1.ZooKeeper简绍

ZooKeeper是一个开放源码的分布式应用程序协调服务，它包含一个简单的原语集，分布式应用程序可以基于它实现同步服务，配置维护和命名服务等。

2.ZooKeeper设计目的

1.最终一致性：client不论连接到哪个Server，展示给它都是同一个视图，这是zookeeper最重要的性能。

2.可靠性：具有简单、健壮、良好的性能，如果消息m被到一台服务器接受，那么它将被所有的服务器接受。

3.实时性：Zookeeper保证客户端将在一个时间间隔范围内获得服务器的更新信息，或者服务器失效的信息。但由于网络延时等原因，Zookeeper不能保证两个客户端能同时得到刚更新的数据，如果需要最新数据，应该在读数据之前调用sync()接口。

4.等待无关（wait-free）：慢的或者失效的client不得干预快速的client的请求，使得每个client都能有效的等待。

5.原子性：更新只能成功或者失败，没有中间状态。

6.顺序性：包括全局有序和偏序两种：全局有序是指如果在一台服务器上消息a在消息b前发布，则在所有Server上消息a都将在消息b前被发布；偏序是指如果一个消息b在消息a后被同一个发送者发布，a必将排在b前面。

3.Zookeeper数据模型以及特点

Zookeeper这种数据结构有如下这些特点：

1）每个子目录项如NameService都被称作为znode，这个znode是被它所在的路径唯一标识，如Server1这个znode的标识为/NameService/Server1。

2）znode可以有子节点目录，并且每个znode可以存储数据，注意EPHEMERAL（临时的）类型的目录节点不能有子节点目录。

3）znode是有版本的（version），每个znode中存储的数据可以有多个版本，也就是一个访问路径中可以存储多份数据，version号自动增加。

4）znode的类型：

Persistent 节点，一旦被创建，便不会意外丢失，即使服务器全部重启也依然存在。每个 Persist 节点即可包含数据，也可包含子节点。

Ephemeral 节点，在创建它的客户端与服务器间的 Session 结束时自动被删除。服务器重启会导致 Session 结束，因此 Ephemeral 类型的 znode 此时也会自动删除。

Non-sequence 节点，多个客户端同时创建同一 Non-sequence 节点时，只有一个可创建成功，其它匀失败。并且创建出的节点名称与创建时指定的节点名完全一样。

Sequence 节点，创建出的节点名在指定的名称之后带有10位10进制数的序号。多个客户端创建同一名称的节点时，都能创建成功，只是序号不同。

5）znode可以被监控，包括这个目录节点中存储的数据的修改，子节点目录的变化等，一旦变化可以通知设置监控的客户端，这个是Zookeeper的核心特性，Zookeeper的很多功能都是基于这个特性实现的。

6）ZXID：每次对Zookeeper的状态的改变都会产生一个zxid（ZooKeeper Transaction Id），zxid是全局有序的，如果zxid1小于zxid2，则zxid1在zxid2之前发生。

4.Consistency Guarantees

Zookeeper是一个高效的、可扩展的服务，read和write操作都被设计为快速的，read比write操作更快。

顺序一致性（Sequential Consistency）：从一个客户端来的更新请求会被顺序执行。

原子性（Atomicity）：更新要么成功要么失败，没有部分成功的情况。

唯一的系统镜像（Single System Image）：无论客户端连接到哪个Server，看到系统镜像是一致的。

可靠性（Reliability）：更新一旦有效，持续有效，直到被覆盖。

时间线（Timeliness）：保证在一定的时间内各个客户端看到的系统信息是一致的。

5.ZooKeeper的工作原理

在zookeeper的集群中，各个节点共有下面3种角色和4种状态：

角色：leader,follower,observer

状态：leading,following,observing,looking

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做Zab协议（ZooKeeper Atomic Broadcast protocol）。Zab协议有两种模式，它们分别是恢复模式（Recovery选主）和广播模式（Broadcast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的状态同步以后，恢复模式就结束了。状态同步保证了leader和Server具有相同的系统状态。

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。所有的提议（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。

