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复制协议实验矩阵

tick 是确定性的事件排序步，不是墙上时钟。下表每个单元格都有协议 pytest 或只调用公开 API 的 lab 断言支撑。

实验	协议 1：异步主从	协议 2：WAL 运输	协议 3：ISR + HW	协议 4：Raft
1. 正常复制	LEADER 在 replica apply 前返回；流消息送达后收敛。	LEADER 在 primary 本地 WAL flush 后、异步 standby apply 前返回；QUORUM 等待全部配置的同步 standby flush。	LEADER 可留下 follower 缺口；ALL_ISR 仅在当前 ISR 全部拥有该 offset 且 HW 推进后返回。	QUORUM 在多数派复制后返回；commit 传播后全部存活状态机收敛。
2. ack 后杀 leader	立即 promote stale replica 会丢已确认写。	异步 LEADER 写可能不在被 promote 的 standby；同步 QUORUM 写存在于全部配置的同步候选。	ALL_ISR 写已位于所有 ISR 成员的 HW 以下，controller clean election 后保留。	QUORUM 已提交前缀存活，多数派选出新 leader 后仍可读。
3. 旧 leader 位于少数派	两个手工指定 primary 都能确认本地脏写；愈合后新 generation 胜出。	promote 增加 timeline；旧 timeline 排队 WAL 在 apply 前被拒，standby 跟随新分支。	controller 增加 leader epoch；旧 epoch append 被栅栏，clean election 从 HW 开始。	旧 leader 无法 commit；多数派的更高任期 leader 在愈合后覆盖未提交后缀。
4. 慢副本	primary 不依赖 replica 投票，仍可写；慢 replica stale。	异步 standby 不影响本地 commit；若配置为同步 standby，则会阻塞 QUORUM。	controller 将滞后 follower 移出 ISR；剩余 ISR 仍满足 min.insync.replicas 时继续写。	成员固定，但三节点中一个慢 follower 不影响多数派 commit。
5. 落后副本重连	backlog 内 partial/增量；超出 backlog 或 lineage 不同则全量快照替换。	retained WAL 内增量运输；早于最老保留 LSN 或新 timeline 时 base backup/全量追赶。	leader 保留日志内增量 fetch；早于保留起点则全量快照，追到 HW 后才重入 ISR。	M3 日志不压缩，始终通过 nextIndex 回退和增量日志重放修复；snapshot/全量传输属 v2。
6. 读一致性矩阵	LOCAL：lagging replica stale。LEADER：fresh 但无权威证明。LINEARIZABLE：不支持。	LOCAL：lagging standby stale。LEADER：fresh 但无 lease 证明。LINEARIZABLE：不支持。	LOCAL：stale。LEADER：可能暴露未提交 append。LINEARIZABLE：直到 HW/lease/min.insync 证明权威才放行并返回 fresh。	LOCAL：lagging follower stale。LEADER：fresh 但可能是分区旧 leader。LINEARIZABLE：当前任期 read-index 多数派后 fresh。
7. 脑裂读与租约	旧 primary 的 LOCAL 返回 promote 前值；不提供 linearizable/lease guard。	旧 timeline primary 的 LOCAL 返回 promote 前值；timeline 栅栏写入而非孤立 stale 读，也不提供 lease read。	旧 leader LOCAL stale；controller 所有权与逻辑 leader lease 拒绝被替换的 leader。	旧 leader LOCAL stale；当前 leader read-index 成功，分区旧 leader 无法取得 quorum barrier。

ReadLevel 结果矩阵

实验 6 区分状态，不把各种失败都包装成“没有 stale”：

协议	LOCAL	LEADER	LINEARIZABLE
异步主从	stale	fresh	unsupported
WAL 运输	stale	fresh	unsupported
ISR + HW	stale	fresh 但未提交	无 HW lease 时 blocked
Raft	stale	fresh	read-index 后 fresh

运行方法

uv run python labs/exp04_slow_replica.py
uv run python labs/exp05_replica_reconnect.py
uv run python labs/exp06_read_consistency.py
uv run python labs/exp07_split_brain_lease.py
uv run pytest -q tests/labs/test_experiments.py

实验 4、5、7 接受 --protocol async|wal|isr|raft|all，默认打印四列；实验 6 总是打印完整 3 × 4 矩阵。脚本只调用 replication group 公开 API，不直接调用 RPC handler，也不修改 scheduler/network 内部状态。

确定性与持久化边界

两个新协议都有同 seed、逐事件相同的 Trace 回放测试。显式 lose_unfsynced=True crash 是断电注入：节点回滚到最近一次模拟 fsync； 普通 crash(node) 保留已接受的持久状态。Raft 在依赖其结果的 RPC response 前持久化 term/vote/log；WAL LEADER flush primary，WAL QUORUM 还 flush 全部同步 standby；Kafka 式副本暴露类似 page cache 的未 fsync copy，但 ALL_ISR 依靠多副本保护；异步 primary 可确认尚未 fsync 的本地 dataset。