本文主要簡單聊聊分布式共識演算法raft在發生網路分割槽的時候如何保持最終一致性。如果有對raft基礎不清楚，或者對日誌複製和首領選舉有疑問可以參看之前的文章.raft
共識演算法(1)
首先我們看乙個狀態就是沒有網路分割槽的情況。
圖中我們可以觀察到的情況就是綠色的client和藍色的服務端節點之間網路是互通的。接下來我們來新增乙個分割槽來使得他們有網路隔離存在。
黑色的虛線代表網路隔離，這樣節點ab和cde三個節點就不在同一分割槽了，然後我們可以看到黑色圈的b依然是leader。上面的三個節點是沒有leader的。上面的cde經過一次首領選舉以後會變成下圖的樣子。
注意看上圖節點c也是leader了，但是節點c的term 是2 也就是說任期提公升了乙個任期。由於出現網路分割槽導致我們現在存在不同的兩個leader(這裡要注意這兩個leader是不一樣的任期，也就是term不一樣)。
然後我們在ab的網路分割槽中增加乙個client來嘗試改變這個節點b的值（對於這個增加的client可能在真實場景中本來就有甚至有很多個）。
下圖中我們可以看到ab的節點網路分割槽中嘗試更新節點的值為3，但是呢這個黑色的框中日誌是紅色的。代表著這個 set 3這條日誌還沒有提交，然後我們的節點值也沒有發生變化。為什麼呢，因為我們看到的是有5個節點，對於 set 3 這條日誌是沒有辦法根據日誌複製原則，複製到一半以上的節點的，所以這條日誌無法提交，這樣也就無法進行提交和更改。也就是說raft在發生網路分割槽的時候，我們是沒有辦法在半數以下的節點的網路分割槽中進行更改的
對於上圖中cde所在的網路分割槽中，leader的節點c是可以把日誌複製到3個節點的(也就是半數以上個節點)，這樣我們可以看到，對於節點c的更改是成功的。那麼我們這個時候如果修復了網路分割槽會怎樣呢。
修復網路分割槽以後我們發現，原先節點ab的任期是1，修復分割槽以後節點任期增加到2了。而且上一步的日誌 set 3 沒有了，這就說明呀，所有未提交的日誌，遇到了更高任期的leader的時候都會被回滾掉。還有當接收到任期比自己高的leader的心跳的時候，是複製了leader的節點日誌的。而且把自己任期追上了leader的任期。這樣我們的日誌在整個的集群中都是一致的。
以上就是我們的raft演算法在發生網路分割槽的時候如何保持最終一致性的過程了。
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參考文獻：資料的秘密
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