簡(jiǎn)單的復(fù)制狀態(tài)機(jī)及其相關(guān)架構(gòu)课竣。
- 某個(gè)節(jié)點(diǎn)的共識(shí)模塊（包含共識(shí)算法的實(shí)現(xiàn)）從客戶端接收請(qǐng)求嘉赎。
- 該共識(shí)模塊將請(qǐng)求寫(xiě)入自身的日志隊(duì)列置媳，并與其他節(jié)點(diǎn)的共識(shí)模塊交流，保證每個(gè)節(jié)點(diǎn)日志都相同公条。
- 復(fù)制狀態(tài)機(jī)處理日志中的請(qǐng)求半开。
- 將輸出結(jié)果返回給客戶端。
領(lǐng)導(dǎo)選舉
節(jié)點(diǎn)狀態(tài)與轉(zhuǎn)移規(guī)則
根據(jù)分布式系統(tǒng)的Quorum機(jī)制與NRW算法赃份，集群中半數(shù)以上節(jié)點(diǎn)可用時(shí)寂拆，就能正確處理分布式事務(wù)，因此Raft集群幾乎都使用奇數(shù)節(jié)點(diǎn)抓韩，可以防止腦裂并避免浪費(fèi)資源纠永。采用ZAB協(xié)議的ZooKeeper集群也是如此。
在Raft集群中谒拴，任意節(jié)點(diǎn)同一時(shí)刻只能處于領(lǐng)導(dǎo)者（leader）尝江、跟隨者（follower）、候選者（candidate）三種狀態(tài)之一英上。下圖示出節(jié)點(diǎn)狀態(tài)的轉(zhuǎn)移規(guī)則炭序。
可見(jiàn)，集群建立時(shí)所有節(jié)點(diǎn)都是跟隨節(jié)點(diǎn)苍日。如果在一定時(shí)間過(guò)后發(fā)現(xiàn)沒(méi)有領(lǐng)導(dǎo)節(jié)點(diǎn)惭聂，就會(huì)切換到候選狀態(tài)，發(fā)起選舉相恃。得到多數(shù)票的候選者就會(huì)成為領(lǐng)導(dǎo)節(jié)點(diǎn)辜纲。如果候選節(jié)點(diǎn)或當(dāng)前領(lǐng)導(dǎo)節(jié)點(diǎn)發(fā)現(xiàn)了更新的領(lǐng)導(dǎo)者，就會(huì)主動(dòng)退回跟隨狀態(tài)拦耐。
領(lǐng)導(dǎo)節(jié)點(diǎn)全權(quán)負(fù)責(zé)管理復(fù)制日志耕腾，也就是從客戶端接收請(qǐng)求，復(fù)制到跟隨節(jié)點(diǎn)杀糯，并告訴跟隨節(jié)點(diǎn)何時(shí)可以處理這些請(qǐng)求扫俺。如果領(lǐng)導(dǎo)節(jié)點(diǎn)故障或斷開(kāi)連接，就會(huì)重新進(jìn)行選舉固翰±俏常可見(jiàn)，領(lǐng)導(dǎo)節(jié)點(diǎn)的存在大大簡(jiǎn)化了共識(shí)算法的設(shè)計(jì)倦挂。
領(lǐng)導(dǎo)任期
在上面的圖中出現(xiàn)了任期（term）這個(gè)詞畸颅。領(lǐng)導(dǎo)者并不是一直“在位”的，工作一段時(shí)間之后方援，就會(huì)選舉出新的領(lǐng)導(dǎo)者來(lái)接替它没炒。
由上圖可見(jiàn)，藍(lán)色表示選舉時(shí)間段，綠色表示選舉出的領(lǐng)導(dǎo)者在位的時(shí)間段送火，這兩者合起來(lái)即稱作一個(gè)任期拳话，其計(jì)數(shù)值是自增的。任期的值就可以在邏輯上充當(dāng)時(shí)間戳种吸，每個(gè)節(jié)點(diǎn)都會(huì)保存一份自己所見(jiàn)的最新任期值弃衍，稱為currentTerm。另外坚俗，如果因?yàn)槠睌?shù)相同镜盯，沒(méi)能選出領(lǐng)導(dǎo)，就會(huì)立即再發(fā)起新的選舉猖败。
選舉流程
如果一個(gè)或多個(gè)跟隨節(jié)點(diǎn)在選舉超時(shí)（election timeout）內(nèi)沒(méi)有收到領(lǐng)導(dǎo)節(jié)點(diǎn)的心跳（一個(gè)名為AppendEntries的RPC消息速缆，本意是做日志復(fù)制用途，但此時(shí)不攜帶日志數(shù)據(jù)）恩闻，就會(huì)發(fā)起選舉流程：
