etc在linux系统中是配置文件目录名，etcd就是配置服务

• etcd基于Go语言实现，主要用于共享配置，服务发现，集群监控，leader选举，分布式锁等场景

服务发现： 假设有很多服务提供方和服务请求方，他们都会连接到etcd，（数据中心）。当服务提供方发布新服务，etcd的特性能够让服务请求方快速发现并连接新服务。

leader选举：首先服务提供方的原理是master-slave这么一个架构，master下面有许多slave节点，一旦etcd检测到master宕机，则会根据剩下的slave节点选举一个master节点来对外提供服务

分布式锁：应用于分布式系统中，众所周知，一个进程中，锁的持有以及释放对象：线程。分布式锁为了解决多个服务（进程）竞争一个临界资源的问题。这里我们可以添加一个etcd，所有服务都会连接etcd，那么可以由etcd对他们分发锁和释放锁。没有获取到锁的服务即阻塞，等待上一个服务获取完临界资源后释放锁。

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• 机制，作用

etcd可以保存重要少量文件，不能存储大量数据，是一个key value型的数据库
简单的kv操作 put del get
监控key值变化 watch key
事务操作 针对key

• etcd架构

grpc server---接收请求，处理集群节点之间的通讯

wal就是日志，客户端的处理通过grpc Server先到leader中，leader先写日志，再通过wal同步给follower广播（先写日志，即强一致性，作用是如果leader宕机或其他原因导致操作失误，可以通过日志修改回来），leader收到一半以上的确认信息之后便会将操作提交并刷到磁盘之中，同步其他节点修改后返回给客户端。（实现数据强一致性）

snapshot 先快照leader数据再发送给follower，让follower保持和leader数据保持一致，保证强一致性

boltdb 为key创建索引，存储时内存维护的是b树（key对应版本信息）对应kv是key->revision，磁盘是b+树（版本信息对应value）对应kv是revision-> value，用于存储每一次操作的key版本信息。同时blotdb还实现了事务

• 引入一个etcd特性：lease租约

当key非常多时，etcd压力会非常大。开发者发现大多数key的过期时间是一致的，于是便将众多过期时间一致的key绑定到一个实例对象上，etcd就只需要检测该实体是否过期便可以知道是否要删除。而这个实体就叫做lease租约

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• raft（分布式）共识算法 （面试常考！）

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其中包含两个大步骤：leader选举和日志复制

• 我们首先来了解leader选举制度

该制度的投票规则：
**每个人只有一票
只有候选者才能为自己投票
当收到别人拉票请求时，只要手里有票就投出去**

当有多个节点时，所有节点基本上可以分成三种状态：选民状态，候选者状态，leader状态
要选举出一个leader，首先得有一个选民节点变成候选者，之后候选者先会投自己一票，后会对周围所有节点施行拉票制度。当他收到大多数选票（超过二分之一）时，该节点就会成为leader。

问题：到底谁成为候选者？

首先引入两个超时概念：选举超时和心跳超时。

选举超时：该超时属性每个节点均有，一般每个节点拿到时都是随机的，这个超时时间会决定候选者，谁的时间线跑完谁就能成为候选者。
心跳超时：该超时属性也是每个节点都有，用于检测两节点之间网络是否通畅。比如当检测到两心跳包好久没发消息，则下一次多传输一点数据。
一般选举超时要长一些，因为要干的事还挺多，比如选举，评票等等。

成为候选者之后term任期（全局变量，只会一直递增）加一，然后开始去拉票（此时会重置选举超时，为什么后面会说）。当候选者超过大多数选票时即成为leader（只会有一个leader）。之后leader会发送数据同步（通过snapshot，心跳方式发送）。follower收到数据同步包后，会重置两个超时。

选举任期持续到一方没收到心跳数据并成为候选者（心跳异常会造成选举超时过期，这个时间一超便会重新选举）（两个超时同时开启） 例如leader宕机了，则谁先超时谁就成为候选者，之后便会重复操作。

问题：同时成为候选者怎么办？
首先他们都会给自己投票，也同时去拉票，选举超时将会重置，超时一过便开始检验票数，当票数不同时，则票数多的节点当leader，当票数都相同时，则候选者都重置票数，选举超时重新随机分配，开始新一轮选举。

• 接着便可以来了解日志复制了

这一步是leader选举完之后干的事了。假设客户端发送一个set value=5 的消息，首先leader会添加日志并把该操作加到日志中，之后便会广播给所有follower。大多数follower同意后leader便会提交，修改数据并写入磁盘，然后通知其他节点修改并返回结果给客户端。

• 网络分区情况下（脑裂）的工作模式

节点之间只能访问同一个分区下的节点。
没有leader的分区会先选举出一个leader，之后两个客户端都会发送消息给两个leader，B节点只能收到2个回复(这里要算上自己)，C节点可以收到3个回复。而一共有5个节点，B收到的回复没过节点数一半，于是无法提交消息，而C却可以提交消息，这就会导致脑裂。此时修复分区，老leaderB看到有新leader后便会自动退休，接收C的日志并丢弃旧日志。

完