版权声明：本文为博主原创文章，未经博主允许不得转载。 https://blog.csdn.net/feilengcui008/article/details/50843779

上一篇文章推导了基本Paxos算法，并引出了在实际使用中其存在的问题，然后说明了leader-based分布式一致算法的优势。这篇文章分析一下选主的本质，选出一个主对整个算法的影响，以及采用选主会存在的问题以及基本Paxos协议是怎么样保证这些问题不会影响一致性的。

1.为什么选主

至于为什么选主？个人认为有如下原因：

• 避免并发决议导致的livelock和新丢失的问题

• 可以采用一定方法在选主时(raft)，选主中或者选主后保证leader上有最新的达成多数派(达成多数派应该用多数派已经将值写入持久化日志来判定)，这样可以优化针对同一个项的读请求，不然每次客户端读请求也需要走一遍基本Paxos

• 选出leader可以保证在一个leader的统治期间内只有这一个leader可以接收客户端请求，发起决议(至于脑裂的问题，后面会分析)，

2.不同的选主算法，其本质是什么？

前面说了在一个leader统治期间内，不可能存在多个leader同时对一个项达成多数派(如果一个leader也没有自然满足，包括脑裂后面会分析到也是满足的)，但是对于选主本身来说，实际上其本质上就是一个分布式一致性问题，并且可能有多个proposer并发提出选主决议，所以可以使用基本Paxos来解决，这就回到了基本的Paxos算法了！所以我们需要为每次选主决议编号，比如raft算法的term，这个实际上就对应基本Paxos算法的proposal id。

3.选主后对整个算法造成什么影响？

前面提到了”选出leader可以保证在一个leader的统治期间内只有这一个leader可以接收客户端请求，发起决议”。这样实际上基本Paxos的第一阶段prepare就没有必要了，因为对于下一个项来说，在这个leader统治期内，在达成多数派之前，不可能有其他人提出决议并达成多数派，所以可以直接使用客户端的值进入第二阶段accept。

4.选主可能会导致的问题？

最大的问题应该是脑裂了，也就是说可能存在多个分区多个leader接收客户端响应，但是由于多数派的限制，只能最多有一个分区能达成多数派。我们假设最简单的情况，A/B/C/D/E五台机器，两个分区P1有三台A/B/C和P2有两台D/E，那么可能的情况是：

(1).P1有leader；P2没有leader

(2).P1有leader；P2也有leader

显然由于多数派的限制，只有P1可能达成决议

5.新的leader选出来后的操作

一般来说，新的leader选出来后，我们需要对leader进行日志恢复，以便leader决定下一次客户端请求的时候该用哪个日志槽位或者说哪个项吧，这里也是不同的算法差异较大的地方，比如raft，viewstamped replication，zab以及lamport 《Paxos Made Simple》里面第三节描述的方法。在lamport论文的描述中，还是采用基本的Paxos，对未明确知道达成多数派的项重新走一遍基本Paxos算法，具体可以参照原论文，细节还是挺多。对于raft来说，由于其保证日志是连续的，且保证在选主的时候只选择具有最新的日志的机器，所以选主之后，新的leader上的日志本身就是最新的。

下一篇会着重分析在新的leader选举后，新leader怎么恢复日志记录以及怎么确定已提交的日志，这一点还是通过对比lamport在《Paxos Made Simple》第三节提到的方法以及raft中的实现来说明。