Zookeeper机制和应用场景

Zookeeper简介

Zookeeper 分布式服务框架是 Apache Hadoop 的一个子项目，它主要是用来解决分布式应用中经常遇到的一些数据管理问题，如：统一命名服务、状态同步服务、集群管理、分布式应用配置项的管理等等。

• Zookeeper就是用来做第三方的，起作用只有俩个。
  1、管理（存储、读取）用户提交的数据。
  2、并为数据提供监听功能。（监听服务器是有正常）

• Zookeeper本来就是一个分布式集群（只要有半数以上的节点存活，zookeeper就能正常*服务）
  

• Zookeeper服务的场景涵盖：主从协调、服务器节点的动态上下线、同意配置管理、分布式共享锁、同意服务名称。

• Keepalived也是一种保护数据的软件，通过建立虚拟的ip地址来访问别人，而不是用作服务器来让客户端进行访问。所以在保护服务器数据时这个没用。

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：

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，这样才能确定Leader是通过内部选举确定的。

工作流程

Leader工作流程

—恢复数据；
—维持与Learner的心跳，接收Learner请求并判断Learner的请求消息类型；
—Learner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Learner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。

Leader的工作流程简图具体如下所示：

Follower工作流程

Follower主要有四个功能：
— 向Leader发送请求（PING消息、REQUEST消息、ACK消息、REVALIDATE消息）；
— 接收Leader消息并进行处理；
— 接收Client的请求，如果为写请求，发送给Leader进行投票；
— 返回Client结果。

• Follower的消息循环处理如下几种来自Leader的消息：
  — PING消息： 心跳消息；
  — PROPOSAL消息：Leader发起的提案，要求Follower投票；
  — COMMIT消息：服务器端最新一次提案的信息；
  — UPTODATE消息：表明同步完成；
  — 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；
  — 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。
  Follower的工作流程简图具体如下所示：
  ·

zk读写数据

1、Zookeeper是一个由多个server组成的集群
2、 一个leader，多个follower
3、每个server保存一份数据副本
4、 全局数据一致
5、 分布式读写
6、 更新请求转发，由leader实施
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。

Zookeeper的选举机制

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。

　

Zookeeper leader 的fast paxos选举

　
　　• 半数通过
　　　　– 3台机器 挂一台 2>3/2
　　　　– 4台机器 挂2台 2！>4/2
　　
　　• A提案说，我要选自己，B你同意吗？C你同意吗？B说，我同意选A；C说，我同意选A。(注意，这里超过半数了，其实在现实世界选举已经成功了。
　　　但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，我要选自己，A你同意吗；A说，我已经超半数同意当选，你的提案无效；C说，A已经超半数同意当选，B提案无效。
　　• 接着C提案说，我要选自己，A你同意吗；A说，我已经超半数同意当选，你的提案无效；B说，A已经超半数同意当选，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。
　　
而且这里还有个小细节，就是其实谁先启动谁当头。

下面是fast paxos选举流程图：
　　

　

Zookeeper leader 的basic paxos选举

我们先弄懂什么的zxid然后再看basic paxos算法的逻辑：
zxid

　　• 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. 由于zxid的递增性质, 如果zxid1小于zxid2, 那么zxid1肯定先于zxid2发生.
　　
　　创建任意节点, 或者更新任意节点的数据, 或者删除任意节点, 都会导致Zookeeper状态发生改变, 从而导致zxid的值增加.

basic paxos选举流程

• 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。
　　

同步流程

选完leader以后，zk就进入状态同步过程。

• leader等待server连接；
• Follower连接leader，将最大的zxid发送给leader；
• Leader根据follower的zxid确定同步点；
• 完成同步后通知follower 已经成为uptodate状态；
• Follower收到uptodate消息后，又可以重新接受client的请求进行服务了。

