Raft 共识

Raft 在超时、消息延迟和领导者切换中维护复制日志的安全。本课用五服务器展示选举、当前任期提交，再把网络分成两侧：少数派可以保存新条目，但不能仅凭少数副本把它提交。

五人各持一份编号账本，领导者追加新行；当前任期的行要有三份副本证据，才越过提交边界。只写在两份上的未提交内容，可能被后来的合法领导者替换。

Raft 如何工作

画布主要状态是角色、current term、log。角色为 Follower、Candidate、Leader；term 是选举任期。日志条目由 index 与 term 共同识别，4/t5、4/t6 同位置不同条目。

Follower 接收领导者的周期 AppendEntries 心跳。选举计时到期后，增加任期、成为 Candidate、给自己投票并发送 RequestVote。每个服务器每任期最多投一票，且候选日志至少与自己的日志一样新才授票。Raft 比较最后条目的任期，再比较索引；不能只比较日志长度。五服务器须三票，超时或自投一票还不是领导者。

Leader 收到命令，先追加本地日志，再发 AppendEntries。RPC 带 prevLogIndex、prevLogTerm，接收者用它验证前缀匹配，再处理后续条目。

存储与提交分开。日志格出现条目不表示 commitIndex 已移动。对当前任期条目，Leader 知道多数派已保存后才能推进 commitIndex；Follower 稍后通过 AppendEntries 的 leaderCommit 得知边界，各自更新，没有全局同时切换的开关。

选举与复制都用三比五，但证据不同。票数条标 votes，复制条标 replicas(index n)，不能把某次选举三票当成某条日志已复制三份。

逐步演示

默认 Minority partition 先健康运行，再在 2|3 分区两侧各写一条。步骤按因果边界组织，未列出全部 RPC。

1. S1 是任期 5 的 Leader，五台都已提交到 index 3。
2. 网络分成两侧，S1 只连得上 S2，仍自认为 Leader。
3. S1 接受 set y=7，本地追加未提交 4/t5。
4. S2 保存并回复，两份副本，但两侧相关 commitIndex 仍为 3。
5. 少数派证据停在 2/5，不能提交这条新写入。
6. 比较 quorum：两个二节点集合可不相交，任意两个三节点多数集合必相交。
7. 另一侧 S3 超时，进入任期 6，自投一票。
8. S4、S5 授票，{S3,S4,S5} 达到 3/5，S3 当选。
9. S3 接受 set z=8，也使用 index 4，但 term=6。
10. S4 保存 4/t6 并确认，只有两份，仍不能提交。
11. S5 保存第三份并回复，使 S3 得到多数证据。
12. S3 推进 commitIndex 到 4，并应用 set z=8。
13. 网络恢复，S1 持有 4/t5，S3 持有已提交 4/t6。
14. S1 观察到任期 6，先退回 Follower。
15. 前缀检查发现双方一致到 3/t5，index 4 冲突。
16. S1 删除未提交 4/t5，安装 4/t6，按提交边界应用命令。
17. 结果显示：少数派那条写入曾占磁盘，却未进入已提交历史。

Election + commit 预设提供更短的首次流程。它故意区分第三份副本已存在、确认到达 Leader、多数证据确定、commitIndex 前进四件事。

多数派为何必须相交

固定五节点中任选两个三节点集合，至少共用一台。Raft 把这一交集与每任期一票、日志新旧检查、当前任期提交规则结合，跨任期保留已提交前缀。交集本身不能替代这些规则。

分区期间画布可同时出现 S1/t5 与 S3/t6 两个本地 Leader 视图。它们不是同任期的两个合法当选者；S1 尚未听说新任期，只有 S3 一侧能形成多数并继续提交。

恢复后 S1 先按高任期纠正角色，再用 index/term 检查前缀、替换未提交后缀。客户端若把少数派的本地追加当成功，就会把之后可被删除的值误认为已确认结果。

对服务实现的影响

本地追加或一个 Follower 回复不够确认提交，Leader 需要多数复制证据，并遵守任期规则。有的服务在提交后回复，有的还等状态机应用。超时重试仍需请求 ID 或去重；Raft 排序命令，不自动让重复客户端调用只执行一次。

三个投票服务器可容忍一个不可用，五个可容忍两个，前提是剩余多数可通信并满足协议进展条件。五节点写入需要三份而非两份证据，容错、延迟与资源开销需要权衡。这常适合控制面和元数据等需要一致决策的状态。

边界情况

• 两个 Leader 标签可以属于不同任期的本地看法。新消息到达前，旧角色认知不会自动消失。
• 同 index 不同 term 是冲突，只比较 index 会漏掉 4/t5 与 4/t6。
• 未提交副本可留在少数派一段时间。协议不要求立刻删除，而要求不能把不满足规则的内容当提交。
• Follower 提交滞后：S2 可存到 index 3，commitIndex 仍为 2；后续心跳传递的新边界有实际作用。
• Election + commit 聚焦运行中，S4、S5 延迟，前三台仍能选举、提交，不必等全员。
• votedFor 属于任期，新任期可重新投票，不是在旧任期重复投票。
• 旧任期条目不能只靠当前副本计数直接推进提交。Leader 提交当前任期条目时，前面的前缀才随之间接提交。

常见错误

• 超时就标 Leader，忽略候选者还需三票。
• 本地 append 就标 committed，一份只是复制计数的起点。
• 五台取两台作多数。门槛为 floor(5/2)+1=3。
• 要求所有 commitIndex 同时变化，各服务器边界知识是本地的。
• 认为网络分区让所有写入都停。此例三台侧可继续，两台侧不能提交新条目。
• 先修日志再把高任期当平局规则。高任期先改变角色，前缀规则再决定替换内容。
• 认为每条存过的日志都必须保留。保证针对已提交历史，默认 4/t5 被删除正是预期行为。
• 必须五台全确认。否则两个慢节点就会阻塞整个集群，与多数派机制不同。

模型范围

固定五台、每步一个聚焦 RPC、确定的选举期限、场景内不重排消息。只画携带新提交边界的两次心跳，省略空闲心跳的周期调度、重试、批处理、持久化延迟、成员变更、pre-vote、联合共识、日志压缩与快照。分区修复直接到匹配前缀，不展示每次 nextIndex 回退；结尾 S2 的相同修复留作协议后续，不再重复画。投票与当前任期提交规则是真实规则，时间经过编排以展示证据。