5分钟带你快速了解Zookeeper工做原理

一、Zookeeper的角色

• 领导者（leader），负责进行投票的发起和决议，更新系统状态。
• 学习者（learner），包括跟随者（follower）和观察者（observer），follower用于接受客户端请求并想客户端返回结果，在选主过程当中参与投票Observer能够接受客户端链接，将写请求转发给leader，但observer不参加投票过程，只同步leader的状态，observer的目的是为了扩展系统，提升读取速度。
•  客户端（client），请求发起方。

• Zookeeper的核心是原子广播，这个机制保证了各个Server之间的同步。实现这个机制的协议叫作Zab协议。Zab协议有两种模式，它们分别是恢复模式（选主）和广播模式（同步）。当服务启动或者在领导者崩溃后，Zab就进入了恢复模式，当领导者被选举出来，且大多数Server完成了和leader的状态同步之后，恢复模式就结束了。状态同步保证了leader和Server具备相同的系统状态。

• 为了保证事务的顺序一致性，zookeeper采用了递增的事务id号（zxid）来标识事务。全部的提议（proposal）都在被提出的时候加上了zxid。实现中zxid是一个64位的数字，它高32位是epoch用来标识leader关系是否改变，每次一个leader被选出来，它都会有一个新的epoch，标识当前属于那个leader的统治时期。低32位用于递增计数。

• 每一个Server在工做过程当中有三种状态：

LOOKING：当前Server不知道leader是谁，正在搜寻。

LEADING：当前Server即为选举出来的leader。

FOLLOWING：leader已经选举出来，当前Server与之同步。

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二、Zookeeper 的读写机制

• Zookeeper是一个由多个server组成的集群
•  一个leader，多个follower
• 每一个server保存一份数据副本
• 全局数据一致
• 分布式读写
• 更新请求转发，由leader实施

三、Zookeeper 的保证　

• 更新请求顺序进行，来自同一个client的更新请求按其发送顺序依次执行。
•  数据更新原子性，一次数据更新要么成功，要么失败。
• 全局惟一数据视图，client不管链接到哪一个server，数据视图都是一致的。
•  实时性，在必定事件范围内，client能读到最新数据。

四、Zookeeper节点数据操做流程

注：1.在Client向Follwer发出一个写的请求

2.Follwer把请求发送给Leader

3.Leader接收到之后开始发起投票并通知Follwer进行投票

4.Follwer把投票结果发送给Leader

5.Leader将结果汇总后若是须要写入，则开始写入同时把写入操做通知给Leader，而后commit;

6.Follwer把请求结果返回给Client

• Follower主要有四个功能：

• 1. 向Leader发送请求（PING消息、REQUEST消息、ACK消息、REVALIDATE消息）；

• 2 .接收Leader消息并进行处理；

• 3 .接收Client的请求，若是为写请求，发送给Leader进行投票；

• 4 .返回Client结果。

• Follower的消息循环处理以下几种来自Leader的消息：

• 1 .PING消息： 心跳消息；

• 2 .PROPOSAL消息：Leader发起的提案，要求Follower投票；

• 3 .COMMIT消息：服务器端最新一次提案的信息；

• 4 .UPTODATE消息：代表同步完成；

• 5 .REVALIDATE消息：根据Leader的REVALIDATE结果，关闭待revalidate的session仍是容许其接受消息；

• 6 .SYNC消息：返回SYNC结果到客户端，这个消息最初由客户端发起，用来强制获得最新的更新。

五、Zookeeper leader 选举　

• 半数经过

– 3台机器 挂一台 2>3/2

– 4台机器 挂2台 2！>4/2

• A提案说，我要选本身，B你赞成吗？C你赞成吗？B说，我赞成选A；C说，我赞成选A。(注意，这里超过半数了，其实在现实世界选举已经成功了。可是计算机世界是很严格，另外要理解算法，要继续模拟下去。)

• 接着B提案说，我要选本身，A你赞成吗；A说，我已经超半数赞成当选，你的提案无效；C说，A已经超半数赞成当选，B提案无效。

• 接着C提案说，我要选本身，A你赞成吗；A说，我已经超半数赞成当选，你的提案无效；B说，A已经超半数赞成当选，C的提案无效。

• 选举已经产生了Leader，后面的都是follower，只能服从Leader的命令。并且这里还有个小细节，就是其实谁先启动谁当头。

六、zxid

• znode节点的状态信息中包含czxid, 那么什么是zxid呢?

• ZooKeeper状态的每一次改变, 都对应着一个递增的Transaction id, 该id称为zxid. 因为zxid的递增性质, 若是zxid1小于zxid2, 那么zxid1确定先于zxid2发生.

建立任意节点, 或者更新任意节点的数据, 或者删除任意节点, 都会致使Zookeeper状态发生改变, 从而致使zxid的值增长.

