wsqyz的博客

再过15s，release Lock超时，失去Leader的地位。关于选主原理的讲解及使用，网上已经有很多讲解的文章。这里主要记录对于不同的故障下，主从关系的变化。将Leader进程kill掉后，可以看到其他的slave进程并非是立马成为Leader，而是在。将Leader节点的网络断开，此时Leader节点和k8s的网络通信中断。提供了选主的工具，方便应用可以利用k8s的能力，实现主从模型。上下文也正常退出，此时主从切换可以按照正常的流程很快处理响应。后，节点2竞争成为Leader。

安全性证明论文使用了反证法证明了Leader Completeness特性，进而证明了State Machine Safety特性。需要证明问题：未来Leader一定包含以前Leader commit的日志（Leader Completeness）证明过程：

Safety上面的章节，关于raft的特性，已经讨论了Election Safety， Log Matching， Leader Append-only。接下来，我们先讨论Leader Completeness。Leader Completeness首先，再次回顾对Leader Completeness的定义：如果一个日志entry在给定的任期已经被提交，那么这个日志entry必然会出现在所有任期大于这个给定任期的leaders的日志中对Leader Completeness，首先在选举的时候

Log replicationCommited日志首先引入Commited日志的概念，那么什么样的日志是Commited日志呢？Committed：Leader会决定什么样的日志entry应用到状态机是安全的，这样的日志entry被称为committed。如果一个日志entry被复制到大部分的server，那么这个日志就是一个committed。Commited的日志会有如下的特性：如果这个日志被这个Leader标记为commited，那么这个日志之前的日志也都是commited（注意：这里之前

Leader election选举触发当一个Follower一段时间内没有收到来自于Leader或者Candidate的消息时，该Follower会转化成Candidate进行一次选举：触发选举时，该Candidate做的事情:currentTerm++(自身任期号+1)；votedFor = me（给自己投票);resetElectTimer (重置定时器)；给除自己的所有server发送RequestVote请求；这里会涉及到的超时时间有:base_election_timeo

raft算法术语及定义关于raft的总结State所有server上的持久化的state（在respond RPCs之前会更新到持久化存储上）变量含义currentTermserver所知道的最后一个任期号（初始化为0，单调递增）votedFor当前任期获得选票的candidate IDlog[]日志entries；每一条日志包含一个状态机命令，以及从leader收到的日志任期（第一个index为1）所有server上的可变state变量含义