leader选举

日志复制

安全性

1. leader只能commit当前的term的日志，不能提交其他term的日志
2. leader只能增加当前的日志，不能删除以前item提交的日志
3. 只能选择日志最新的节点为leader
4. 匹配特性，通俗来讲，就是要保证日志序列要一致

preVote 阶段

preVote 投票阶段

1. 投票节点需要判断leader是否存在，并且心跳并没有超时
2. 投票节点的时候需要判断被投票的节点的日志要大于本节点
3. 被投票节点是否能够获得一半以上的点然后才能新增 term 然后再发起leader 选举

preVote阶段的作用

1. 防止某个节点因为出现分区后，恢复后，再次发起leader选举，这样会影响到集群的稳定性（因为有新的term的话，那么leader就会退化为follow状态），此处因为他会先进入prevote阶段，因为此时该阶段回去判断是否日志索引记录多少，因此该节点不能进入leader选举流程（禁止进入leader选举，新增term）

2. 如果出现网络分区（注意分区后节点数还是和分区前是一样的）
   如果新分区的节点需要经过preVote
   因为此时其他节点大概率还是保持和leader通信的

3. 集群成员变更的时候，下线C-old节点的时候，可能会因为暂时失联再发起leader选举

集群成员变更

参考连接

etcd raft实践

etcd raft写流程时序图

问题

如何保障消息的幂等性，不能重复提交

1. etcd中状态机（持久化数据库）中会存储“一致性索引consistent index”，这个是raft index（已提交日志索引） 的持久化，可以对比两个index可以防止重复提交情况，
2. 如果说写入WAL日志成功了，然后写入状态机（持久化数据库）失败了，客户端返回失败了，客户端发起新的提交怎么办？这个就需要客户端也要保重幂等性，判断改请求是否已提交

如何保障消息的原子性，不能提交一半

3. 如果宕机后，也可以重建日志（通过重放WAL日志），保障原子性
4. 持久化数据库也会保障 “日志条目写入”以及“一致性索引consistent index”的原子性的写入（保证不会只写入其中一个），原理是通过 shading page 的方式实现，可自己查阅 资料

raft wal日志的作用是

1. 如果宕机后，也可以重建日志（通过重放WAL日志），保障原子性
2. 提高写入性能（顺序写入）

MVCC方式的作用

1. 提高性能，可以实现并发的写，因为有不同的版本
2. 可以实现查询历史版本
3. 可以实现事务操作，每个事务都会有一个版本（大版本，小版本（事务中不同的操作都会有一个小版本））

etcd 中如何实现读读并发的

1. etcd 中只会从buffer中读取，如果buffer中没有的话，再从状态机（持久化数据库）中查询
2. buffer的查询不会阻碍到更新，因为更新是直接更新（持久化数据库），更新成功后 再进行buffer的更新

etcd中ACID的特性

1. 原子性和持久性
   1. 如果宕机后，也可以重建日志（通过重放WAL日志），保障原子性
   2. 持久化数据库也会保障 “日志条目写入”以及“一致性索引consistent index”的原子性的写入（保证不会只写入其中一个），原理是通过 shading page 的方式实现，可自己查阅 资料
2. 隔离性
   1. etcd 保证提交读的级别，都是当前读，不可保证可重复读，etcd 不会读到未提交读的部分
   2. 如果要保证可重复读，需要业务逻辑自己版本，cas操作
3. 一致性
   1. 如果业务需要保证可重复读级别，就需要业务逻辑保证一致性

要区分etcd中的事务以及boltdb中的事务的区别

1. etcd中的事务，可以实现读读、读写、写写并发，提高性能，不需要加锁
2. 但是boltdb的事务，写写并发是需要加锁的，并且要根据版本号顺序的提交（提交和写入是异步的），写入只是写入内存，提交才需要写入日志中，并且写入和提交是要互斥的（防止写入一半就提交了）