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7.5 日志快照（Log Snapshot）
Log压缩和快照（Log compaction and snapshots）在Lab3b中出现的较多。在Raft中，Log压缩和快照解决的问题是：对于一个长期运行的系统，例如运行了几周，几个月甚至几年，如果我们按照Raft论文图2的规则，那么Log会持续增长。最后可能会有数百万条Log，从而需要大量的内存来存储。如果持久化存储在磁盘上，最终会消耗磁盘的大量空间。如果一个服务器重启了，它需要通过重新从头开始执行这数百万条Log来重建自己的状态。当故障重启之后，遍历并执行整个Log的内容可能要花费几个小时来完成。这在某种程度上来说是浪费，因为在重启之前，服务器已经有了一定的应用程序状态。
为了应对这种场景，Raft有了快照（Snapshots）的概念。快照背后的思想是，要求应用程序将其状态的拷贝作为一种特殊的Log条目存储下来。我们之前几乎都忽略了应用程序，但是事实是，假设我们基于Raft构建一个key-value数据库，Log将会包含一系列的Put/Get或者Read/Write请求。假设一条Log包含了一个Put请求，客户端想要将X设置成1，另一条Log想要将X设置成2，下一条将Y设置成7。
如果Raft一直执行没有故障，Raft之上的将会是应用程序，在这里，应用程序将会是key-value数据库。它将会维护一个表单，当Raft一个接一个的上传命令时，应用程序会更新它的表单。
所以第一个命令之后，应用程序会将表单中的X设置为1。
第二个命令之后，表单中的X会被设置为2。
第三个命令之后，表单中的Y会被设置为7。
这里有个有趣的事实，那就是：对于大多数的应用程序来说，应用程序的状态远小于Log的大小。某种程度上我们知道，在某些时间点，Log和应用程序的状态是可以互换的，它们是用来表示应用程序状态的不同事物。但是Log可能包含大量的重复的记录（例如对于X的重复赋值），这些记录使用了Log中的大量的空间，但是同时却压缩到了key-value表单中的一条记录。这在多副本系统中很常见。在这里，如果存储Log，可能尺寸会非常大，相应的，如果存储key-value表单，这可能比Log尺寸小得多。这就是快照的背后原理。
所以，当Raft认为它的Log将会过于庞大，例如大于1MB，10MB或者任意的限制，Raft会要求应用程序在Log的特定位置，对其状态做一个快照。所以，如果Raft要求应用程序做一个快照，Raft会从Log中选取一个与快照对应的点，然后要求应用程序在那个点的位置做一个快照。这里极其重要，因为我们接下来将会丢弃所有那个点之前的Log记录。如果我们有一个点的快照，那么我们可以安全的将那个点之前的Log丢弃。（在key-value数据库的例子中）快照本质上就是key-value表单。
我们还需要为快照标注Log的槽位号。在这个图里面，这个快照对应的正好是槽位3。
有了快照，并且Raft将它存放在磁盘中之后，Raft将不会再需要这部分Log。只要Raft持久化存储了快照，快照对应的Log槽位号，以及Log槽位号之后的所有Log，那么快照对应槽位号之前的这部分Log可以被丢弃，我们将不再需要这部分Log。
所以这就是Raft快照的工作原理，Raft要求应用程序做快照，得到快照之后将其存储在磁盘中，同时持久化存储快照之后的Log，并丢弃快照之前的Log。所以，Raft的持久化存储实际上是持久化应用程序快照，和快照之后的Log。大家都明白了吗？
学生提问：听不清。
Robert教授：或许可以这样看这些Log，快照之后的Log是实际存在的，而快照之前的Log可以认为是幽灵条目，我们可以认为它们还在那，只是说我们永远不会再去查看它们了， 因为我们现在有快照了。事实上，我们不再存储幽灵条目，但是效果上是等效于有完整的Log。
刚刚的回答可能有些草率。因为如果按照Raft论文的图2，你有时还是需要这些早期的Log（槽位1，2，3）。所以，在知道了有时候某些Log可能不存在的事实之后，你可能需要稍微重新理解一下图2。
