我想了解 MongoDB 提供哪些保证（如果有的话），因为它与 Primary 永久或暂时失败的情况下的数据持久性有关，或者当它在网络级别与副本集的其余部分分离时。
我了解 w:1 写问题会发生什么。我理解日记的作用。
我不明白 MongoDB 如何决定在选择新主节点时保留哪些写入以及丢弃哪些写入。在 4 节点（+arbiter）集群中，N1 为主节点，N2、N3、N4 次节点，在这种情况下：
问题：
首先是一些背景：
mongodb 副本集使用操作日志进行复制。主节点的每次写入都附加到 oplog。
每个辅助节点查询其同步源以获取 oplog 条目，并批量检索和应用它们。
Oplog 条目是幂等的，必须按顺序应用。
在将条目写入 oplog 本身之前，它们首先被写入日志。
如果一个节点在应用批次时崩溃，那么从日志中重放整个批次是安全的，因为每个条目都是幂等的。
成员相互报告他们最近应用的 oplog 事件的标识符。
由于必须按顺序应用 oplog 事件，这意味着每个节点在报告条目之前已应用了所有条目，而此后则没有。
在一个 5 节点的副本集中，大多数是 3 个节点。主节点不会向客户端/应用程序确认w:majority写入已完成，直到大多数节点报告其 oplog 已达到或超过添加写入的点。
副本集中的每个节点都监视其他每个成员。
如果主节点意识到它无法与大多数投票节点通信，它将降级到辅助节点。
如果辅助节点在几秒钟内（默认为 10 秒）与主节点没有任何通信，它将要求选举。
要求选举的节点将向每个副本集成员征求投票。
每个成员通常会投“是”，他们可能投“否”的几个原因是：
如果候选节点收到足够的“是”票以构成副本集中的多数投票节点，则它会转换为主节点并接受写入。
每次选举都会增加term副本集的值。If the primary receives a heartbeat or other message from one of the other nodes that contains a higher term than when it was elected, it immediately steps down to secondary.
{w:majority, j:true} 写入命中主节点。
初级会：
假设主节点的 oplog 现在包含：
| 时间 | 手术 |
|---|---|
| T1 | 创建集合 |
| T2 | 创建索引 |
| T3 | 插入文档 1 |
| T4 | 插入文档 2 |
| T5 | 更新文件 1 |
| T6 | 插入文档 3 |
我将使用 T5 的更新作为w:majority写入。
辅助节点轮询更改，主节点等待多数确认。
N1 是主要的，N5 是仲裁者。在 T5 写入之前，其余节点显示以下最近应用的 oplog 事件：
N2：T4
N3：T4
N4：T2
N2 确认更改。
最近应用的 oplog 事件现在是：
N2：T5
N3：T4
N4：T3
N3 已收到更改并正在应用中。
这意味着 N3 不会向任何其他节点报告新的最后应用 oplog 时间，并且主节点仍然不会向提交写入的应用程序进程确认成功或失败。
主要发生故障
在主要失败之前的那一刻，每个成员最后应用的 optime 是：
N1：T6
N2：T5
N3：T4
N4：T3
N5：不适用
N3 无法向 Primary 确认它已应用更改。
情况下合理。
选举是强制的。
在适当的超时之后，一个或多个辅助节点将要求选举。
让我们假设 N3 实际上确实完成了应用来自 T5 的操作。
如果 N4 恰好是第一个超时的，它将要求进行选举，并要求所有成员投票给它。投票结果如下：
N4：是（总是为自己投票）
N5：否 - 我可以看到一个节点的 oplog 事件比你拥有的更新
N3：否 - 我的 oplog 事件比你拥有的更新
N2：否 - 同上
此时 N2 或 N3 将成为下一个选举人，投票结果如下：
候选人 N3：是 - 自己
N5：是 - 你有最近的事件
N4：是 - 你比我
更新 N2：是 - 你至少和我一样更新
本次选举成功，节点转为主节点。
如果 N3 已应用来自 T5 的事件，则无论是否将其报告给主节点，都可能发生此事件序列。由于所有节点都监视所有其他节点，因此 N3 将向 N2、N4 和 N5 报告。
请注意，如果 #4 没有发生，N3 仍将处于 T4，并且不会被选举，因为 N2 有更近期的事件。
在任何一种情况下，都会保留参与选举的任何辅助节点应用的最新事件。
当 N1 恢复并尝试重新加入副本集时，新主节点上的 oplog 很可能已超出 T6。由于当前主节点不知道 T6 的写入，并且之前的主节点不能成为辅助节点，除非它可以重播当前主节点的 oplog 条目，因此节点会比较它们的 oplog 历史记录，直到找到一个共同点。
在这种情况下，这将是 T5。
然后，前一个主节点在 T6 回滚操作所做的更改，并将回滚的数据写入本地磁盘文件，以便以后可以在必要时恢复。然后它从新的主节点请求 T5 之后的 oplog 条目，并开始作为辅助节点进行复制。
在这种情况下，唯一丢失的写入是由主节点处理但未复制到任何其他节点的写入。
如果 Primary 已确认写入，并且 N2 复制了写入被多数确认的事实，结果是否会有所不同？如果 N2 和 N3 都复制了写入被多数人确认的事实，结果是否不同？
这个事实实际上不需要复制。每个节点都在监视其他节点，因此每个辅助节点都将清楚地知道哪些 oplog 条目已被大多数副本集看到，而不会被告知。
唯一的区别是，如果 N3 还向主节点报告它已复制操作，则主节点可能会向应用程序报告多数写入成功。
如果：
在这种情况下，N1 将意识到它无法联系到大多数副本集，并将下台。
如果 N1 或 N2 试图要求选举，他们将无法获得所需的 3 票
N4 would still not be elected due to being behind N3
当 N3 要求选举时，N4 和 N5 都会投票“是”，因此 N3 将成为主要成员。
这意味着当网络分区被修复时，N1 和 N2 都会发现它们有当前主节点不知道的写入。
在这种情况下，T5 和 T6 写入都将回滚。