每个Server在工作过程中有4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。

OBSERVING：observer的行为在大多数情况下与follower完全一致，但是他们不参加选举和投票，而仅仅接受(observing)选举和投票的结果。

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6.Leader Election

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当leader崩溃或者leader失去大多数的follower，这时候zk进入恢复模式，恢复模式需要重新选举出一个新的leader，让所有的Server都恢复到一个正确的状态。Zk的选举算法有两种：一种是基于basic paxos实现的，另外一种是基于fast paxos算法实现的。系统默认的选举算法为fast paxos。先介绍basic paxos流程：

1.选举线程由当前Server发起选举的线程担任，其主要功能是对投票结果进行统计，并选出推荐的Server；

2.选举线程首先向所有Server发起一次询问（包括自己）；

3.选举线程收到回复后，验证是否是自己发起的询问（验证zxid是否一致），然后获取对方的id（myid），并存储到当前询问对象列表中，最后获取对方提议的leader相关信息（id,zxid），并将这些信息存储到当次选举的投票记录表中；

4.收到所有Server回复以后，就计算出zxid最大的那个Server，并将这个Server相关信息设置成下一次要投票的Server；

5.线程将当前zxid最大的Server设置为当前Server要推荐的Leader，如果此时获胜的Server获得n/2 + 1的Server票数，设置当前推荐的leader为获胜的Server，将根据获胜的Server相关信息设置自己的状态，否则，继续这个过程，直到leader被选举出来。

通过流程分析我们可以得出：要使Leader获得多数Server的支持，则Server总数必须是奇数2n+1，且存活的Server的数目不得少于n+1.

每个Server启动后都会重复以上流程。在恢复模式下，如果是刚从崩溃状态恢复的或者刚启动的server还会从磁盘快照中恢复数据和会话信息，zk会记录事务日志并定期进行快照，方便在恢复时进行状态恢复。

fast paxos流程是在选举过程中，某Server首先向所有Server提议自己要成为leader，当其它Server收到提议以后，解决epoch和zxid的冲突，并接受对方的提议，然后向对方发送接受提议完成的消息，重复这个流程，最后一定能选举出Leader。

7. Leader工作流程

Leader主要有三个功能：

1.恢复数据；

2.维持与follower的心跳，接收follower请求并判断follower的请求消息类型；

3.follower的消息类型主要有PING消息、REQUEST消息、ACK消息、REVALIDATE消息，根据不同的消息类型，进行不同的处理。

PING消息是指follower的心跳信息；REQUEST消息是follower发送的提议信息，包括写请求及同步请求；

ACK消息是follower的对提议的回复，超过半数的follower通过，则commit该提议；

REVALIDATE消息是用来延长SESSION有效时间。

8.Follower工作流程

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，如果为写请求，发送给Leader进行投票；

4.返回Client结果。

Follower的消息循环处理如下几种来自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：表明同步完成

5.REVALIDATE消息：根据Leader的REVALIDATE结果，关闭待revalidate的session还是允许其接受消息

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，用来强制得到最新的更新。

9.Zab: Broadcasting State Updates

Zookeeper Server接收到一次request，如果是follower，会转发给leader，Leader执行请求并通过Transaction的形式广播这次执行。Zookeeper集群如何决定一个Transaction是否被commit执行？通过“两段提交协议”（a two-phase commit）：

Leader给所有的follower发送一个PROPOSAL消息。

一个follower接收到这次PROPOSAL消息，写到磁盘，发送给leader一个ACK消息，告知已经收到。

当Leader收到法定人数（quorum）的follower的ACK时候，发送commit消息执行。

Zab协议保证：

1） 如果leader以T1和T2的顺序广播，那么所有的Server必须先执行T1，再执行T2。

2） 如果任意一个Server以T1、T2的顺序commit执行，其他所有的Server也必须以T1、T2的顺序执行。

“两段提交协议”最大的问题是如果Leader发送了PROPOSAL消息后crash或暂时失去连接，会导致整个集群处在一种不确定的状态（follower不知道该放弃这次提交还是执行提交）。Zookeeper这时会选出新的leader，请求处理也会移到新的leader上，不同的leader由不同的epoch标识。切换Leader时，需要解决下面两个问题：