同步的具体流程图如下所示：

常规疑问

1、 为什么zookeeper集群的数目，一般为奇数个？
　　•Leader选举算法采用了Paxos协议；
　　•Paxos核心思想：当多数Server写成功，则任务数据写成功如果有3个Server，则两个写成功即可；如果有4或5个Server，则三个写成功即可。
　　•Server数目一般为奇数（3、5、7）如果有3个Server，则最多允许1个Server挂掉；如果有4个Server，则同样最多允许1个Server挂掉由此，
　　 我们看出3台服务器和4台服务器的的容灾能力是一样的，所以为了节省服务器资源，一般我们采用奇数个数，作为服务器部署个数。
2、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
　　» 每个节点在zookeeper中叫做znode,并且其有一个唯一的路径标识
　　» 节点Znode可以包含数据和子节点，但是EPHEMERAL类型的节点不能有子节点
　　» Znode中的数据可以有多个版本，比如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需要带上版本
　　» 客户端应用可以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
3、Zookeeper 的节点
　　» Znode有两种类型，短暂的（ephemeral）和持久的（persistent）
　　» Znode的类型在创建时确定并且之后不能再修改
　　» 短暂znode的客户端会话结束时，zookeeper会将该短暂znode删除，短暂znode不可以有子节点
　　» 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）
应用篇
分布式系统的运行是很复杂的，因为涉及到了网络通信还有节点失效等不可控的情况。下面介绍在最传统的master-workers模型，主要可以会遇到什么问题，传统方法是怎么解决以及怎么用zookeeper解决。
Master节点管理
集群当中最重要的是Master，所以一般都会设置一台Master的Backup。
Backup会定期向Master获取Meta信息并且检测Master的存活性，一旦Master挂了，Backup立马启动，接替Master的工作自己成为Master，分布式的情况多种多样，因为涉及到了网络通信的抖动，针对下面的情况:
1. Backup检测Master存活性传统的就是定期发包，一旦一定时间段内没有收到响应就判定Master Down了，于是Backup就启动，如果Master其实是没有down，Backup收不到响应或者收到响应延迟的原因是因为网络阻塞的问题呢？Backup也启动了，这时候集群里就有了两个Master，很有可能部分workers汇报给Master，另一部分workers汇报给后来启动的Backup，这下子服务就全乱了。
· Backup是定期同步Master中的meta信息，所以总是滞后的，一旦Master挂了，Backup的信息必然是老的，很有可能会影响集群运行状态。
解决问题:
Master节点高可用，并且保证唯一。
Meta信息的及时同步。
* Zookeeper Master选举 *
　　Zookeeper会分配给注册到它上面的客户端一个编号，并且zk自己会保证这个编号的唯一性和递增性，N多机器中只需选出编号最小的Client作为Master就行，并且保证这些机器的都维护一个一样的meta信息视图，一旦Master挂了，那么这N机器中编号最小的胜任Master，Meta信息是一致的。
集群worker管理
集群中的worker挂了是很可能的，一旦worker A挂了，如果存在其余的workers互相之间需要通信，那么workers必须尽快更新自己的hosts列表，把挂了的worker剔除，从而不在和它通信，而Master要做的是把挂了worker上的作业调度到其他的worker上。同样的，这台worker重新恢复正常了，要通知其他的workers更新hosts列表。传统的作法都是有专门的监控系统，通过不断去发心跳包(比如ping)来发现worker是否alive，缺陷就是及时性问题，不能应用于在线率要求较高的场景
解决问题:
集群worker监控。
* Zookeeper监控集群 *
　　利用zookeeper建立znode的强一致性，可以用于那种对集群中机器状态，机器在线率有较高要求的场景，能够快速对集群中机器变化作出响应。
分布式锁
在一台机器上要多个进程或者多个线程操作同一资源比较简单，因为可以有大量的状态信息或者日志信息提供保证，比如两个A和B进程同时写一个文件，加锁就可以实现。但是分布式系统怎么办？需要一个三方的分配锁的机制，几百台worker都对同一个网络中的文件写操作，怎么协同？还有怎么保证高效的运行？
解决问题:
高效分布式的分布式锁
Zookeeper分布式锁
　　分布式锁主要得益于ZooKeeper为我们保证了数据的强一致性，zookeeper的znode节点创建的唯一性和递增性能保证所有来抢锁的worker的原子性。
配置文件管理
集群中配置文件的更新和同步是很频繁的，传统的配置文件分发都是需要把配置文件数据分发到每台worker上，然后进行worker的reload，这种方式是最笨的方式，结构很难维护，因为如果集群当中有可能很多种应用的配置文件要同步，而且效率很低，集群规模一大负载很高。还有一种就是每次更新把配置文件单独保存到一个数据库里面，然后worker端定期pull数据，这种方式就是数据及时性得不到同步。
解决问题:
统一配置文件分发并且及时让worker生效
Zookeeper发布与订阅模型
　　发布与订阅模型，即所谓的配置中心，顾名思义就是发布者将数据发布到ZK节点上，供订阅者动态获取数据，实现配置信息的集中式管理和动态更新。例如全局的配置信息，服务式服务框架的服务地址列表等就非常适合使用。