分布式强一致性数据库的灵魂 - Raft 算法
内容来源：2017 年 11 月 18 日，PingCAP首席架构师唐刘在“数据技术嘉年华——分会场五：云架构、数据架构”进行《分布式强一致性数据库的灵魂 - Raft 算法的理论和实践》演讲分享。IT 大咖说（微信id：itdakashuo）作为独家视频合作方，经主办方和讲者审阅授权发布。
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摘要
Raft 分布式一致性算法在 2013 年发布，以容易理解、实现方式明确的特点，迅速在业界流行起来。本次分享将介绍 TiDB 如何使用 Raft 算法构建分布式可扩展的后端存储系统，以及 TiDB 在可靠性、可用性、性能等方面对 Raft 做的工程优化。
嘉宾演讲视频及PPT回顾：http://t.cn/RmTm6GF
假设我们有某一个业务要实现数据存储方面的功能，最简单方法就是实现一个节点，所有的数据读写都是通过这一个节点。但是这样会存在各种各样的问题，比如数据量增大后无法承受压力，单节点如何向多节点分布，数据的一致性怎么保证，最严重的就是数据节点挂掉，数据全部丢失了。
为了解决节点损坏的问题，业界通用的方案是采用Replication，在Master写数据的时候挂多个Slave，写完后保证将log同步到Slave，这样的流程下来才能认为写入是成功的。
通常情况下为了保证性能，我们都会使用异步复制（Async Replication），不过会产生一些问题。当Master挂掉了之后很有可能有些数据并没有同步到Slave，这时候如果把这个Slave提升到新的Master就会面临数据丢失的问题。
强同步（Sync Replication）解决了异步复制（Async Replication）可能潜在的问题。Master写入数据后必须保证Slave接收到log写入才算成功，当然这样会损耗一些性能，不过最严重在于Master挂掉后，Slave提升为Master，单节点的问题就又出现了。
为了保证系统中N台节点挂掉后，仍然能够对外提供服务，至少需要2N+1台机器，也就是传统的Quorum，这样最少就需要三台机器，但是数量的增大也会带来更多的问题。
首先Master挂掉后要需要判断该提升哪个Slave为新的Master。另外在多态集群下还容易遇到一个问题，就是在网络情况下以前的Master出现网络隔离，还在继续对外提供服务，而这时新的集群和Master已经形成了，新的数据被写入到新的Master，可是读取的却是旧的数据，这就是在分布式一致性领域所面临的线性一致性问题。
一致性算法（Consensus Alogrithm）就是为了解决分布式集群所面临的诸多问题而准备的。它保证了系统在多个状态上的Agreement，另外在集群的大部分节点挂掉后能够保证数据一致性。
大多数的一致性算法其实都是采用了Replicated State Machine的模型。对于这个模型你可以认为数据是被放在状态机上，用户操作集群时 首先需要写入log，然后通过一致性算法将log复制到其他机器，一旦确定其他机器都接收到log后就会认为该log被提交了，最后其他节点会依次将log存放到状态机。
Raft有着三个状态，第一个状态就是Leader,即使Raft Group存在多个节点，Leader也只会存在一个，也只有Leader能负责所有数据的读写，这样就不会出现线性一致性的问题。
当一个集群选出了Leader后其他集群的节点都会变成Follow，这个Follow只负责一件事就是接收Leader的Replication logs。当一个Follow没有接收到数据或者发现集群中没有Leader的时候，就会进入Candidate状态，这个状态表示可以开始选举了。
Raft是不依赖系统的时间，它是将时间分成一个个Term，每个Term可以是任意长度，每次Term开始的时候都是由一次新的选举产生的，然后在这个Term内选出一个Leader，该Leader会一直服务到所在Leader结束。
结合Raft Term就可以进行Raft的选举。首先当系统启动后所有的节点都会进入Follow状态，Follow没有接收到任何请求的话，过一段时间就会进入Candidate状态，然后询问其他节点是否投票，如果其他节点反馈已经有新的Leader，这个Candidate就会变成Follow，而当Candidate接收到大多数的投票后就会变成Leader，之后会立即将一个log发送给其他节点开始续租Leader的时间租约。
一个新的Leader被选出来之后就会开始工作了，它会不停的去接收客户端发送过来的请求，这些请求都会通过log落地，而这些log一定要是单调递增，以保证数据的一致性。
之后log会被复制到其他的节点，绝大多数节点都接收到这个log后， Leader就认为该log是committed的。
对于分布式集群来说添加节点其实是分成困难的操作，最常见的做法是先更改配置中心，然后将新的配置同步到旧的节点。不过这样在同步配置的时候，就需要停止外部服务。而Raft采用了一种动态的成员节点变更，它会将新的节点到当作Raft log通过Leader传递给其他节点，这样其他节点就知道了这个新的节点的信息。不过这个过程中有可能会在某一阶段出现2个Leader的情况，为了避免这种情况就要每次只变更一个节点，而不进行多节点变更。
Raft也提供了一种多节点变更的算法，它是一种两阶段提交，Leader在第一阶段会同时将新旧集群的配置同时当成一个Raft log发送给其他旧集群节点，当这些节点接收到数据后就会和新的集群节点进入join状态，所有的操作都要进过新旧集群的大多数节点同意才会执行，然后在新的join状态内重新提交新的配置信息，在配置被committed后新的节点会上线，旧的节点会下线。
在Follow处于网络抖动无法接受到Leader的消息的时候，它就会变成Candidate并且Term加一，但是其他集群其实还是在正常工作的，这样整个集群的就混乱了。
Pre-Vote机制会在Follow没有接收到Leader的消息并且开始投票之前进入Pre-Candidate状态，在想其他节点发送投票请求，并获得同意后才会进入Candidate状态。
正常的Raft流程中，客户端事先给Leader写入数据，Leader处理后会追加到log中，追加成功后Replication到其他节点中，当Leader发现log被整个集群大多数节点接收后就会进行Apply。
这样的一个过程其实是非常低效的，所以就需要引入Pipeline，它可以将多个请求进行并发处理，有效提高效率。
通常情况下接收到的客户端请求都是依次过来的，而当有一批请求过来的时候，就可以通过Batch将这些请求打包成一个Raft log发送出去。
当目前的Raft Group无法支撑所有的数据的时候，就需要引入Multi-Raft处理数据，第一种做法是将数据切分成多个Raft Group分担到不同的机器上。
为了应对更复杂的情况就需要使用动态分裂的方法，假设最开始的只有3台机器以及一个Region，这个Region就布置在一台机器上，所有的数据都写入这台机器，当数据量达到某个预值后Region就产生分裂，得到的新的Region就可以移植到新的机器上。
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