1. Never forget delivered messages

Leader在COMMIT投递到任何一台follower之前crash，只有它自己commit了。新Leader必须保证这个事务也必须commit。

2. Let go of messages that are skipped

Leader产生某个proposal，但是在crash之前，没有follower看到这个proposal。该server恢复时，必须丢弃这个proposal。

Zookeeper会尽量保证不会同时有2个活动的Leader，因为2个不同的Leader会导致集群处在一种不一致的状态，所以Zab协议同时保证：

1） 在新的leader广播Transaction之前，先前Leader commit的Transaction都会先执行。

2） 在任意时刻，都不会有2个Server同时有法定人数（quorum）的支持者。

这里的quorum是一半以上的Server数目，说是有投票权力的Server（不包括Observer）。

主要：数据模型，Session，Watch机制，一致性保证，Leader Election，Leader和Follower的工作流程和Zab协议。

10.zookeeper提供了什么

zookeeper=文件系统+通知机制。
10.1 文件系统
Zookeeper维护一个类似文件系统的数据结构：

每个子目录项如 NameService 都被称作为 znode，和文件系统一样，我们能够自由的增加、删除znode，在一个znode下增加、删除子znode，唯一的不同在于znode是可以存储数据的。
有四种类型的znode：

1、PERSISTENT-持久化目录节点

客户端与zookeeper断开连接后，该节点依旧存在

2、 PERSISTENT_SEQUENTIAL-持久化顺序编号目录节点

客户端与zookeeper断开连接后，该节点依旧存在，只是Zookeeper给该节点名称进行顺序编号

3、EPHEMERAL-临时目录节点

客户端与zookeeper断开连接后，该节点被删除

4、EPHEMERAL_SEQUENTIAL-临时顺序编号目录节点

客户端与zookeeper断开连接后，该节点被删除，只是Zookeeper给该节点名称进行顺序编号

*10.2、 通知机制
客户端注册监听它关心的目录节点，当目录节点发生变化（数据改变、被删除、子目录节点增加删除）时，zookeeper会通知客户端。

11我们能用zookeeper做什么

1、 命名服务
在zookeeper的文件系统里创建一个目录，即有唯一的path。在我们使用tborg无法确定上游程序的部署机器时即可与下游程序约定好path，通过path即能互相探索发现。

2、 配置管理
程序总是需要配置的，如果程序分散部署在多台机器上，要逐个改变配置就变得困难，现在把这些配置全部放到zookeeper上去，保存在 Zookeeper 的某个目录节点中，然后所有相关应用程序对这个目录节点进行监听，一旦配置信息发生变化，每个应用程序就会收到 Zookeeper 的通知，然后从 Zookeeper 获取新的配置信息应用到系统中就ok。

3、 集群管理
所谓集群管理就两点：是否有机器退出和加入、选举master。

   第一点，所有机器约定在父目录GroupMembers下创建临时目录节点，然后监听父目录节点的子节点变化消息。一旦有机器挂掉，该机器与 zookeeper的连接断开，其所创建的临时目录节点被删除，所有其他机器都收到通知：某个兄弟目录被删除，于是，所有人都知道：它上船了。新机器加入 也是类似，所有机器收到通知：新兄弟目录加入，highcount又有了。第二点，我们稍微改变一下，所有机器创建临时顺序编号目录节点，每次选取编号最小的机器作为master就好。

4、 分布式锁

有了zookeeper的一致性文件系统，锁的问题变得容易。
锁服务可以分为两类，一个是保持独占，另一个是控制时序。

第一类，我们将zookeeper上的一个znode看作是一把锁，通过createznode的方式来实现。所有客户端都去创建 /distribute_lock 节点，最终成功创建的那个客户端也即拥有了这把锁。厕所有言：来也冲冲，去也冲冲，用完删除掉自己创建的distribute_lock 节点就释放出锁。

第二类， /distribute_lock 已经预先存在，所有客户端在它下面创建临时顺序编号目录节点，和选master一样，编号最小的获得锁，用完删除，依次方便。

