通過網路更新的概率性成功的，所以保證集群大多數達到一致就可以了。
乙個節點可以有三種狀態：
leader ----分布式系統所有讀寫的入口
follower ----與leader同步
candidate for leader ----leader失效或系統啟動時，leader的候選人。
系統一啟動，所有節點都是follower節點。
如果乙個follower節點不能收到leader的心跳資訊，在election timeout這麼長的時間過後，就認為自己公升級為candidate節點。於是聯絡其他節點向他們拉票，節點收到拉票請求就會根據某些條件決定是否投給它。如果乙個candidate節點收到了系統內大多數節點的投票（2f+1中的f+1個），就晉公升為集群leader。接下來的所有寫請求都**給leader節點。這個過程稱為選舉過程（leader election）。
分布式系統有leader之後，所有的讀寫都通過leader節點進行。每次更改都會在leader節點日誌（wal , a.k.a write-ahead log）中追加一項記錄（entry）。現在這項記錄是未提交的，還不能更新leader節點的值。為了提交，leader徵得大家的同意，於是發出訊息告訴大家自己要提交一項新的更改，當大多數節點投票同意，leader才將記錄提交。
然後leader通知其他節點乙個事件，就是記錄已提交。這個過程為日誌複製過程(log replication)。
raft裡面有兩個時間設定來控制leader選舉過程。
第乙個是election timeout（150-300 ms）,這個變數是follower(abbv f節點)節點變成candidate節點的時長，一旦f節點收不到leader資訊，就設定乙個定時器。如果這個時間內還沒有收到leader的訊息就自我提公升為candidate節點。
f節點在過了election timeout這麼長時間後沒有收到訊息，就開始建立乙個新的選舉時期（term變數表示）。給自己拉票，收到拉票請求的節點檢視自己所在的選舉時期（自己所在的term《請求的term）比較老，如果在這個選舉時期還沒投票，就投它一票。投完後，收到拉票請求的節點知道新的leader也早晚也會掛掉，於是重置自己的election timeout定時器。
網路分割槽條件下，不包含leader的區域a會重新開始乙個新的選舉時期，不包含leader稱為區域b。分兩種情況：
區域a包含f+1個節點
此時，區域a是可以提交的，也就是可以繼續往下執行。但是區域b,因為不能收到多數節點的確認導致事務無法提交。
待到網路恢復，區域b的所有節點觀測到新的選舉時期，自動回滾到上乙個狀態，接受新的更新。
區域b包含f+1個節點
區域a無法進行事務提交，一直停留在分割槽前的狀態。區域b可以進行事務提交。
待到網路恢復，區域a可以像原來那樣，接受新的更新（這裡有可能落後多次更新，需要根據具體情況處理。比如set 的話，直接更新；遞增的話，需要拉取更新記錄）。
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