- 增加本地的currentTerm值艺糜；
- 將自己切換到候選狀態(tài)；
- 給自己投一票幢尚；
- 給其他節(jié)點(diǎn)發(fā)送名為RequestVote的RPC消息破停，請(qǐng)求投票；
- 等待其他節(jié)點(diǎn)的消息尉剩。
根據(jù)其他節(jié)點(diǎn)回復(fù)的消息真慢，會(huì)出現(xiàn)如下三種結(jié)果：
- 收到多數(shù)節(jié)點(diǎn)的投票，贏得選舉边涕，成為領(lǐng)導(dǎo)節(jié)點(diǎn)晤碘；
- 收到其他當(dāng)選節(jié)點(diǎn)發(fā)來(lái)的AppendEntries消息，轉(zhuǎn)換回跟隨節(jié)點(diǎn)功蜓；
- 選舉超時(shí)后沒(méi)收到多數(shù)票，也沒(méi)有其他節(jié)點(diǎn)當(dāng)選宠蚂，就保持候選狀態(tài)重新選舉式撼。
獲得多數(shù)票的節(jié)點(diǎn)只要當(dāng)選，就會(huì)立即給其他所有節(jié)點(diǎn)發(fā)送AppendEntries求厕，避免再次選舉著隆。另外，在同一任期內(nèi)呀癣，每個(gè)節(jié)點(diǎn)只能投一票美浦，并且先到先得（first-come-first-served），也就是會(huì)把票投給RequestVote消息第一個(gè)到達(dá)的那個(gè)節(jié)點(diǎn)项栏。
至于上面的第三種情況浦辨，也就是所謂“split vote”現(xiàn)象，容易在很多跟隨者變成候選者時(shí)出現(xiàn)沼沈，因?yàn)闆](méi)有節(jié)點(diǎn)能得到多數(shù)票流酬，選舉有可能無(wú)限繼續(xù)下去币厕。所以，Raft設(shè)置的選舉超時(shí)并不是完全一樣的芽腾，而是有些許隨機(jī)性旦装，來(lái)盡量使得投票能夠集中到那些較“快”的節(jié)點(diǎn)上。
日志復(fù)制
日志格式
領(lǐng)導(dǎo)節(jié)點(diǎn)選舉出來(lái)后摊滔，集群就可以開(kāi)始處理客戶端請(qǐng)求了阴绢。前面已經(jīng)說(shuō)過(guò)，每個(gè)節(jié)點(diǎn)都維護(hù)著一個(gè)復(fù)制日志的隊(duì)列艰躺，它們的格式如下圖所示旱函。
可見(jiàn)，日志由一個(gè)個(gè)按序排列的entry組成描滔。每個(gè)entry內(nèi)包含有請(qǐng)求的數(shù)據(jù)棒妨，還有該entry產(chǎn)生時(shí)的領(lǐng)導(dǎo)任期值。在論文中含长，每個(gè)節(jié)點(diǎn)上的日志隊(duì)列用一個(gè)數(shù)組log[]表示券腔。
復(fù)制流程
當(dāng)客戶端發(fā)來(lái)請(qǐng)求時(shí)，領(lǐng)導(dǎo)節(jié)點(diǎn)首先將其加入自己的日志隊(duì)列拘泞，再并行地發(fā)送AppendEntries RPC消息給所有跟隨節(jié)點(diǎn)纷纫。領(lǐng)導(dǎo)節(jié)點(diǎn)收到來(lái)自多數(shù)跟隨者的回復(fù)之后，就認(rèn)為該請(qǐng)求可以提交了（見(jiàn)圖中的commited entries）陪腌。然后辱魁，領(lǐng)導(dǎo)節(jié)點(diǎn)將請(qǐng)求應(yīng)用（apply）到復(fù)制狀態(tài)機(jī)，并通知跟隨節(jié)點(diǎn)也這樣做诗鸭。這兩步做完后染簇，就不會(huì)再回滾。
這種從提交到應(yīng)用的方式與最基礎(chǔ)的一致性協(xié)議——兩階段提交（2PC）有些相似强岸，但Raft只需要多數(shù)節(jié)點(diǎn)的確認(rèn)锻弓，并不需要全部節(jié)點(diǎn)都可用。