5、队列管理

两种类型的队列：

1、 同步队列，当一个队列的成员都聚齐时，这个队列才可用，否则一直等待所有成员到达。

2、队列按照 FIFO 方式进行入队和出队操作。

第一类，在约定目录下创建临时目录节点，监听节点数目是否是我们要求的数目。

第二类，和分布式锁服务中的控制时序场景基本原理一致，入列有编号，出列按编号。

12.分布式与数据复制

Zookeeper作为一个集群提供一致的数据服务，自然，它要在所有机器间做数据复制。数据复制的好处：

1、 容错
一个节点出错，不致于让整个系统停止工作，别的节点可以接管它的工作；

2、提高系统的扩展能力
把负载分布到多个节点上，或者增加节点来提高系统的负载能力；

3、提高性能
让客户端本地访问就近的节点，提高用户访问速度。

从客户端读写访问的透明度来看，数据复制集群系统分下面2种：

1、写主(WriteMaster)
对数据的修改提交给指定的节点。读无此限制，可以读取任何一个节点。这种情况下客户端需要对读与写进行区别，俗称读写分离；

2、写任意(Write Any)
对数据的修改可提交给任意的节点，跟读一样。这种情况下，客户端对集群节点的角色与变化透明。

    对zookeeper来说，它采用的方式是写任意。通过增加机器，它的读吞吐能力和响应能力扩展性非常好，而写，随着机器的增多吞吐能力肯定下降（这 也是它建立observer的原因），而响应能力则取决于具体实现方式，是延迟复制保持最终一致性，还是立即复制快速响应。

我们关注的重点还是在如何保证数据在集群所有机器的一致性，这就涉及到paxos算法,下面我们就讲解paxos算法是如何操作的。

13.数据一致性与paxos算法

• 我们先看如何保持数据的一致性，原则就是：
  在一个分布式数据库系统中，如果各节点的初始状态一致，每个节点都执行相同的操作序列，那么他们最后能得到一个一致的状态。

  Paxos算法解决的就是保证每个节点执行相同的操作序列。master维护一个全局写队列，所有写操作都必须 放入这个队列编号，那么无论我们写多少个节点，只要写操作是按编号来的，就能保证一致性。可是如果master挂了呢。

    Paxos算法通过投票来对写操作进行全局编号，同一时刻，只有一个写操作被批准，同时并发的写操作要去争取选票，只有获得过半数选票的写操作才会被 批准（所以永远只会有一个写操作得到批准），其他的写操作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，所有写操作都被严格编号排 序。编号严格递增，当一个节点接受了一个编号为100的写操作，之后又接受到编号为99的写操作（因为网络延迟等很多不可预见原因），它马上能意识到自己 数据不一致了，自动停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）。
  

重要:
Zookeeper 作为 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。

14.Zookeeper工作原理

    ZooKeeper是一个分布式的，开放源码的分布式应用程序协调服务，它包含一个简单的原语集，分布式应用程序可以基于它实现同步服务，配置维护和 命名服务等。Zookeeper是hadoop的一个子项目，其发展历程无需赘述。在分布式应用中，由于工程师不能很好地使用锁机制，以及基于消息的协调 机制不适合在某些应用中使用，因此需要有一种可靠的、可扩展的、分布式的、可配置的协调机制来统一系统的状态。

15.Zookeeper的基本概念

15.1角色
Zookeeper中的角色主要有以下三类，如下表所示：

系统模型如图所示：

15.2 设计目的

1.最终一致性：client不论连接到哪个Server，展示给它都是同一个视图，这是zookeeper最重要的性能。

2 .可靠性：具有简单、健壮、良好的性能，如果消息m被到一台服务器接受，那么它将被所有的服务器接受。

3 .实时性：Zookeeper保证客户端将在一个时间间隔范围内获得服务器的更新信息，或者服务器失效的信息。但由于网络延时等原因，Zookeeper不能保证两个客户端能同时得到刚更新的数据，如果需要最新数据，应该在读数据之前调用sync()接口。

4 .等待无关（wait-free）：慢的或者失效的client不得干预快速的client的请求，使得每个client都能有效的等待。

5.原子性：更新只能成功或者失败，没有中间状态。

6 .顺序性：包括全局有序和偏序两种：全局有序是指如果在一台服务器上消息a在消息b前发布，则在所有Server上消息a都将在消息b前被发布；偏序是指如果一个消息b在消息a后被同一个发送者发布，a必将排在b前面。

16.ZooKeeper的工作原理

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做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的状态同步以后，恢复模式就结束了。状态同步保证了leader和Server具有相同的系统状态。

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。所有的提议（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。

每个Server在工作过程中有三种状态：

1. LOOKING：当前Server不知道leader是谁，正在搜寻
2. LEADING：当前Server即为选举出来的leader
3. FOLLOWING：leader已经选举出来，当前Server与之同步