接收者实现：1. 如果term < currentTerm就?立即回复2. 如果是第?一个分块（offset 为 0）就创建?一个新的快照3. 在指定偏移量量写?入数据4. 如果 done 是 false，则继续等待更更多的数据5. 保存快照?文件，丢弃具有较?小索引的任何现有或部分快照6. 如果现存的?日志条?目与快照中最后包含的?日志条?目具有相同的索引值和任期号，则保留留其后的?日志条?目并进?行行回复
7. 丢弃整个?日志8. 使?用快照重置状态机（并加载快照的集群配置）
参数 解释
term 领导?人的任期号
leaderId 领导?人的 Id，以便便于跟随者重定向请求
lastIncludedIndex 快照中包含的最后?日志条?目的索引值
lastIncludedTerm 快照中包含的最后?日志条?目的任期号
offset 分块在快照中的字节偏移量量
data[] 原始数据
done 如果这是最后?一个分块则为 true
结果 解释
term 当前任期号（currentTerm），便便于领导?人更更新?自?己
图 13：?一个关于安装快照的简要概述 。为了了便便于传输，快照都是被分成分块的；每个分块都给了了跟随者?生命的迹象，所以跟随者可以重置选举超时计时器器 。在这种情况下领导?人使?用?一种叫做安装快照的新的 RPC 来发送快照给太落后的跟随者；?见图 13 。当跟随者通过这种 RPC 接收到快照时，他必须?自?己决定
对于已经存在的?日志该如何处理理 。通常快照会包含没有在接收者?日志中存在的信息 。在这种情况下，跟随者丢弃其整个?日志；它全部被快照取代，并且可能包含与快照冲突的未提交条?目 。如果接收到的快照是?自?己?日志的前?面部分（由于?网络重传或者错误），那么被快照包含的条?目将会被全部删除，但是快照后?面的条?目仍然有效，必须保留留 。这种快照的?方式背离了了 Raft 的强领导?人原则，因为跟随者可以在不不知道领导?人情况下创建快照 。但是我们认为这种背离是值得的 。领导?人的存在，是为了了解决在达成?一致性的时候的冲突，但是在创建快照的时候，?一致性已经达成，这时不不存在冲突了了，所以没有领导?人也是可以的 。数据依然是从领导?人传给跟随者，只是跟随者可以重新组织他们的数据了了 。我们考虑过?一种替代的基于领导?人的快照?方案，即只有领导?人创建快照，然后发送给所有的跟随者 。但是这样做有两个缺点 。第?一，发送快照会浪费?网络带宽并且延缓了了快照处理理的时间 。每个跟随者都已经拥有了了所有产?生快照需要的信息，?而且很显然，?自?己从本地的状态中创建快照?比通过?网络接收别?人发来的要经济 。第?二，领导?人的实现会更更加复杂 。例例如，领导?人需要发送快照的同时并?行行的将新的?日志条?目发送给跟随者，这样才不不会阻塞新的客户端请求 。还有两个问题影响了了快照的性能 。?首先，服务器器必须决定什什么时候应该创建快照 。如果快照创建的过于频繁，那么就会浪费?大量量的磁盘带宽和其他资源；如果创建快照频率太低，他就要承受耗尽存储容量量的?风险，同时也增加了了从?日志重建的时间 。?一个简单的策略略就是当?日志?大?小达到?一个固定?大?小的时候就创建?一次快照 。如果这个阈值设置的显著?大于期望的快照的?大?小，那么快照对磁盘压?力力的影响就会很?小了了 。第?二个影响性能的问题就是写?入快照需要花费显著的?一段时间，并且我们还不不希望影响到正常操作 。解决?方案是通过写时复制的技术，这样新的更更新就可以被接收?而不不影响到快照 。例例如，具有函数式数据结构的状态机天然?支持这样的功能 。另外，操作系统的写时复制技术的?支持（如 Linux 上的 fork）可以被?用来创建完整的状态机的内存快照（我们的实现就是这样的） 。

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