5分鐘帶你快速瞭解Zookeeper工做原理

一、Zookeeper的角色

• 領導者（leader），負責進行投票的發起和決議，更新系統狀態。
• 學習者（learner），包括跟隨者（follower）和觀察者（observer），follower用於接受客戶端請求並想客戶端返回結果，在選主過程當中參與投票Observer能夠接受客戶端鏈接，將寫請求轉發給leader，但observer不參加投票過程，只同步leader的狀態，observer的目的是爲了擴展系統，提升讀取速度。
•  客戶端（client），請求發起方。

• Zookeeper的核心是原子廣播，這個機制保證了各個Server之間的同步。實現這個機制的協議叫作Zab協議。Zab協議有兩種模式，它們分別是恢復模式（選主）和廣播模式（同步）。當服務啓動或者在領導者崩潰後，Zab就進入了恢復模式，當領導者被選舉出來，且大多數Server完成了和leader的狀態同步之後，恢復模式就結束了。狀態同步保證了leader和Server具備相同的系統狀態。

• 爲了保證事務的順序一致性，zookeeper採用了遞增的事務id號（zxid）來標識事務。全部的提議（proposal）都在被提出的時候加上了zxid。實現中zxid是一個64位的數字，它高32位是epoch用來標識leader關係是否改變，每次一個leader被選出來，它都會有一個新的epoch，標識當前屬於那個leader的統治時期。低32位用於遞增計數。

• 每一個Server在工做過程當中有三種狀態：

LOOKING：當前Server不知道leader是誰，正在搜尋。

LEADING：當前Server即爲選舉出來的leader。

FOLLOWING：leader已經選舉出來，當前Server與之同步。

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二、Zookeeper 的讀寫機制

• Zookeeper是一個由多個server組成的集羣
•  一個leader，多個follower
• 每一個server保存一份數據副本
• 全局數據一致
• 分佈式讀寫
• 更新請求轉發，由leader實施

三、Zookeeper 的保證　

• 更新請求順序進行，來自同一個client的更新請求按其發送順序依次執行。
•  數據更新原子性，一次數據更新要麼成功，要麼失敗。
• 全局惟一數據視圖，client不管鏈接到哪一個server，數據視圖都是一致的。
•  實時性，在必定事件範圍內，client能讀到最新數據。

四、Zookeeper節點數據操做流程

注：1.在Client向Follwer發出一個寫的請求

2.Follwer把請求發送給Leader

3.Leader接收到之後開始發起投票並通知Follwer進行投票

4.Follwer把投票結果發送給Leader

5.Leader將結果彙總後若是須要寫入，則開始寫入同時把寫入操做通知給Leader，而後commit;

6.Follwer把請求結果返回給Client

• Follower主要有四個功能：

• 1. 向Leader發送請求（PING消息、REQUEST消息、ACK消息、REVALIDATE消息）；

• 2 .接收Leader消息並進行處理；

• 3 .接收Client的請求，若是爲寫請求，發送給Leader進行投票；

• 4 .返回Client結果。

• Follower的消息循環處理以下幾種來自Leader的消息：

• 1 .PING消息： 心跳消息；

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

• 3 .COMMIT消息：服務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：根據Leader的REVALIDATE結果，關閉待revalidate的session仍是容許其接受消息；

• 6 .SYNC消息：返回SYNC結果到客戶端，這個消息最初由客戶端發起，用來強制獲得最新的更新。

五、Zookeeper leader 選舉　

• 半數經過

– 3臺機器 掛一臺 2>3/2

– 4臺機器 掛2臺 2！>4/2

• A提案說，我要選本身，B你贊成嗎？C你贊成嗎？B說，我贊成選A；C說，我贊成選A。(注意，這裏超過半數了，其實在現實世界選舉已經成功了。可是計算機世界是很嚴格，另外要理解算法，要繼續模擬下去。)

• 接着B提案說，我要選本身，A你贊成嗎；A說，我已經超半數贊成當選，你的提案無效；C說，A已經超半數贊成當選，B提案無效。

• 接着C提案說，我要選本身，A你贊成嗎；A說，我已經超半數贊成當選，你的提案無效；B說，A已經超半數贊成當選，C的提案無效。

• 選舉已經產生了Leader，後面的都是follower，只能服從Leader的命令。並且這裏還有個小細節，就是其實誰先啓動誰當頭。

六、zxid

• znode節點的狀態信息中包含czxid, 那麼什麼是zxid呢?

• ZooKeeper狀態的每一次改變, 都對應着一個遞增的Transaction id, 該id稱爲zxid. 因爲zxid的遞增性質, 若是zxid1小於zxid2, 那麼zxid1確定先於zxid2發生.

建立任意節點, 或者更新任意節點的數據, 或者刪除任意節點, 都會致使Zookeeper狀態發生改變, 從而致使zxid的值增長.