注意在上圖中蝌箍，領(lǐng)導(dǎo)節(jié)點(diǎn)和4個(gè)跟隨節(jié)點(diǎn)的日志并不完全相同青灼，這可能是由于跟隨節(jié)點(diǎn)反應(yīng)慢、網(wǎng)絡(luò)狀況差等原因妓盲。領(lǐng)導(dǎo)節(jié)點(diǎn)會(huì)不斷地重試發(fā)送AppendEntries杂拨，直到所有節(jié)點(diǎn)上的日志達(dá)到最終一致，而不實(shí)現(xiàn)強(qiáng)一致性悯衬。這就是CAP理論中在保證P的情況下弹沽，C與A無(wú)法兼得的體現(xiàn)。
日志復(fù)制的過(guò)程仍然遺留了一個(gè)問(wèn)題：如果領(lǐng)導(dǎo)或者跟隨節(jié)點(diǎn)發(fā)生異常情況而崩潰，如何保證日志的最終一致性贷币？它屬于下面的安全性問(wèn)題中的一部分击胜，稍后會(huì)解答它。
安全性
安全性是施加在領(lǐng)導(dǎo)選舉役纹、日志復(fù)制兩個(gè)解決方案上的約束偶摔，用于保證在異常情況下Raft算法仍然有效，不能破壞一致性促脉，也不能返回錯(cuò)誤的結(jié)果辰斋。所有分布式算法都應(yīng)保障安全性，在其基礎(chǔ)上再保證活性（liveness）瘸味。
Raft協(xié)議的安全性保障有5種宫仗，分別是：選舉安全性（election safety）、領(lǐng)導(dǎo)者只追加（leader append-only）旁仿、日志匹配（log matching）藕夫、領(lǐng)導(dǎo)者完全性（leader completeness）、狀態(tài)機(jī)安全性（state machine safety） 枯冈。下面分別來(lái)看毅贮。
選舉安全性
選舉安全性是指每個(gè)任期內(nèi)只允許選出最多一個(gè)領(lǐng)導(dǎo)。如果集群中有多于一個(gè)領(lǐng)導(dǎo)尘奏，就發(fā)生了腦裂（split brain）滩褥。根據(jù)“領(lǐng)導(dǎo)選舉”一節(jié)中的描述，Raft能夠保證選舉安全炫加，因?yàn)椋?/p>
- 在同一任期內(nèi)瑰煎，每個(gè)節(jié)點(diǎn)只能投一票；
- 只有獲得多數(shù)票的節(jié)點(diǎn)才能成為領(lǐng)導(dǎo)俗孝。
領(lǐng)導(dǎo)者只追加
在講解日志復(fù)制時(shí)酒甸，我們可以明顯地看出，客戶端發(fā)出的請(qǐng)求都是插入領(lǐng)導(dǎo)者日志隊(duì)列的尾部驹针，沒(méi)有修改或刪除的操作烘挫。這樣可以使領(lǐng)導(dǎo)者的行為盡量簡(jiǎn)單化，使之沒(méi)有任何不確定的行為柬甥，同時(shí)也作為下一節(jié)要說(shuō)的日志匹配的基礎(chǔ)。
日志匹配
日志匹配的具體描述如下其垄。
如果兩個(gè)節(jié)點(diǎn)的日志隊(duì)列中苛蒲，兩個(gè)entry具有相同的下標(biāo)和任期值，那么：
- 它們攜帶的客戶端請(qǐng)求相同绿满；
- 它們之前的所有entry也都相同臂外。
第一點(diǎn)自然由上一節(jié)的“領(lǐng)導(dǎo)者只追加”特性來(lái)保證，而第二點(diǎn)則由AppendEntries RPC消息的一個(gè)簡(jiǎn)單機(jī)制來(lái)保證：每條AppendEntries都會(huì)包含最新entry之前那個(gè)entry的下標(biāo)與任期值，如果跟隨節(jié)點(diǎn)在對(duì)應(yīng)下標(biāo)找不到對(duì)應(yīng)任期的日志漏健，就會(huì)拒絕接受并告知領(lǐng)導(dǎo)節(jié)點(diǎn)嚎货。
有了日志匹配特性，就可以解決日志復(fù)制中那個(gè)遺留問(wèn)題了蔫浆。假設(shè)由于節(jié)點(diǎn)崩潰殖属，跟隨節(jié)點(diǎn)的日志出現(xiàn)了多種異常情況，如下圖瓦盛。
