神通數(shù)據(jù)庫管理系統(tǒng)v7.0企業(yè)版-3概要設(shè)計說明書

約 安全 限 跟隨者和者..................................................................................... 設(shè)計原則和約束約設(shè)計策設(shè)計原需求規(guī)運行環(huán)設(shè)計概念和流程日志重做、集群Raft節(jié)點狀態(tài)啟動、Raft消息處理、Raft狀態(tài)變更等子功能。寫讀體系架寫讀驅(qū)驅(qū)（分發(fā)應(yīng)1.功能匯關(guān)鍵技術(shù)和算法Raft一致性算法。本章節(jié)主要介紹此Raft一致性算分布式系統(tǒng)中的節(jié)點通信存在兩種模型：共享內(nèi)存（Sharedmemory）passingRaft算法，是當(dāng)前使用越來越廣泛的一致性圖Raft通過出一個者，然后給予它全部的管理日志的責(zé)任來實現(xiàn)一致性。通過者的方式，Raft將一致性問題分解成了三個相對獨立的子問題，這些問題會Raft中安全性的關(guān)鍵是在上圖中展示的狀態(tài)機(jī)安全：如果有任何的服節(jié)點角 負(fù) 響應(yīng)請求RPC，從不主動發(fā)起請求者（Candidate）FollowerLeader圖Term（信息又是必不可少的。Raft為了解決這個問題，將時間切分為一個個的Term，可以認(rèn)為是圖期會以沒有者結(jié)束；一個新的（和一次新的）會很快重新開始。Raft保證了觀察不到任何一次或者整個全程。在Raft算法中充當(dāng)邏輯時鐘的作用，這會或者者發(fā)現(xiàn)自己的號過期了，那么他會立即恢復(fù)成跟隨者狀態(tài)。如果一個節(jié)點接心跳與超時Raft使用一種心跳機(jī)制來觸發(fā)者。當(dāng)服務(wù)器程序啟動時，他們都是跟隨者身就會認(rèn)為系統(tǒng)中沒有可用的者然后開始進(jìn)行以選出新的者。主機(jī)他會并行的向集群中的其他服務(wù)器節(jié)點發(fā)送請求投票的RPCs來給自己投票。者會繼RPC。如果這個者的號（包含在此次的RPC中）不小于者當(dāng)前的號，那么者會承認(rèn)者合法并回到跟隨者狀態(tài)。如果此次RPC中的號比自己小，那么者就會這次的RPC并且繼續(xù)保持者狀態(tài)。Raft算法使用隨機(jī)超時時間的方法來確保很少會發(fā)生選票的情況，就算發(fā)生也能很快的解決。為了選票起初就被，超時時間是從一個固定的區(qū)間（例如150-300毫秒）隨機(jī)選擇。這樣可以把服務(wù)器都分散開以至于在大多數(shù)情況下只有一個服務(wù) 事事事私有私有私有然后并行的發(fā)起附加條目RPCs給其他的服務(wù)器，讓他們這條日志條目。當(dāng)這條日志目RPCs（盡管已經(jīng)回復(fù)了事事事私有私有私有神通數(shù)據(jù)庫7.0的日志結(jié)構(gòu)事務(wù)間的日志在全局上有一個先后順序，也得到了唯一的LSN。觸發(fā)私有日志同步的時機(jī)有兩種：1，當(dāng)私有日志緩存滿了或事務(wù)提交時，由事務(wù)主動觸發(fā)；2，當(dāng)其它事務(wù)需要修改同一個頁面，發(fā)現(xiàn)頁面已經(jīng)被本事務(wù)修改而變?yōu)榕K頁，本事務(wù)的私有日志緩存將被其它事務(wù)圖時的原子單位。每一個redorecord都是當(dāng)私有日志緩存中的日志要同步寫入全局日志緩沖區(qū)時，將私有緩沖區(qū)的中changevector打包而成。