zookeeper的leader选举过程
Leader 选举流程
Leader选举是保证分布式数据一致性的关键所在。当Zookeeper集群中的一台服务器出现以下两种情况之一时，才需要进入Leader选举。
1. 服务器初始化启动。
2. 服务器运行期间无法和Leader保持连接。
两种情况解析
- 集群服务器启动时的Leader选举
若进行Leader选举，则至少需要两台机器，这里选取3台机器组成的服务器集群为例。在集群初始化阶段，当有一台服务器Server1启动时，其单独无法进行和完成Leader选举，当第二台服务器Server2启动时，此时两台机器可以相互通信，每台机器都试图找到Leader，于是进入Leader选举过程。选举过程分5步:
第一步:
每个Server发出一个投票。由于是初始情况，Server1和Server2都会将自己作为Leader服务器来进行投票，
每次投票会包含所推举的服务器的myid和ZXID，使用(myid, ZXID)来表示，此时Server1的投票为(1, 0)，
Server2的投票为(2, 0)，然后各自将这个投票发给集群中其他机器。
第二步:
接受来自各个服务器的投票。集群的每个服务器收到投票后，首先判断该投票的有效性，如检查是否是本轮投票、
是否来自LOOKING状态的服务器。
第三步:
处理投票。针对每一个投票，服务器都需要将别人的投票和自己的投票进行PK，PK规则如下
1. 优先检查ZXID。ZXID比较大的服务器优先作为Leader。
2. 如果ZXID相同，那么就比较myid。myid较大的服务器作为Leader服务器。
对于Server1而言，它的投票是(1, 0)，接收Server2的投票为(2, 0)，首先会比较两者的ZXID，均为0，
再比较myid，此时Server2的myid最大，于是更新自己的投票为(2, 0)，然后重新投票，对于Server2而言，
其无须更新自己的投票，只是再次向集群中所有机器发出上一次投票信息即可。
第四步:
统计投票。每次投票后，服务器都会统计投票信息，判断是否已经有过半机器接受到相同的投票信息，
对于Server1、Server2而言，都统计出集群中已经有两台机器接受了(2, 0)的投票信息，此时便认为已经
选出了Leader。
第五步:
改变服务器状态。一旦确定了Leader，每个服务器就会更新自己的状态，如果是Follower，那么就变更为
FOLLOWING，如果是Leader，就变更为LEADING。
- 服务器运行时期的Leader选举
在Zookeeper运行期间，Leader与非Leader服务器各司其职，即便当有非Leader服务器宕机或新加入，此时也不会影响Leader，但是一旦Leader服务器挂了，那么整个集群将暂停对外服务，进入新一轮Leader选举，其过程和启动时期的Leader选举过程基本一致。假设正在运行的有Server1、Server2、Server3三台服务器，当前Leader是Server2，若某一时刻Leader挂了，此时便开始Leader选举。选举过程分6步:
第一步:
变更状态。Leader挂后，余下的非Observer服务器都会讲自己的服务器状态变更为LOOKING，然后开始进入
Leader选举过程。
第二步:
每个Server会发出一个投票。在运行期间，每个服务器上的ZXID可能不同，此时假定Server1的ZXID为123，
Server3的ZXID为122；在第一轮投票中，Server1和Server3都会投自己，产生投票(1, 123)，(3, 122)，
然后各自将投票发送给集群中所有机器。
第三步:
接受来自各个服务器的投票。集群的每个服务器收到投票后，首先判断该投票的有效性，如检查是否是本轮投票、
是否来自LOOKING状态的服务器。
第四步:
处理投票。针对每一个投票，服务器都需要将别人的投票和自己的投票进行PK，PK规则如下
1. 优先检查ZXID。ZXID比较大的服务器优先作为Leader。
2. 如果ZXID相同，那么就比较myid。myid较大的服务器作为Leader服务器。
对于Server1而言，它的投票是(1, 123)，接收Server3的投票为(3, 122)，首先会比较两者的ZXID，明显
Server1大于Server3,所以Server1无须更新自己的投票，只是再次向集群中所有机器发出上一次投票信息即可,