注意圖中不是6個(gè)跟隨節(jié)點(diǎn)洗显，而是6種可能的情況。比如a和b是丟失了entry原环，c和d是有多余的未提交entry挠唆，e和f則是既有丟失又有冗余。這時(shí)領(lǐng)導(dǎo)節(jié)點(diǎn)就會(huì)找到兩個(gè)日志隊(duì)列中最近一條匹配的日志點(diǎn)嘱吗，將該點(diǎn)之后跟隨節(jié)點(diǎn)的所有日志都刪除玄组，然后將自己的這部分日志復(fù)制給它。例如對(duì)于上圖中的情況e來(lái)說(shuō)谒麦，最近一條匹配的日志下標(biāo)為5俄讹，那么5之后的所有entry都會(huì)被刪除，被替換成領(lǐng)導(dǎo)者的日志弄匕。
領(lǐng)導(dǎo)者完全性
領(lǐng)導(dǎo)者完全性是指颅悉，如果有一條日志在某個(gè)任期被提交了，那么它一定會(huì)出現(xiàn)在所有任期更大的領(lǐng)導(dǎo)者日志里迁匠。這也是由兩點(diǎn)來(lái)決定的：
- 日志提交的定義：該條日志被成功復(fù)制到多數(shù)節(jié)點(diǎn)才算是提交剩瓶；
- 選舉投票的附加限制：只有當(dāng)節(jié)點(diǎn)A的日志比節(jié)點(diǎn)B的日志更新時(shí)，B才可能會(huì)投票給A城丧。也就是說(shuō)延曙，如果一個(gè)候選節(jié)點(diǎn)沒(méi)有包含所有被提交的日志，那么它一定不會(huì)被選舉為領(lǐng)導(dǎo)亡哄。
根據(jù)這兩個(gè)描述枝缔，每次選舉出的領(lǐng)導(dǎo)節(jié)點(diǎn)一定包含有最新的日志，因此只存在跟隨節(jié)點(diǎn)從領(lǐng)導(dǎo)節(jié)點(diǎn)更新日志的情況蚊惯，而不會(huì)反過(guò)來(lái)愿卸，這也使得一致性邏輯更加簡(jiǎn)化，并且為下面的狀態(tài)機(jī)安全性提供保證截型。
狀態(tài)機(jī)安全性
狀態(tài)機(jī)安全性是說(shuō)趴荸，如果一個(gè)節(jié)點(diǎn)已經(jīng)向其復(fù)制狀態(tài)機(jī)應(yīng)用了一條日志中的請(qǐng)求，那么對(duì)于其他節(jié)點(diǎn)的同一下標(biāo)的日志宦焦，不能應(yīng)用不同的請(qǐng)求发钝。這句話就很拗口了顿涣，因此我們來(lái)看一種意外的情況。
- 在時(shí)刻a酝豪，節(jié)點(diǎn)S1是領(lǐng)導(dǎo)者涛碑，第2個(gè)任期的日志只復(fù)制給了S2就崩潰了。
- 在時(shí)刻b孵淘，S5被選舉為領(lǐng)導(dǎo)者蒲障，第3個(gè)任期的日志還沒(méi)來(lái)得及復(fù)制，也崩潰了夺英。
- 在時(shí)刻c晌涕，S1又被選舉為領(lǐng)導(dǎo)者，繼續(xù)復(fù)制日志痛悯，將任期2的日志給了S3余黎。此時(shí)該日志復(fù)制給了多數(shù)節(jié)點(diǎn)，但還未提交载萌。
- 在時(shí)刻d惧财，S1又崩潰，并且S5重新被選舉為領(lǐng)導(dǎo)者扭仁，將任期3的日志復(fù)制給S0~S4垮衷。
這里就有問(wèn)題了，在時(shí)刻c的日志與新領(lǐng)導(dǎo)者的日志發(fā)生了沖突乖坠，此時(shí)狀態(tài)機(jī)是不安全的搀突。
為了解決該問(wèn)題，Raft不允許領(lǐng)導(dǎo)者在當(dāng)選后提交“前任”的日志熊泵，而是通過(guò)日志匹配原則仰迁，在處理“現(xiàn)任”日志時(shí)將之前的日志一同提交。具體方法是：在領(lǐng)導(dǎo)者任期開(kāi)始時(shí)顽分，立刻提交一條空的日志徐许，所以上圖中時(shí)刻c的情況不會(huì)發(fā)生，而是像時(shí)刻e一樣先提交任期4的日志卒蘸，連帶提交任期2的日志雌隅。就算此時(shí)S1再崩潰，S5也不會(huì)重新被選舉了缸沃。
The End
如果想要更直觀地理解Raft恰起，建議參考這里，是一個(gè)用動(dòng)畫(huà)來(lái)描述該算法的網(wǎng)頁(yè)趾牧，形象生動(dòng)村缸。
