raft协议的一些要点
raft 协议是一致性协议中相对容易理解的一个实现，类似的还有zab，paxos等一致性算法。etcd是基于raft协议的，k8s依赖于etcd，下面介绍下raft协议的一些要点
1,Raft算法的节点数量问题
Raft协议中主节点心跳失效后follower成为candidate并且在n/2个节点投票成为主节点，在RAFT协议集群中如何确认n是多少？动态增加机器如何变化n，超时多久应该认为节点为n-1?n固定好是动态调整好？
领导人选举、日志复制、安全性的讨论都是基于Raft集群成员恒定不变的，然而在很多时候，集群的节点可能需要进行维护，或者是因为需要扩容，那么就难以避免的需要向Raft集群中添加和删除节点。最简单的方式就是停止整个集群，更改集群的静态配置，然后重新启动集群，但是这样就丧失了集群的可用性，往往是不可取的，所以Raft提供了两种在不停机的情况下，动态的更改集群成员的方式：
单节点成员变更：One Server ConfChange
多节点联合共识：Joint Consensus
从Cold迁移到Cnew的过程中，因为各个节点收到最新配置的实际不一样，那么肯能导致在同一任期下多个Leader同时存在。
为了解决上面的问题，在集群成员变更的时候需要作出一些限定。
单节点成员变更
所谓单节点成员变更，就是每次只想集群中添加或移除一个节点。比如说以前集群中存在三个节点，现在需要将集群拓展为五个节点，那么就需要一个一个节点的添加，而不是一次添加两个节点。
这个为什么安全呢？很容易枚举出所有情况，原有集群奇偶数节点情况下，分别添加和删除一个节点。在下图中可以看出，如果每次只增加和删除一个节点，那么Cold的Majority和Cnew的Majority之间一定存在交集，也就说是在同一个Term中，Cold和Cnew中交集的那一个节点只会进行一次投票，要么投票给Cold，要么投票给Cnew，这样就避免了同一Term下出现两个Leader。
变更的流程如下：
Leader在收到请求以后，回向日志中追加一条ConfChange的日志，其中包含了Cnew，后续这些日志会随着AppendEntries的RPC同步所有的Follower节点中
当ConfChange的日志被添加到日志中是立即生效（注意：不是等到提交以后才生效）
当ConfChange的日志被复制到Cnew的Majority服务器上时，那么就可以对日志进行提交了
以上就是整个单节点的变更流程，在日志被提交以后，那么就可以：
马上响应客户端，变更已经完成
如果变更过程中移除了服务器，那么服务器可以关机了
可以开始下一轮的成员变更了，注意在上一次变更没有结束之前，是不允许开始下一次变更的
可用性
可用性问题
在我们向集群添加或者删除一个节点以后，可能会导致服务的不可用，比如向一个有三个节点的集群中添加一个干净的，没有任何日志的新节点，在添加节点以后，原集群中的一个Follower宕机了，那么此时集群中还有三个节点可用，满足Majority，但是因为其中新加入的节点是干净的，没有任何日志的节点，需要花时间追赶最新的日志，所以在新节点追赶日志期间，整个服务是不可用的。
2，客户端交互
包括客户端如何发现领导人和 Raft 是如何支持线性化语义的
我们 Raft 的目标是要实现线性化语义（每一次操作立即执行，只执行一次，在他调用和收到回复之间）。但是，如上述，Raft 是可以执行同一条命令多次的：例如，如果领导人在提交了这条日志之后，但是在响应客户端之前崩溃了，那么客户端会和新的领导人重试这条指令，导致这条命令就被再次执行了。解决方案就是客户端对于每一条指令都赋予一个唯一的序列号。然后，状态机跟踪每条指令最新的序列号和相应的响应。如果接收到一条指令，它的序列号已经被执行了，那么就立即返回结果，而不重新执行指令。
3，领导人选举
Raft中的节点有三种状态：
领导人状态：Leader
跟随者状态：Follower
候选人状态：Candidate
每一个节点都是一个状态机，Raft会根据当前的心跳，任期等状态来进行状态的迁移转化
首先，在Raft节点启动的时候，所有任务都是Follower状态， 因为此时没有Leader，所有Follower都在固定的超时时间内都收不到来自Leader的心跳，从而变成了Candidate状态，开始选举Leader
当节点处于Candidate状态的时候，会并发的向所有的节点发出请求投票请求RequestVote（后面章节会向详细介绍），在Candidate状态下，节点可能会发生三种状态的迁移变化：
开始下一轮新的选举：发出的投票请求在固定时间内没有收到其他节点的响应，或者是收到响应（或者同意投票）的节点数量没有达到 N/2+1，那么选取超时，进入下一轮选举
选举成功，成为新的Leader：如果选举过程中收到大于N/2+1数量的节点的投票，那么选举成功，当前的节点成为新的Leader
成为Follower：如果选举过程中收到来及其他节点的Leader心跳，或者是请求投票响应的Term大于当前的节点Term，那么说明有新任期的Leader
如果节点选举成功，成为了Leader，那么Leader将会在固定周期内发送心跳到所有的节点，但是如果心跳请求收到的响应的Term大于当前节点的Term，那么当前节点的就会成为Follower。比如Leader节点的网络不稳定，掉线了一段时间，网络恢复的时候，肯定有其他节点被选为了新的Leader，但是当前节点在掉线的时候并没有发现其他节点选为Leader，仍然发送心跳给其他节点，其他节点就会把当前的新的Term响应给已经过时的Leader，从而转变成Follower
4，日志复制
领导人必须从客户端接收日志然后复制到集群中的其他节点，并且强制要求其他节点的日志保持和自己相同。
复制状态机通常都是基于复制日志实现的，每一个服务器存储一个包含一系列指令的日志，并且按照日志的顺序进行执行。
客户端请求服务器，请求的信息就是一系列的指明，比如PUT KEY VALUE
服务器在收到请求以后，将操作指令同步到所有的服务器中
服务器收到同步的指令以后，就将指令应用到状态机中
最后响应客户端操作成功
5，节点超时机制
每个节点都有150～300ms的随机超时，如果收到leader的心跳包，会重新计时，否则将自己状态设置为candidate，发起投票。由于时间是随机的，减少了同时发起投票的可能性。follower是通过节点超时机制知道leader存活的，否则可能认为leader已经死亡。