圖日志緩沖區(qū)組織架構(gòu)圖記錄本條日志相關(guān)控制信息，包括頁面ID，頁面SQE，日志長度，日志類型，LogContent記錄具體的日志內(nèi)容。日志（主機(jī)圖日志復(fù)現(xiàn)（備機(jī)圖安全性前面的章節(jié)里描述了Raft算法是如何和日志的。然而，到目前為止描述的機(jī)限這一節(jié)通過在的時候增加一些限制來完善了Raft算法。這一限制保證了任何一致性算法中，例如ViewstampedReplication，一個人可以被為者即使他一開始并致相當(dāng)大的額外的機(jī)制和復(fù)雜性。Raft使用了一種更加簡單的方法，它可以保證所有之前Raft使用投票的方式來者贏得除非這個者包含了所有已經(jīng)提交的日RPC實現(xiàn)了這樣的限制：RPC中包含了者的日志信息，然后投票人會掉那些日志沒有自己新的投票Raft通過比較兩份日志中最后一條日志條目的索引值和號定義誰的日志比較新。跟隨者和者RPCs都會失敗。Raft中處理這種失敗就是簡單的通過無限的重試；如果RPC就會完整的成功。如果一個服務(wù)器在完成了一個RPC，但是還沒有響應(yīng)的時候了，那么在他重新啟動之后就會再次收到同樣的請求。Raft的時間與可用性Raft的要求之一就是安全性不能依賴時間：整個系統(tǒng)不能因為某些運行的比預(yù)期等待太長的時間來贏得；沒有一個穩(wěn)定的者，Raft將無法工作。者是Raft中對時間要求最為關(guān)鍵的方面。Raft可以出并維持一個穩(wěn)定的在這個不等式中，廣播時間指的是從一個服務(wù)器并行的發(fā)送RPCs給集群中的其他服Raft的RPCs需要接收方將信息持久化的保存到穩(wěn)定中去，所以廣播時間大約是0.5毫秒到20毫秒，取決于的技術(shù)。因此，超時時間可能需要在10毫秒到500毫10～20s集群結(jié)點變免這樣的問題，我們決定自動化配置改變并且將其納入到Raft一致性算法中來。圖的配置。在Raft中，集群先切換到一個過渡的配置，我們稱之為共同一致；一旦共同一致集群配置在日志中以特殊的日志條目來和通信；上圖展示了配置轉(zhuǎn)換的過程。當(dāng)一個者接收到一個改變配置從C-old到C-new的請求，他會為了共同一致配置（C-old,new新的配置，無論他是否已經(jīng)被提交。這意味著者要使用C-old,new的規(guī)則來決定日志條目C-old,new什么時候需要被提交。如果者了，被選出來的新者可能是使用C-old配置也可能是C-old,new配置，這取決于贏得的者是否已經(jīng)接收到了C-old,new配置。在任何情況下，C-new配置在這一時期都不會單方面的做出決定。C-old,new被提交，那么無論是C-oldC-new，在沒有經(jīng)過他人批準(zhǔn)的情況下都不可能做出決定，并且者完全特性保證了只有擁有C-old,new日志條目的服務(wù)器才有可能被為者。這個時候，者創(chuàng)建一條關(guān)于C-new配置的日志條目并C-new的規(guī)則下被提交，舊的配置就變得無關(guān)緊要，同時不使用新的配置的服務(wù)器就可以被關(guān)閉了。如下圖，C-old和C-new沒有任何機(jī)會同時做出單方面的決定；這保證了安圖趕，這時還不能提交新的日志條目。為了避免這種可用性的間隔時間，Raft在配置更新的交了C-new日志之后（回到跟隨者狀態(tài)。這意味著有這樣的一段時間，者管理著集群，但是不包括他自己；他日志但是不把他自己算作是大多數(shù)之一。當(dāng)C-new被在C-new配置下選出新的者。在此之前