所以，重启的时候会发生什么呢？现在，重启的场景比之前只有Log会更加复杂一点。重启的时候，必须让Raft有方法知道磁盘中最近的快照和Log的组合，并将快照传递给应用程序。因为现在我们不能重演所有的Log（部分被删掉了），所以必须要有一种方式来初始化应用程序。所以应用程序不仅需要有能力能生成一个快照，它还需要能够吸纳一个之前创建的快照，并通过它稳定的重建自己的内存。所以，尽管Raft在管理快照，快照的内容实际上是应用程序的属性。Raft并不理解快照中有什么，只有应用程序知道，因为快照里面都是应用程序相关的信息。所以重启之后，应用程序需要能够吸纳Raft能找到的最近的一次快照。到目前为止还算简单。
不幸的是，这里丢弃了快照之前的Log，引入了大量的复杂性。如果有的Follower的Log较短，在Leader的快照之前就结束，那么除非有一种新的机制，否则那个Follower永远也不可能恢复完整的Log。因为，如果一个Follower只有前两个槽位的Log，Leader不再有槽位3的Log可以通过AppendEntries RPC发给Follower，Follower的Log也就不可能补齐至Leader的Log。
我们可以通过这种方式来避免这个问题：如果Leader发现有任何一个Follower的Log落后于Leader要做快照的点，那么Leader就不丢弃快照之前的Log。Leader原则上是可以知道Follower的Log位置，然后Leader可以不丢弃所有Follower中最短Log之后的本地Log。
这或许是一个短暂的好方法，之所以这个方法不完美的原因在于，如果一个Follower关机了一周，它也就不能确认Log条目，同时也意味着Leader不能通过快照来减少自己的内存消耗（因为那个Follower的Log长度一直没有更新）。
所以，Raft选择的方法是，Leader可以丢弃Follower需要的Log。所以，我们需要某种机制让AppendEntries能处理某些Follower Log的结尾到Leader Log开始之间丢失的这一段Log。解决方法是（一个新的消息类型）InstallSnapshot RPC。
当Follower刚刚恢复，如果它的Log短于Leader通过 AppendEntries RPC发给它的内容，那么它首先会强制Leader回退自己的Log。在某个点，Leader将不能再回退，因为它已经到了自己Log的起点。这时，Leader会将自己的快照发给Follower，之后立即通过AppendEntries将后面的Log发给Follower。
不幸的是，这里明显的增加了的复杂度。因为这里需要Raft组件之间的协同，这里还有点违反模块性，因为这里需要组件之间有一些特殊的协商。例如，当Follower收到了InstallSnapshot，这个消息是被Raft收到的，但是Raft实际需要应用程序能吸纳这个快照。所以它们现在需要更多的交互了。
学生提问：快照的创建是否依赖应用程序？
Robert教授：肯定依赖。快照生成函数是应用程序的一部分，如果是一个key-value数据库，那么快照生成就是这个数据库的一部分。Raft会通过某种方式调用到应用程序，通知应用程序生成快照，因为只有应用程序自己才知道自己的状态（进而能生成快照）。而通过快照反向生成应用程序状态的函数，同样也是依赖应用程序的。但是这里又有点纠缠不清，因为每个快照又必须与某个Log槽位号对应。
学生提问：如果RPC消息乱序该怎么处理？
Robert教授：是在说Raft论文图13的规则6吗？这里的问题是，你们会在Lab3遇到这个问题，因为RPC系统不是完全的可靠和有序，RPC可以乱序的到达，甚至不到达。你或许发了一个RPC，但是收不到回复，并认为这个消息丢失了，但是消息实际上送达了，实际上是回复丢失了。所有这些都可能发生，包括发生在InstallSnapshot RPC中。Leader几乎肯定会并发发出大量RPC，其中包含了AppendEntries和InstallSnapshot，因此，Follower有可能受到一条很久以前的InstallSnapshot消息。因此，Follower必须要小心应对InstallSnapshot消息。我认为，你想知道的是，如果Follower收到了一条InstallSnapshot消息，但是这条消息看起来完全是冗余的，这条InstallSnapshot消息包含的信息比当前Follower的信息还要老，这时，Follower该如何做？
Raft论文图13的规则6有相应的说明。我认为正常的响应是，Follower可以忽略明显旧的快照。其实我（Robert教授）看不懂那条规则6。