对于Server3而言,它处理投票结果以后因为自己的ZXID比Server1的小,所以它会更新自己的投票为(1, 123)，
然后发送出去新投票信息，等集群都经过第五步确认无误后Server1将会成为Leader。
第五步:
统计投票。每次投票后，服务器都会统计投票信息，判断是否已经有过半机器接受到相同的投票信息，
对于Server1、Server3而言，都统计出集群中已经有两台机器接受了(1, 123)的投票信息，此时便认为已经
选出了Leader。
第六步:
新Leader产生后,集群的服务器会改变服务器状态。一旦确定了Leader，每个服务器就会更新自己的状态，如果是
Follower，那么就变更为FOLLOWING，如果是Leader，就变更为LEADING。
Leader选举算法分析
在Zookeeper3.4.0后的版本只保留了TCP版本的FastLeaderElection选举算法。当一台机器进入Leader选举时，当前集群可能会处于以下两种状态
1. 集群中已经存在Leader。
2. 集群中不存在Leader。
对于集群中已经存在Leader而言，此种情况一般都是某台机器启动得较晚，在其启动之前，集群已经在正常工作，对这种情况，该机器试图去选举Leader时，会被告知当前服务器的Leader信息，对于该机器而言，仅仅需要和Leader机器建立起连接，并进行状态同步即可。而在集群中不存在Leader情况下则会相对复杂，其步骤如下
第一步:
第一次投票。无论哪种导致进行Leader选举，集群的所有机器都处于试图选举出一个Leader的状态，即LOOKING
状态，LOOKING机器会向所有其他机器发送消息，该消息称为投票。投票中包含了SID（服务器的唯一标识）和ZXID
（事务ID），(SID, ZXID)形式来标识一次投票信息。假定Zookeeper由5台机器组成，SID分别为1、2、3、4、
5，ZXID分别为9、9、9、8、8，并且此时SID为2的机器是Leader机器，某一时刻，1、2所在机器出现故障，因此
集群开始进行Leader选举。在第一次投票时，每台机器都会将自己作为投票对象，于是SID为3、4、5的机器投票情
况分别为(3, 9)，(4, 8)， (5, 8)。
第二步:
变更投票。每台机器发出投票后，也会收到其他机器的投票，每台机器会根据一定规则来处理收到的其他机器的投票，
并以此来决定是否需要变更自己的投票，这个规则也是整个Leader选举算法的核心所在，其中术语描述如下:
1. vote_sid：接收到的投票中所推举Leader服务器的SID。
2. vote_zxid：接收到的投票中所推举Leader服务器的ZXID。
3. self_sid：当前服务器自己的SID。
4. self_zxid：当前服务器自己的ZXID。
每次对收到的投票的处理，都是对(vote_sid, vote_zxid)和(self_sid, self_zxid)对比的过程。
规则一：如果vote_zxid大于self_zxid，就认可当前收到的投票，并再次将该投票发送出去。
规则二：如果vote_zxid小于self_zxid，那么坚持自己的投票，不做任何变更。
规则三：如果vote_zxid等于self_zxid，那么就对比两者的SID，如果vote_sid大于self_sid，那么就认可
当前收到的投票，并再次将该投票发送出去。
规则四：如果vote_zxid等于self_zxid，并且vote_sid小于self_sid，那么坚持自己的投票不做任何变更。
结合上面规则，给出下面的集群变更过程。
第三步:
确定Leader。经过第二轮投票后，集群中的每台机器都会再次接收到其他机器的投票，然后开始统计投票，如果一台
机器收到了超过半数的相同投票，那么这个投票对应的SID机器即为Leader。此时Server3将成为Leader。
由上面规则可知，通常那台服务器上的数据越新（ZXID会越大），其成为Leader的可能性越大，也就越能够保证数据的
恢复。如果ZXID相同，则SID越大机会越大。
Leader选举实现细节
- 服务器状态
服务器具有四种状态，分别是LOOKING、FOLLOWING、LEADING、OBSERVING。
LOOKING：寻找Leader状态。当服务器处于该状态时，它会认为当前集群中没有Leader，
因此需要进入Leader选举状态。