七、Zookeeper工做原理

• Zookeeper的核心是原子广播，这个机制保证了各个server之间的同步。实现这个机制的协议叫作Zab协议。Zab协议有两种模式，它们分别是恢复模式和广播模式。
• 当服务启动或者在领导者崩溃后，Zab就进入了恢复模式，当领导者被选举出来，且大多数server的完成了和leader的状态同步之后，恢复模式就结束了。
• 状态同步保证了leader和server具备相同的系统状态，一旦leader已经和多数的follower进行了状态同步后，他就能够开始广播消息了，即进入广播状态。这时候当一个server加入zookeeper服务中，它会在恢复模式下启动，
• 发现leader，并和leader进行状态同步。待到同步结束，它也参与消息广播。Zookeeper服务一直维持在Broadcast状态，直到leader崩溃了或者leader失去了大部分的followers支持。
• 广播模式须要保证proposal被按顺序处理，所以zk采用了递增的事务id号(zxid)来保证。全部的提议(proposal)都在被提出的时候加上zxid。
• 实现中zxid是一个64为的数字，它高32位是epoch用来标识leader关系是否改变，每次一个leader被选出来，它都会有一个新的epoch。低32位是个递增计数。
• 当leader崩溃或者leader失去大多数的follower，这时候zk进入恢复模式，恢复模式须要从新选举出一个新的leader，让全部的server都恢复到一个正确的状态。
• 每一个Server启动之后都询问其它的Server它要投票给谁。
• 对于其余server的询问，server每次根据本身的状态都回复本身推荐的leader的id和上一次处理事务的zxid（系统启动时每一个server都会推荐本身）
• 收到全部Server回复之后，就计算出zxid最大的哪一个Server，并将这个Server相关信息设置成下一次要投票的Server。
• 计算这过程当中得到票数最多的的sever为获胜者，若是获胜者的票数超过半数，则改server被选为leader。不然，继续这个过程，直到leader被选举出来。
•  leader就会开始等待server链接。
• Follower链接leader，将最大的zxid发送给leader。
•  Leader根据follower的zxid肯定同步点。
•  完成同步后通知follower 已经成为uptodate状态。
• Follower收到uptodate消息后，又能够从新接受client的请求进行服务了。

八、数据一致性与paxos 算法

• 听说Paxos算法的难理解与算法的知名度同样使人敬仰，因此咱们先看如何保持数据的一致性，这里有个原则就是：

• 在一个分布式数据库系统中，若是各节点的初始状态一致，每一个节点都执行相同的操做序列，那么他们最后能获得一个一致的状态。

• Paxos算法解决的什么问题呢，解决的就是保证每一个节点执行相同的操做序列。好吧，这还不简单，master维护一个全局写队列，全部写操做都必须 放入这个队列编号，那么不管咱们写多少个节点，只要写操做是按编号来的，就能保证一致性。没错，就是这样，但是若是master挂了呢。

• Paxos算法经过投票来对写操做进行全局编号，同一时刻，只有一个写操做被批准，同时并发的写操做要去争取选票，只有得到过半数选票的写操做才会被 批准（因此永远只会有一个写操做获得批准），其余的写操做竞争失败只好再发起一轮投票，就这样，在日复一日年复一年的投票中，全部写操做都被严格编号排 序。编号严格递增，当一个节点接受了一个编号为100的写操做，以后又接受到编号为99的写操做（由于网络延迟等不少不可预见缘由），它立刻能意识到本身 数据不一致了，自动中止对外服务并重启同步过程。任何一个节点挂掉都不会影响整个集群的数据一致性（总2n+1台，除非挂掉大于n台）。

总结

 Zookeeper 做为 Hadoop 项目中的一个子项目，是 Hadoop 集群管理的一个必不可少的模块，它主要用来控制集群中的数据，如它管理 Hadoop 集群中的 NameNode，还有 Hbase 中 Master Election、Server 之间状态同步等。

关于Paxos算法能够查看文章 Zookeeper全解析——Paxos做为灵魂

九、Observer　

• Zookeeper需保证高可用和强一致性；

• 为了支持更多的客户端，须要增长更多Server；

• Server增多，投票阶段延迟增大，影响性能；

• 权衡伸缩性和高吞吐率，引入Observer

• Observer不参与投票；

• Observers接受客户端的链接，并将写请求转发给leader节点；

• 加入更多Observer节点，提升伸缩性，同时不影响吞吐率

十、 为何zookeeper集群的数目，通常为奇数个？

•Leader选举算法采用了Paxos协议；

•Paxos核心思想：当多数Server写成功，则任务数据写成功若是有3个Server，则两个写成功便可；若是有4或5个Server，则三个写成功便可。

•Server数目通常为奇数（三、五、7）若是有3个Server，则最多容许1个Server挂掉；若是有4个Server，则一样最多容许1个Server挂掉由此，

咱们看出3台服务器和4台服务器的的容灾能力是同样的，因此为了节省服务器资源，通常咱们采用奇数个数，做为服务器部署个数。

十一、Zookeeper 的数据模型　

• 层次化的目录结构，命名符合常规文件系统规范。
• 每一个节点在zookeeper中叫作znode,而且其有一个惟一的路径标识。
• 节点Znode能够包含数据和子节点，可是EPHEMERAL类型的节点不能有子节点。
• Znode中的数据能够有多个版本，好比某一个路径下存有多个数据版本，那么查询这个路径下的数据就须要带上版本。
• 客户端应用能够在节点上设置监视器。
• 节点不支持部分读写，而是一次性完整读写。

十二、Zookeeper 的节点

• Znode有两种类型，短暂的（ephemeral）和持久的（persistent）
• Znode的类型在建立时肯定而且以后不能再修改
• 短暂znode的客户端会话结束时，zookeeper会将该短暂znode删除，短暂znode不能够有子节点
• 持久znode不依赖于客户端会话，只有当客户端明确要删除该持久znode时才会被删除
• Znode有四种形式的目录节点
• PERSISTENT（持久的）
• EPHEMERAL(暂时的)
• PERSISTENT_SEQUENTIAL（持久化顺序编号目录节点）
• EPHEMERAL_SEQUENTIAL（暂时化顺序编号目录节点）