一致性算法 - Raft协议流程

2020-08-03 14:30:28 浏览数 (1)
​- 引文 -​- 引文 -

咱们上文整体的介绍了下Raft协议，Raft协议分区容忍的一致性协议的核心思想：一致性的保证不一定非要所有节点都保持一致，只要大多数节点更新了，对于整个分布式系统来说数据也是一致性的。Raft 协议将概念分解成：Leader election、Log replication、Safety。Raft 把一致性协议划分为 Leader 选举、MemberShip 变更、日志复制、Snapshot 等几个几乎完全解耦的模块，实现了模块化设计。

Raft 设计原则是通过减少状态数量将状态空间简化：

  • 日志不允许出现空洞, 并且 Raft限制了日志不一致的可能性
  • 使用随机化时钟简化了领导选举的算法
​- 领袖选举 -​- 领袖选举 -

Raft协议为了保证Leader的健壮性，使用了以下技术保证选举的简单化实现：

  • 超时驱动：Heartbeat/Election timeout
  • 随机的超时时间：降低选举碰撞导致选票被瓜分的概率

​Raft协议为了保证选举投票的有效性，规定了一系列的投票原则：

  • 在任一任期内，单个节点最多只能投一票
  • 候选人知道的信息不能比自己的少优先：投票节点通过对比Term(任期)和CommitId来判断是否投“同意”票。
  • first-come-first-served 先来先得：收到多个RequestVote RPC拉票，对首先到达的进行投票

Raft 整体选举流程如下：

  • Candidate发起投票时将自身当前任期加1(NewTerm)，并向集群中所有节点发起投票请求(RequestVote RPC：请求中包含新的任期值)；
  • follower节点 根据投票原则进行 投票
  • Candidate得到大于半数节点的“同意”后成为Leader，与其他节点建立心跳，并更新所有节点的当前任期为NewTerm;
  • 如果不够半数，则选举失败，启用随机选举超时策略
    • 所有 Condidate 随机sleep (即timeout)一段时间，然后开始新一轮的选举。
    • 第一个苏醒 Condidate 会向所有 Condidate 发出投票给我的申请
    • 还没有苏醒的 Condidate 就只能投票给已经苏醒的 Condidate 。
​- 日志复制 -​- 日志复制 -

Raft 协议定义的日志格式如下：

  • (TermId, LogIndex, LogValue)
  • 其中 (TermId, LogIndex) 能确定唯一一条日志

Raft 协议 复制策略规定一系列的原则：

  • 连续性：日志不允许出现空洞
  • 有效性：
    • 一个log被复制到大多数节点，就是committed，保证不会回滚
    • leader一定包含最新的committed log，因此leader只会追加日志，不会删除覆盖日志
    • leader只能提交当前term的日志；不能提交前任日志
    • 当出现了leader与follower不一致的情况，leader强制follower复制自己的log

Followers 日志有效性检查：

  • AppendEntries RPC中还会携带前一条日志的唯一标识(prevTermId, prevLogIndex)
  • 递归推导

Followers 日志恢复：

  • Leader 将 nextIndex 递减并重发 AppendEntries，直到与 leader 日志一致

Raft协议的日志复制完整流程如下：

  • leader 将client的请求命令作为一条新的日志项写入日志。
  • leader 发送AppendEntries RPC 给follower 备份 该日志项。
  • follower收到leader的AppendEntries RPC，将该日志项记录到日志并反馈ack。
  • leader 收到 半数以上的follower 的ack，即认为消息发送成功
  • leader 将 该日志项 提交状态机(state machine)处理
  • leader 将执行结果返回给 client
  • leader 发送AppendEntries RPC 通知 follower 提交状态机
  • follower 收到AppendEntries RPC，follower判断该日志项是否已执行，若未执行则执行commitIndex以及之前的日志项。
​- 安全性 -​- 安全性 -

Radt协议通过一系列的规范定义，保证了整个Raft机制的数据的顺序一致性。整体原则如下：

  • 选举限制
    • 用投票规则的限制来组织日志不全的服务器赢得选举
      • RequestVote RPC限制规则: 拒绝日志没自己新的candidate
    • 领袖节点只能追加日志，不能重写或者删除日志
    • 日志条目只能从leader流向follower
  • 如何提交上一个任期的日志条目
    • 全程保持自己的任期号
  • 安全性论证
    • 领导人完整性原则(Leader Completeness)
      • 某指令在某个任期中存储成功，则保证存在于领袖该任期之后的记录中。
      • 不同节点，某位置上日志相同，那么该位置之前的所有日志一定是相同的。
    • 状态机安全原则(State Machine Safety)
      • 如果节点将某一位置的日志应用到了状态机，那么其他节点在同一位置不能应用不同的日志

通过上述的规范定义，我们可以通过一些异常场景来突出Raft协议的安全性：

  • 追随者死机：

当某台追随者死机时，所有给它的转发指令和拉票的消息都会因没有回应而失败，此时发送端会持续重送。当这台追随者引导重新加入集群，就会收到这些消息，追随者会重新回应，如果转发的指令已经写入，不会重复写入。

  • 领袖死机

领袖死机或断线时，每个已存储指令必定已经写入到过半的服务器中，此时选举流程会让记录最完整的服务器胜选。其中一个因素是Raft候选人拉票时会揭露自己记录最新一笔的信息，如果服务器自己的记录比较新，就不会投票给候选人。

  • 超时期限和可用性

因为Raft引导选举是基于超时，使得超时期限的选择至为关键。若遵守算法的时限需求：广播时间 << 超时期限 << 平均故障间隔。这三个时间定义如下：

  • 广播时间：单一服务器发送消息给集群中每台服务器并得到回应的平均时间，需要测量得到。
  • 超时期限：发动选举的超时期限，由部署Raft集群的人选定。
  • 平均故障间隔：服务器发生故障之间的平均时间，可以测量或估计得到。

广播时间典型是 0.5ms 到 20ms，平均故障间隔通常是用周或月来计算的，所以可以将超时期限设在 10ms 到 500ms。

​- 总结 -​- 总结 -

本文总体介绍了Raft协议的三个核心概念及对应流程规范，通过这三个概念流程我们可以很容易理解和实现Raft协议。Raft以容易理解著称，业界也涌现出很多 raft 实现，比如大名鼎鼎的 etcd, braft, tikv 等。也有很多知名的独立的Raft协议开源框架：

  • https://github.com/sofastack/sofa-jraft/ 源于蚂蚁,java编写
  • https://github.com/hashicorp/raft 源于hashicorp,go编写
  • https://github.com/baidu/braft 源于百度,C 编写
  • https://github.com/rabbitmq/ra 源于rabbitmq,Erlang编写
​- 作者介绍 -​- 作者介绍 -

林淮川

毕业于西安交通大学；奈学教育《百万架构师训练营》讲师、企业级源码内源负责人，前大树金融高级架构师、技术委员会开创者、技术总监；前天阳宏业交易事业部技术主管；多年互联网金融行业（ToB）经验。

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