七、Zookeeper工做原理

• Zookeeper的核心是原子廣播，這個機制保證了各個server之間的同步。實現這個機制的協議叫作Zab協議。Zab協議有兩種模式，它們分別是恢復模式和廣播模式。
• 當服務啓動或者在領導者崩潰後，Zab就進入了恢復模式，當領導者被選舉出來，且大多數server的完成了和leader的狀態同步之後，恢復模式就結束了。
• 狀態同步保證了leader和server具備相同的系統狀態，一旦leader已經和多數的follower進行了狀態同步後，他就能夠開始廣播消息了，即進入廣播狀態。這時候當一個server加入zookeeper服務中，它會在恢復模式下啓動，
• 發現leader，並和leader進行狀態同步。待到同步結束，它也參與消息廣播。Zookeeper服務一直維持在Broadcast狀態，直到leader崩潰了或者leader失去了大部分的followers支持。
• 廣播模式須要保證proposal被按順序處理，所以zk採用了遞增的事務id號(zxid)來保證。全部的提議(proposal)都在被提出的時候加上zxid。
• 實現中zxid是一個64爲的數字，它高32位是epoch用來標識leader關係是否改變，每次一個leader被選出來，它都會有一個新的epoch。低32位是個遞增計數。
• 當leader崩潰或者leader失去大多數的follower，這時候zk進入恢復模式，恢復模式須要從新選舉出一個新的leader，讓全部的server都恢復到一個正確的狀態。
• 每一個Server啓動之後都詢問其它的Server它要投票給誰。
• 對於其餘server的詢問，server每次根據本身的狀態都回複本身推薦的leader的id和上一次處理事務的zxid（系統啓動時每一個server都會推薦本身）
• 收到全部Server回覆之後，就計算出zxid最大的哪一個Server，並將這個Server相關信息設置成下一次要投票的Server。
• 計算這過程當中得到票數最多的的sever爲獲勝者，若是獲勝者的票數超過半數，則改server被選爲leader。不然，繼續這個過程，直到leader被選舉出來。
•  leader就會開始等待server鏈接。
• Follower鏈接leader，將最大的zxid發送給leader。
•  Leader根據follower的zxid肯定同步點。
•  完成同步後通知follower 已經成爲uptodate狀態。
• Follower收到uptodate消息後，又能夠從新接受client的請求進行服務了。

八、數據一致性與paxos 算法

• 聽說Paxos算法的難理解與算法的知名度同樣使人敬仰，因此咱們先看如何保持數據的一致性，這裏有個原則就是：

• 在一個分佈式數據庫系統中，若是各節點的初始狀態一致，每一個節點都執行相同的操做序列，那麼他們最後能獲得一個一致的狀態。

• Paxos算法解決的什麼問題呢，解決的就是保證每一個節點執行相同的操做序列。好吧，這還不簡單，master維護一個全局寫隊列，全部寫操做都必須 放入這個隊列編號，那麼不管咱們寫多少個節點，只要寫操做是按編號來的，就能保證一致性。沒錯，就是這樣，但是若是master掛了呢。

• Paxos算法經過投票來對寫操做進行全局編號，同一時刻，只有一個寫操做被批准，同時併發的寫操做要去爭取選票，只有得到過半數選票的寫操做纔會被 批准（因此永遠只會有一個寫操做獲得批准），其餘的寫操做競爭失敗只好再發起一輪投票，就這樣，在日復一日年復一年的投票中，全部寫操做都被嚴格編號排 序。編號嚴格遞增，當一個節點接受了一個編號爲100的寫操做，以後又接受到編號爲99的寫操做（由於網絡延遲等不少不可預見緣由），它立刻能意識到本身 數據不一致了，自動中止對外服務並重啓同步過程。任何一個節點掛掉都不會影響整個集羣的數據一致性（總2n+1臺，除非掛掉大於n臺）。

總結

 Zookeeper 做爲 Hadoop 項目中的一個子項目，是 Hadoop 集羣管理的一個必不可少的模塊，它主要用來控制集羣中的數據，如它管理 Hadoop 集羣中的 NameNode，還有 Hbase 中 Master Election、Server 之間狀態同步等。

關於Paxos算法能夠查看文章 Zookeeper全解析——Paxos做爲靈魂

九、Observer　

• Zookeeper需保證高可用和強一致性；

• 爲了支持更多的客戶端，須要增長更多Server；

• Server增多，投票階段延遲增大，影響性能；

• 權衡伸縮性和高吞吐率，引入Observer

• Observer不參與投票；

• Observers接受客戶端的鏈接，並將寫請求轉發給leader節點；

• 加入更多Observer節點，提升伸縮性，同時不影響吞吐率

十、 爲何zookeeper集羣的數目，通常爲奇數個？

•Leader選舉算法採用了Paxos協議；

•Paxos核心思想：當多數Server寫成功，則任務數據寫成功若是有3個Server，則兩個寫成功便可；若是有4或5個Server，則三個寫成功便可。

•Server數目通常爲奇數（三、五、7）若是有3個Server，則最多容許1個Server掛掉；若是有4個Server，則一樣最多容許1個Server掛掉由此，

咱們看出3臺服務器和4臺服務器的的容災能力是同樣的，因此爲了節省服務器資源，通常咱們採用奇數個數，做爲服務器部署個數。

十一、Zookeeper 的數據模型　

• 層次化的目錄結構，命名符合常規文件系統規範。
• 每一個節點在zookeeper中叫作znode,而且其有一個惟一的路徑標識。
• 節點Znode能夠包含數據和子節點，可是EPHEMERAL類型的節點不能有子節點。
• Znode中的數據能夠有多個版本，好比某一個路徑下存有多個數據版本，那麼查詢這個路徑下的數據就須要帶上版本。
• 客戶端應用能夠在節點上設置監視器。
• 節點不支持部分讀寫，而是一次性完整讀寫。

十二、Zookeeper 的節點

• Znode有兩種類型，短暫的（ephemeral）和持久的（persistent）
• Znode的類型在建立時肯定而且以後不能再修改
• 短暫znode的客戶端會話結束時，zookeeper會將該短暫znode刪除，短暫znode不能夠有子節點
• 持久znode不依賴於客戶端會話，只有當客戶端明確要刪除該持久znode時纔會被刪除
• Znode有四種形式的目錄節點
• PERSISTENT（持久的）
• EPHEMERAL(暫時的)
• PERSISTENT_SEQUENTIAL（持久化順序編號目錄節點）
• EPHEMERAL_SEQUENTIAL（暫時化順序編號目錄節點）