raft是paxso家族中一員。
paxso的前提是 無作惡節點、存在網路磁區， 在此情形下，確保一致性，在過半節點能互通的情況下具有可用性， 在過半節點不可用(死或網路磁區) 的情況下 無法產生多數派、或 多數派代理人(主節點)死 導致不可用。
圓區域表示集群中全部節點，藍色點表示主節點，綠色區域表示當次的多數派，
w1,w2,w3是來自集群外用戶的寫請求，這是一般正常情況下，raft集群中發生的情況。
在t3時刻后，狀態機結果是執行w1 w2 w3序列后的樣子。
集群節點數2f+1。這個數目是節省資源的形式，同時也是方便書寫。實際上，集群節點數可以是任意的大于2的數目。
確保只有一個寫請求序列存在，是一致性協議的目標。
如果可以將集群虛化為一個唯一邏輯節點，則該邏輯節點產生的寫請求序列也是唯一的。
多數派就是此邏輯節點，每一個寫請求都對應一個多數派。 一次訊息傳遞，回復超過f+1，即為一個多數派。 可見，多數派是變動的。
對多數派的唯一要求是排他性（唯一性），當集群中產生一個多數派時，無法再產生另一個多數派。 上圖中圓，切割成任意多塊，最多只有一塊面積過半。 任意兩次切割產生的過半區域必有重疊。
圖上紅色部分中的節點，通過傳播訊息，可以知道自己無法形成多數派。集群中每個節點事先知道集群節點總數。raft支持動態增減節點。
主節點僅僅是多數派的一個代理，為了方便向多數派發送寫請求。（主節點顯然必須要是唯一的，因為多數派是唯一的，多數派的代理必然也被要求唯一）
理論上說，多數派存在，并且可向多數派發寫請求，即可用（具有可用性）。多數派不存在，則無法可用。
所以 可用性 需要 多數派存在、且有入口將請求帶入多數派。 這個入口在raft中就是主節點：多數派的代理人。
如果多數派不存在，則無法可用，必須等到多數派出現才能可用。 但入口死了，可以換一個入口后，依然可用。 這是這兩種不可用。
由此可知，主節點并沒有特殊性，要求是主節點是唯一的。 快速找出一個唯一節點（主節點），raft用的是多次隨機計數器最先到0者（不考慮網路傳輸差異的話）。
網路傳輸不可靠， 存盤在記憶體中不可靠， 這兩個不可靠對應了兩階段。 （ 寫到磁盤可靠，對應完成或叫已提交）
由多數派完成每個階段（每個階段落實到多數派中，才算該階段完成）。 理論上 這兩個階段 可以合成為一個大階段，但存在只進行完第一階段的情況，所以就需要回退到第一階段的動作，更加復雜。 由此可見上面的兩個步驟是最小步驟。
請求wi進入主節點（多數派的代理人），主節點為wi發起第一階段、第二階段，假設主節點在wi的兩個階段都是活著的，則只要階段一進入多數派、接著 階段二進入多數派，寫請求w2就完成了。
任意階段如果由于無法出現多數派，則只能等到多數派出現才能結束。這是犧牲可用性的地方。 多個網路磁區 、 過多的死節點 會導致無法出現多數派。
假設 主節點在wi的第一階段進行中死去，若干次 隨機計數器到0后 會再次出現勝出者 (這里只需要能得到唯一節點的辦法，并不一定非要這種辦法) 約定 勝出者為心主節點， 此種情況下 丟棄wi 無副作用。
假設 主節點在wi的第一階段完成后 第二階段進行中 死去， 隨后依然會有新主節點出現，此種情況下 丟棄wi 無副作用（實際上短時內可能可以從多數派中撈出wi的階段一已完成，此時在記憶體中，并從這里繼續。但意義不大）。
假設 主節點在wi的第一階段完成后 第二階段完成后 還沒有給客戶端回應 而死去，隨后依然會有新主節點出現，此種情況下 wi已經進入了多數派的磁盤(故wi實際上可以從多數派中撈出來) ， 如果選擇丟棄wi 則必須要多數派做回退wi，為了簡單，應該選擇不動作，以后從wi繼續即可。 客戶端此次沒有收到回應，但實際已經做了wi。客戶端后面可以獲知此wi成功。
新主節點，實際上僅僅具有唯一性而已，其存盤的寫請求序列未必是多數派此時存盤的序列，所以新主節點在能干活之前 依然要從多數派中撈出多數派存盤的寫請求序列 。
上一個多數派持有了最新的寫請求序列， 本次的多數派無法剔除上次多數派中所有節點而成為多數派，因此本次多數派中必然擁有上次多數派中的請求序列 （規則是：最新請求序列號（term輪次+請求序號） ） 。
這里隱含了，本次多數派中每個節點都是誠實的前提（忠誠執行協議內容）。
term號 是對一次不變的主節點 做的編號， 一個主節點正常干活期間 可能產生了多個寫請求 ， term號 標記的是 處在這些寫請求中， 作用是快速比較兩個完整寫請求序列不同：若term不同，則肯定兩個寫序列肯定不同。
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