問題：
當 raft group 發生腦裂的情況下，老的 raft leader 可能在一段時間內並不知道新的 leader 已經被選舉出來，這時候客戶端在老的 leader 上可能會讀取出陳舊的數據（stale read）。
比如，我們假想一個擁有 5 個節點的 raft group:
其中 Node 5 是當前的 raft leader，當出現網絡分區時，在 Node 5 的 raft lease 任期還沒結束的一段時間內，Node 5 仍然認為自己是當前 term 的 leader，但是此時，另外一邊分區已經在新的 term 中選出了新的 leader。
如果此時，客戶端在新的 leader 上更新了某個值 x，此時是可以更新成功的（因為還是可以復制到多數派）。但是在分區的另一端，此時一個客戶端去讀取 x 的值，Node 5 還會返回老的值，這樣就發生了 stale read。
解決方案
引入一個新的概念, region leader。region leader 是一個邏輯上的概念, 任意時刻對於某一個 region 來說, 一定只擁有一個 region leader, 每個 region leader 在任期之內嘗試每隔 t 時間間隔, 在 raft group 內部更新一下 region leader 的 lease. 所有的讀寫請求都必須通過 region leader 完成，
但是值得注意的是， region leader 和 raft leader 可能不是一個節點，當 region leader 和 raft leader 不重合的時候，region leader 會將請求轉發給當前的 raft leader，當網絡出現分區時，會出現以下幾種情況：
- region leader 落在多數派，老 raft leader 在多數派這邊
- region leader 落在多數派，老 raft leader 在少數派這邊
- region leader 落在少數派，老 raft leader 在多數派這邊
- region leader 落在少數派，老 raft leader 在少數派這邊
用開篇的例子來分情況討論：
對於第一種情況，region leader 的 lease 不會過期，因為 region leader 的心跳仍然能更新到多數派的節點上，老的 raft leader 仍然能同步到大多數節點上，少數派這邊也不會選舉出新的 leader， 這種情況下不會出現 stale read。
第二種情況，就是開篇提到會出現 stale read 的典型情況，老的 raft leader 被分到了少數派這邊，多數派這邊選舉出了新的 raft leader ，如果此時的 region leader 在多數派這邊。
因為所有的讀寫請求都會找到 region leader 進行，即使在原來沒有出現網絡分區的情況下，客戶端的請求也都是要走 node 1 ，經由 node 1 轉發給 node 5，客戶端不會直接訪問 node 5，所以此時即使網絡出現分區，新 leader 也正好在多數派這邊，讀寫直接就打到 node 1 上，皆大歡喜，沒有 stale read。
第三種情況，region leader 落在少數派這邊，老 raft leader 在多數派這邊，這種情況客戶端的請求找到 region leader，他發現的無法聯系到 leader（因為在少數派這邊沒有辦法選舉出新的 leader），請求會失敗，直到本次 region leader 的 lease 過期，同時新的 region leader 會在多數派那邊產生（因為新的 region leader 需要嘗試走一遍 raft 流程）。因為老的 region leader 沒辦法成功的寫入，所以也不會出現 stale read。但是付出的代價是在 region leader lease 期間的系統的可用性。
第四種情況和第三種情況類似，多數派這邊會產生新的 raft leader 和 region leader。
總體來說，這種方法犧牲了一定的可用性（在腦裂時部分客戶端的可用性）換取了一致性的保證。
作者：Dongxu_Huang
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來源：簡書
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