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开始前，如果没有读前篇文章《分散体系结构限制理论》CAP定理，建议先读分散系统的界限来理解。强一致性必须在财务结算、票务系统等方面得到保证，本文介绍强一致性系列算法。

任期听起来就像是领导们唯一需要的东西。是的，但是Raft为了实现容错，集群内的任何节点都可能成为候选节点，领导失败后可能参加领导选举，所以每个节点都应该知道当前的任期。

任期是严格增加的数字，因为Raft是强有力的领导模式，所以任期中最多有一位领导。只有有领导的时候才能提供。下面的图是例子。每次任期开始，都有领导人选举，其次是团体外部时间。每届任期，这个小组在领导失败后开始下一次选举。因此，各任期的长度不一定，领导人选举失败的任期也有可能。因为现在任期内没有指导者，所以下一次的指导选举是直接进行的。

在上一篇文章中，Cp模型通常分为两个阶段Two-Phase Commit、2PC。这是Raft需要将日志从数据状态机中分离出来的原因。日志的制作是第一阶段，数据状态机的变更是第二阶段。下面的图假定各新的日志满足变更数据状态的条件，根据日志的指示数据状态发生变化。

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各节点刚启动时，是跟随者。跟从者保持领导的心率信息的计时器。根据计时器的倒计时结果，有以下两种可能性。

候选：如果计时器计数为0，则不接收读取器的心跳数或其他候选者的信息。追随者们决定这个团体没有领导人，开始了成为候选人的选举。节点从跟从者变成候选人的话，任期增加1个，给自己投票。如上所述，由于一届任期最多只有一位领导，因此节点在选举开始时任期内增加一位领导。该节点认为上一届任期已结束，并进入下一届任期。

当领导：当候选人获得半数以上的选票时，候选人将自己的状态改变为领导，并开始向其他节点发送令人激动的信息。

回复者：如果候选人在选举中发现了同一任期的领导人或更高任期的领导人，他将把自己的地位放回追随者手中。

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任期高的人不能分配给任期低的人，日志索引高的人不能分配给日志索引低的人。这是为了确认日志只有最完整的节点才是引线。

如果候选人达到上位，则节点将优先发送最早投票请求的候选人。

各节点在任期内只能投1票。

因此，Raft在集群存在于外部的情况下，只有至少一半以上的节点具有完整的日志的情况下，没有完整日志的节点可以存在于无法正常回复对最新日志的写入请求的外部。

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Raft虽然描述了操作机制，但是Raft在设计上随机选择两个巧妙的超时时间，回顾两个阶段的优化和提交了分区允许误差。

从跟随者到候补者的GIF中，由于每个节点的定时器变为倒数的时间不同，节点会很快成为候补者，或者变为倒数。这个设计是为了节点同时开始投票，分散选票，避免选举失败而设计的。由于各选举任期仅在有领导人的情况下对外进行，Raft尽量保证选举的成功，提议节点不频繁地开始选举Raft论文中将超时设定在150300ms之间。

在前篇中，第二阶段的提交应当在集群执行阶段完成后回复客户，但是在Raft中，因为在执行阶段完成后仅在读取器完成之后回复客户Raft的优化等于省略的一半消息传播。

在上一篇文章中，Raft如何处理分区容错问题，以以下GIF为例，Raft一旦集群分区，确实有可能重新创建两个读取器的脑裂痕问题日志。只有在许多节点响应成功后，领导才能帮助客户。因此，无论分区如何断开，只有一个分区的一半以上的节点存在。因此，只有一个领导才能对外继续。即使其他领导接受了客户的要求，也只能反复失败。

上次，两个阶段的提交匹配了集群中许多节点的状态，并且强一致性、Raft可以优化经典的两个阶段的提交，并且可以更容易地实现强一致性的过程。拜占庭福德算法pBFT将两级提交提升到三级提交，通过改变过程避免了节点的一些错误，未能获得共识。