RAFT提供了一个颇具实践意义的分布式一致性协议的工程实现模板，具有很高的知名度。其大部分设计和viewstamp基本类似，而系统成员变更这一部分可以算作其真正的原创工作，但这一部分相比于论文其他部分，确实讲解最不详细的地方，最近在设计OCEANBASE的分布式系统，涉及到了成员变更的问题，仔细分析了RAFT的成员变更做法，和大家分享一下。

    成员变更指的是系统成员变化，即server的上下线，这和由于宕机故障导致的上下线是不同的。宕机或者重启导致的上下线，是不会影响系统的注册的成员数量的，也就不会影响到一致性判断的所谓majority的生成，众所周知，majority是所有一致性的基础。成员变更时，会修改注册的成员数量，比如在实际应用中，为了提高安全等级，就很可能出现需要把备机数量由三台扩充到五台，在这种情况下，就发生了成员变更。

    成员变更有多种实现方案，不论何种做法，都需要先将新成员网络接通，并把之前的日志数据同步给新成员，让其和现有leader日志保持同步。

     完成这一基础步骤之后，就有多种选择了。比较丑陋的变更方案是，先停止写服务，然后写一条成员变更的同步给原有集群的majority，让原有集群下线，然后启动新集群，提供写服务。这种实现是简单，但可用性不高。

RAFT中给出的方案，提出了通过一个中间过渡阶段，joint consensus，逐步把数据写入的新的group中。

其具体做法是2阶段提交式的：

1. 先写一条<Cold, Cnew>同步到新旧两个group的多数派，写入这条日志后，系统中的任何写入请求，都要同步到Cold和Cnew 两个group的多数派才算写入成功
   

     这个过程看起来比较复杂，其实从宏观来理解，可以把Cnew，看作原有集群的一个热备，在joint consensus阶段，一个请求要写入原有系统和热备，之后，不论<Cold, Cnew>这条日志是否写成功到多数派，不论热备出现了何种故障，原有系统会一直保证数据是一致的。

     当写入<Cnew>到多数派备机成功后，就保证了新group和备有了一致且完备的数据，在这种情况下，新group就可以接替原有集群工作了。

     再深入考虑下，<Cold, Cnew>和<Cnew>写失败的处理方式：

1. 假设<Cold, Cnew>写失败，需要再写入<Cold>，回滚那些写入成功的少数派。如果在这之前，发生了重新选主，新主不论如果已经收到了<Cold, Cnew>，则其会将这条日志同步给备机，并将成员变更继续完成；如果新主没有收到<Cold, Cnew>，则这条日志会被覆盖，因此不会有任何问题。
2. 如果<Cold, Cnew>已经写成功，而<Cnew>写失败，需要再写一条<Cold>将之前操作回滚。如果在回滚成功前，发生了重新选主，新主如果没有<Cnew>，则会覆盖<CneW>日志，继续处于joint consensus状态，如果有<Cnew>，则会将日志同步给新集群，然后进入一个新集群状态。                                                                                       此外，还有可能新集群中和老集群中都出现一个leader的情况，但此时，老集群中的leader由于还处于joint consensus状态，即必须把日志同步给新集群中的多数派才会成功，而此时若新集群已经有主，是不会应答老集群的日志同步请求的。