Java大型互联网架构-分布式系统服务框架Zookeeper介绍与原理实现

Posted 2020-11-30 lemonrel

tags:

篇首语：本文由小常识网(cha138.com)小编为大家整理，主要介绍了Java大型互联网架构-分布式系统服务框架Zookeeper介绍与原理实现相关的知识，希望对你有一定的参考价值。

分布式系统服务框架Zookeeper介绍与原理实现

Zookeeper基本概念

zk角色

Zookeeper中的角色主要有以下三类，如下表所示：

技术图片

zookeeper角色

zk service网络结构

Zookeeper的工作集群可以简单分成两类，一个是Leader，唯一一个，其余的都是follower，如何确定Leader是通过内部选举确定的。

技术图片

zookeeper服务

Leader和各个follower是互相通信的，对于zk系统的数据都是保存在内存里面的，同样也会备份一份在磁盘上。

对于每个zk节点而言，可以看做每个zk节点的命名空间是一样的，也就是有同样的数据。（可查看下面的树结构）

如果Leader挂了，zk集群会重新选举，在毫秒级别就会重新选举出一个Leaer。

集群中除非有一半以上的zk节点挂了，zk service才不可用。

zk命名空间结构

Zookeeper的命名空间就是zk应用的文件系统，它和linux的文件系统很像，也是树状，这样就可以确定每个路径都是唯一的，对于命名空间的操作必须都是绝对路径操作。与linux文件系统不同的是，linux文件系统有目录和文件的区别，而zk统一叫做znode，一个znode节点可以包含子znode，同时也可以包含数据。

技术图片

zookeeper树结构

提示：

比如/nginx/conf，/是一个znode，/Nginx是/的子znode，/Nginx还可以包含数据，数据内容就是所有安装Nginx的机器IP，/Nginx/conf是/Nginx子znode，它也可以包含内容，数据就是Nginx的配置文件内容。在应用中，我们可以通过这样一个路径就可以获得所有安装Nginx的机器IP列表，还可以获得这些机器上Nginx的配置文件。

zk读写数据

技术图片

zookeeper读写数据

写数据，但一个客户端进行写数据请求时，会指定zk集群中节点，如果是follower接收到写请求，就会把请求转发给Leader，Leader通过内部的Zab协议进行原子广播，直到所有zk节点都成功写了数据后（内存同步以及磁盘更新），这次写请求算是完成，然后zk service就会给client发回响应

读数据，因为集群中所有的zk节点都呈现一个同样的命名空间视图（就是结构数据），上面的写请求已经保证了写一次数据必须保证集群所有的zk节点都是同步命名空间的，所以读的时候可以在任意一台zk节点上

ps:其实写数据的时候不是要保证所有zk节点都写完才响应，而是保证一半以上的节点写完了就把这次变更更新到内存，并且当做最新命名空间的应用。所以在读数据的时候可能会读到不是最新的zk节点，这时候只能通过sync()解决。这里先不考虑了，假设整个zk service都是同步meta信息的，后面的文章再讨论。

zk znode类型

Zookeeper中znode的节点创建时候是可以指定类型的，主要有下面几种类型。

PERSISTENT：持久化znode节点，一旦创建这个znode点存储的数据不会主动消失，除非是客户端主动的delete。

SEQUENCE：顺序增加编号znode节点，比如ClientA去zk service上建立一个znode名字叫做/Nginx/conf，指定了这种类型的节点后zk会创建/Nginx/conf0000000000，ClientB再去创建就是创建/Nginx/conf0000000001，ClientC是创建/Nginx/conf0000000002，以后任意Client来创建这个znode都会得到一个比当前zk命名空间最大znode编号+1的znode，也就说任意一个Client去创建znode都是保证得到的znode是递增的，而且是唯一的。

EPHEMERAL：临时znode节点，Client连接到zk service的时候会建立一个session，之后用这个zk连接实例创建该类型的znode，一旦Client关闭了zk的连接，服务器就会清除session，然后这个session建立的znode节点都会从命名空间消失。总结就是，这个类型的znode的生命周期是和Client建立的连接一样的。比如ClientA创建了一个EPHEMERAL的/Nginx/conf0000000011的znode节点，一旦ClientA的zk连接关闭，这个znode节点就会消失。整个zk service命名空间里就会删除这个znode节点。

PERSISTENT|SEQUENTIAL：顺序自动编号的znode节点，这种znoe节点会根据当前已近存在的znode节点编号自动加 1，而且不会随session断开而消失。

EPHEMERAL|SEQUENTIAL：临时自动编号节点，znode节点编号会自动增加，但是会随session消失而消失

Zookeeper设计目的

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。

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。

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。

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。

原子性：更新只能成功或者失败，没有中间状态。

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。

Zookeeper工作原理

Zookeeper 的核心是广播，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：

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。

选主流程

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。

Zookeeper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。

basic paxos流程：

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；

选举线程首先向所有Server发起一次询问(包括自己)；

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；

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；

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。

选举的具体流程图如下所示：

技术图片