网络分区问题
网络分区导致选举永远无法达成共识，选举不断超时，任期号将不断增加
为避免这个问题，candidate会探测网络环境以免发起无意义的竞选
集群变更
leader收到配置变更要求，会广播配置变更日志，日志包括新结点和老节点，在收到老节点的多数派认可后，leader后提交该请求
在处理配置变更时同时处理写请求和竞选时，不考虑新节点的响应，只需要老节点的多数派赞同
其他问题
竞选中为什么只有一个leader？
每个follower只有一票，leader需要超过半数选票，如果没有共识，则任期被跳过
怎么保证人任期号和索引号只对应一笔预写日志？
日志值追加，不存在更新，覆盖，删除操作。同时，在同步日志时发现前一笔不相同，不同的日志会被清除
如果多数选票总是不超过半数怎么办？
一种情况，集群中只有两个节点，将永远不会达成多数公式，为此，raft保证发起竞选总是不同时的，这种情况就不会出现两个candidate，而是先发起竞选的candidate得到选票
怎么保证新的leader能拥有下线的leader的日志？
在选举时，拥有最新日志索引号的得到多数票数，因此可以保证这一点
怎么保证日志同步的幂等性
防止重复和乱序问题：同步日志时会校验上一笔日志
防止缺失问题：follower确认收到日志会发出ack响应，如果leader未收到ack响应为持续发送日志
怎么保证客户端发送的请求不丢失不重复
防止丢失问题:客户端发送请求后需要收到ack响应
防止重复问题:每一个请求都有唯一的序列号，序列号相等的请求不执行
最后一个问题
考虑这种情况
集群中有5个节点，需要3个节点可以达成共识
- T1任期，leader节点node01将日志发给node02后就下线了
- node05发现leader无响应，发起竞选并且成为新的leader（注意此时假设只有node02不给node05投票，因为node02拥有更新的日志），进入T2任期，node05当选后接收到了写请求，但是马上下线了
- node01又上线了，成为leader进入T3任期，此时node01继续未完成的同步动作，该日志变成已提交，后又下线
- node05成为新leader，进入T4任期，node05的继续将写请求同步，那么此时之前node01的数据就变成需要清除的日志了，于是违反了提交日志不能被清除的原则。
上面这种情况，node01和node05交替重复着成为leader并下线的行为
怎么规避这个问题？
第三步时T3任期，leader不应该直接提交之前T1的日志
raft规定新上任的leader需要完成现在任期的写请求后之后才能提交
在这个例子中，leader在提交之前T1的日志前需要完成T3任期的写请求
如果有了这个限制，之后node05就不会成为新的leader，应为它的日志将不会是最新的