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5.4.1 选举限制在任何基于领导?人的?一致性算法中，领导?人都必须存储所有已经提交的?日志条?目。在某些?一致性算法中，例例如 Viewstamped Replication，某个节点即使是?一开始并没有包含所有已经提交的?日志条?目，它也能被选为领导者。这些算法
都包含?一些额外的机制来识别丢失的?日志条?目并把他们传送给新的领导?人，要么是在选举阶段要么在之后很快进?行行。不不幸的是，这种?方法会导致相当?大的额外的机制和复杂性。Raft 使?用了了?一种更更加简单的?方法，它可以保证所有之前的任期号中已经提交的?日志条?目在选举的时候都会出现在新的领导?人中，不不需要传送这些?日志条?目给领导?人。这意味着?日志条?目的传送是单向的，只从领导?人传给跟随者，并且领导?人从不不会覆盖?自身本地?日志中已经存在的条?目。Raft 使?用投票的?方式来阻?止?一个候选?人赢得选举除?非这个候选?人包含了了所有已经提交的?日志条?目。候选?人为了了赢得选举必须联系集群中的?大部分节点，这意味着每?一个已经提交的?日志条?目在这些服务器器节点中肯定存在于?至少?一个节点上。如果候选?人的?日志?至少和?大多数的服务器器节点?一样新（这个新的定义会在下?面讨论），那么他?一定持有了了所有已经提交的?日志条?目。请求投票 RPC 实现了了这样的限制： RPC 中包含了了候选?人的?日志信息，然后投票?人会拒绝掉那些?日志没有?自?己新的投票请求。Raft 通过?比较两份?日志中最后?一条?日志条?目的索引值和任期号定义谁的?日志?比较新。如果两份?日志最后的条?目的任期号不不同，那么任期号?大的?日志更更加新。如果两份?日志最后的条?目任期号相同，那么?日志?比较?长的那个就更更加新。
5.4.2 提交之前任期内的?日志条?目如同 5.3 节介绍的那样，领导?人知道?一条当前任期内的?日志记录是可以被提交的，只要它被存储到了了?大多数的服务器器上。如果?一个领导?人在提交?日志条?目之前崩溃了了，未来后续的领导?人会继续尝试复制这条?日志记录。然?而，?一个领导?人不不能断定?一个之前任期?里里的?日志条?目被保存到?大多数服务器器上的时候就?一定已经提交了了。图 8 展示了了?一种情况，?一条已经被存储到?大多数节点上的?老老?日志条?目，也依然有可能会被未来的领导?人覆盖掉。
图 8：如图的时间序列列展示了了为什什么领导?人?无法决定对?老老任期号的?日志条?目进?行行提交。在 (a) 中，S1 是领导者，部分的复制了了索引位置 2 的?日志条?目。在 (b) 中，S1 崩溃了了，然后 S5 在任期 3 ?里里通过 S3、S4 和?自?己的选票赢得选举，然后从客户端接收了了?一条不不?一样的?日志条?目放在了了索引 2 处。然后到 (c)，S5 ?又崩溃了了；S1 重新启动，选举成功，开始复制?日志。在这时，来?自任期 2 的那条?日志已经被复制到了了集群中的?大多数机器器上，但是还没有被提交。如果 S1 在 (d) 中?又崩溃了了，S5 可以重新被选举成功（通过来?自 S2，S3 和 S4 的选票），然后覆盖了了他们在索引 2 处的?日志。反之，如果在崩溃之前，S1 把?自?己主导的新任期?里里产?生的?日志条?目复制到了了?大多数机器器上，就如 (e) 中那样，那么在后?面任期?里里?面这些新的?日志条?目就会被提交（因为S5 就不不可能选举成功）。这样在同?一时刻就同时保证了了，之前的所有?老老的?日志条?目就会被提交。为了了消除图 8 ?里里描述的情况，Raft 永远不不会通过计算副本数?目的?方式去提交?一个之前任期内的?日志条?目。只有领导?人当前任期?里里的?日志条?目通过计算副本数?目可以被提交；?一旦当前任期的?日志条?目以这种?方式被提交，那么由于?日志匹配特性，之前的?日志条?目也都会被间接的提交。在某些情况下，领导?人可以安全的知道?一个?老老的?日志条?目是否已经被提交（例例如，该条?目是否存储到所有服务器器上），但是 Raft 为了了简化问题使?用?一种更更加保守的?方法。当领导?人复制之前任期?里里的?日志时，Raft 会为所有?日志保留留原始的任期号, 这在提交规则上产?生了了额外的复杂性。在其他的?一致性算法中，如果?一个新的领导?人要重新复制之前的任期?里里的?日志时，它必须使?用当前新的任期号。Raft 使?用的?方法更更加容易易辨别出?日志，因为它可以随着时间和?日志的变化对?日志维护着同?一个任期编号。另外，和其他的算法相?比，Raft 中的新领导?人只需要发送更更少?日志条?目（其他算法中必须在他们被提交之前发送更更多的冗余?日志条?目来为他们重新编号）。

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