Raft 日志复制
1、Raft 日志的基本内容
Raft日志包含三块基本内容：
（1）索引号：整数，用于标识日志所在的位置
（2）任期号：创建该日志时Leader所处的当前任期号
（3）可以被复制状态机执行的命令
日志由有序编号（log index）的日志条目组成。每个日志条目包含：日志被创建时的任期号（term）和用于状态机执行的命令。如下图所示，
上图显示，共有 8 条日志，提交了 7 条。提交的日志都将通过状态机持久化到磁盘中，防止宕机。
2、Raft 日志复制的过程
Leader选出后，就开始接收客户端的请求。Leader把请求作为日志条目（Log entries）加入到它的日志中，然后并行地向Follower发起 AppendEntries RPC 复制日志条目请求。当这条日志被复制到大多数服务器上，Leader将这条日志应用到它的状态机并向客户端返回执行结果。如果Follower宕机或者运行缓慢或者丢包，Leader会不断的重试，直到所有的Follower最终都复制了所有的日志条目。
3、Raft 日志的一致性检查
如上所述，Follower在接收到AppendEntries RPC消息后则会返回复制成功的回复。实际上在接收到消息后会首先进行日志的一致性检查(正常情况下Leader与Follower的日志会保持一致，所以一致性检查不会失败)，一致性检查内容如下：
在Leader创建AppendEntries RPC消息时，消息中将会包含当前日志之前日志条目的任期号与索引号。Follower在接受到AppendEntries RPC消息后，将会检查之前日志的任期号与索引号是否匹配到。如果匹配则说明和Leader之前的日志是保持一致的，否则，会拒绝AppendEntries RPC消息。
4、Raft 日志不一致的解决方案
4.1、日志不一致的三种情况
网络不可能一直处于正常情况，因为Leader或者某个Follower有可能会崩溃，从而导致日志不能一直保持一致，因此存在以下三种情况：
（1）Follower缺失当前Leader上存在的日志条目。
（2）Follower存在当前Leader不存在的日志条目。比如，旧的Leader仅仅将AppendEntries RPC消息发送到一部分Follower就崩溃掉，然后新当选Leader的服务器恰好是没有收到该AppendEntries RPC消息的服务器。
（3）Follower即缺失当前Leader上存在的日志条目，也存在当前Leader不存在的日志条目。
为了更好的说明这三种情况，请看下面的图示。
备注：
（1）图中最上方是日志的索引号(1-12)，每个方块代表一条日志信息，方块内数字代表该日志所处的任期号。
（2）图中当前Leader(图中最上方一行日志代表当前Leader日志)处于任期号为8的时刻。
下面，以此图分析说明以上三种情况存在的原因：
（1）Follower a、Follower b满足以上说明的第一种情况：Follower崩溃没有接收到Leader发送的AppendEntries RPC消息。
（2）Follower c在任期为6的时刻，Follower d在任期为7的时刻为Leader，但没有完全完成日志的发送便崩溃了，满足以上说明的第二种情况：Follower存在当前Leader不存在的日志条目。
（3）Follower e在任期为4的时刻，Follower f在任期为2、3的时刻为Leader，但没有完全完成日志的发送便崩溃了，同时在其他服务器当选Leader时刻也没有接收到新的Leader发送的AppendEntries RPC消息，满足第三种情况：Follower即缺失当前Leader上存在的日志条目，也存在当前Leader不存在的日志条目。
备注： 如上文所示，根据日志的任期数目来判断节点是否为Leader，再次印证了任期的关键作用。
4.2、日志不一致的解决方案
Leader通过强迫Follower的日志重复自己的日志来处理不一致之处，这意味着Follower日志中的冲突日志将被Leader日志中的条目覆盖。这个过程如下所示：
首先，Leader找到与Follower最开始日志发生冲突的位置，然后删除掉Follower上所有与Leader发生冲突的日志，最后将自己的日志发送给Follower以解决冲突。需要注意的是：Leader不会删除或覆盖自己本地的日志条目。
当发生日志冲突时，Follower将会拒绝由Leader发送的AppendEntries RPC消息，并返回一个响应消息告知Leader日志发生了冲突。
Leader为每一个Follower维护一个nextIndex值。该值用于确定需要发送给该Follower的下一条日志的位置索引。该值在当前服务器成功当选Leader后会重置为本地日志的最后一条索引号+1。
当Leader了解到日志发生冲突之后，便递减nextIndex值，并重新发送AppendEntries RPC到该Follower，不断重复这个过程，一直到Follower接受该消息。
一旦Follower接受了AppendEntries RPC消息，Leader则根据nextIndex值可以确定发生冲突的位置，从而强迫Follower的日志重复自己的日志以解决冲突问题。
情况a：如上图，服务器S1在任期为2的时刻仅将日志<index:2,term:2>发送到了服务器S2便崩溃掉。
情况b：服务器S5在任期为3的时刻当选Leader(S5的计时器率先超时，递增任期号为3，高于服务器S3和S4，因此可以当选Leader)，但没来得及发送日志便崩溃掉。
情况c：服务器S1在任期为4的时刻再次当选Leader(S1重启时，任期仍然为2，收到新的Leader S5发送的心跳信息后更新任期为3，而在Leader S5崩溃后，服务器S1为第一个计时器超时的，因此发起投票，任期更新为4，大于网络中其他服务器任期，成功当选Leader)，同时将日志<index:2,term:2>发送到了服务器S2和S3，但还没有通知服务器对日志进行提交便崩溃掉。
情况d：情况(a->d)如果在任期为2时服务器S1作为Leader崩溃掉，S5在任期为3的时刻当选Leader，由于日志<index:2,term:2>还没有被复制到大部分服务器上，并没有被提交，所以S5可以通过自己的日志<index:2,term:3>覆盖掉日志<index:2,term:2>。
情况e：情况(a->e)如果在任期为2时服务器S1作为Leader，并将<index:2,term:2>发送到S2和S3，成功复制到大多数成员服务器上。S1成功提交了该日志，那么即便S1崩溃掉，S5也无法成功当选Leader，因为S5不具备网络中最新的已被提交的日志条目，S5只有term为1的日志。