图解分布式一致性算法

这个选举周期会一直持续直到某个 follower 停止心跳消息接收变成 candidate。

我们停掉 leader 再来看一下重新选举的情况。

此时 节点 B 已经停止，所以 节点A 和节点C 都收不到心跳消息。咱们前面说收不到心跳消息的话，节点的状态会从 Follower 变成 Candidate，所以A 和C 在各自的选举超时时间设置内会改变状态，

此时，节点 A 和 节点 C 都在等待，由于节点C先超时，所以会先开始一轮选举。和上面的选举过程一样，会先新增Term，给自己投一票，并发送投票请求给其他节点。

在收到节点A的投票后，节点C现在升级为 term 2的 leader。

咱们前面总在说的「大多数节点投票」(a majority of votes)。这个能保证能在一个投票周期内，只会产生一个 leader。

假设两个节点同时从 Follower 状态变成了 Candidate，这个时候两者都会升级 Term，并请求其他节点不给自己投票。

这个时候两者的 Term 其实是相同的，在同一个 Term 内 其他节点只会投出一票，所以每个 Candidate 都只会收到一个节点的投票。

因为没有超过「大多数」，所以都会不能成为 leader。这些节点就会等待新一轮的选举，此时节点D先开始发起投票，并收到了大多数的投票，所以在Term 5 最终成为 leader。

四、 Log Replication

在选举出一个leader之后，就需要复制所有的变更信息到系统里的所有节点。这些是通过和心跳检测相同的的Append Entries message 来完成的。

（编辑：惠州站长网）

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