FOLLOWING：跟随者状态。表明当前服务器角色是Follower。
LEADING：领导者状态。表明当前服务器角色是Leader。
OBSERVING：观察者状态。表明当前服务器角色是Observer。
- 投票数据结构
每个投票中包含了两个最基本的信息，所推举服务器的SID和ZXID，投票（Vote）在Zookeeper中包含字段如下
id：被推举的Leader的SID。
zxid：被推举的Leader事务ID。
electionEpoch：逻辑时钟，用来判断多个投票是否在同一轮选举周期中，该值在服务端是一个自增序列，
每次进入新一轮的投票后，都会对该值进行加1操作。
peerEpoch：被推举的Leader的epoch。
state：当前服务器的状态。
- QuorumCnxManager：网络I/O
每台服务器在启动的过程中，会启动一个QuorumPeerManager，负责各台服务器之间的底层Leader选举过程中的
网络通信。
(1) 消息队列。QuorumCnxManager内部维护了一系列的队列，用来保存接收到的、待发送的消息以及消息的发送器，
除接收队列以外，其他队列都按照SID分组形成队列集合，如一个集群中除了自身还有3台机器，那么就会为这3台机器
分别创建一个发送队列，互不干扰。
· recvQueue：消息接收队列，用于存放那些从其他服务器接收到的消息。
· queueSendMap：消息发送队列，用于保存那些待发送的消息，按照SID进行分组。
· senderWorkerMap：发送器集合，每个SenderWorker消息发送器，都对应一台远程Zookeeper服务器，
负责消息的发送，也按照SID进行分组。
· lastMessageSent：最近发送过的消息，为每个SID保留最近发送过的一个消息。
(2) 建立连接。为了能够相互投票，Zookeeper集群中的所有机器都需要两两建立起网络连接。QuorumCnxManager
在启动时会创建一个ServerSocket来监听Leader选举的通信端口(默认为3888)。开启监听后，Zookeeper能够不
断地接收到来自其他服务器的创建连接请求，在接收到其他服务器的TCP连接请求时，会进行处理。为了避免两台机器
之间重复地创建TCP连接，Zookeeper只允许SID大的服务器主动和其他机器建立连接，否则断开连接。在接收到创建
连接请求后，服务器通过对比自己和远程服务器的SID值来判断是否接收连接请求，如果当前服务器发现自己的SID更
大，那么会断开当前连接，然后自己主动和远程服务器建立连接。一旦连接建立，就会根据远程服务器的SID来创建相
应的消息发送器SendWorker和消息接收器RecvWorker，并启动。
(3) 消息接收与发送。消息接收：由消息接收器RecvWorker负责，由于Zookeeper为每个远程服务器都分配一个单
独的RecvWorker，因此，每个RecvWorker只需要不断地从这个TCP连接中读取消息，并将其保存到recvQueue队
列中。消息发送：由于Zookeeper为每个远程服务器都分配一个单独的SendWorker，因此，每个SendWorker只需
要不断地从对应的消息发送队列中获取出一个消息发送即可，同时将这个消息放入lastMessageSent中。
在SendWorker中，一旦Zookeeper发现针对当前服务器的消息发送队列为空，那么此时需要从lastMessageSent
中取出一个最近发送过的消息来进行再次发送，这是为了解决接收方在消息接收前或者接收到消息后服务器挂了，导
致消息尚未被正确处理。同时，Zookeeper能够保证接收方在处理消息时，会对重复消息进行正确的处理。
4. FastLeaderElection：选举算法核心
· 外部投票：特指其他服务器发来的投票。
· 内部投票：服务器自身当前的投票。
· 选举轮次：Zookeeper服务器Leader选举的轮次，即logicalclock。
· PK：对内部投票和外部投票进行对比来确定是否需要变更内部投票。
(1) 选票管理
· sendqueue：选票发送队列，用于保存待发送的选票。
· recvqueue：选票接收队列，用于保存接收到的外部投票。
· WorkerReceiver：选票接收器。其会不断地从QuorumCnxManager中获取其他服务器发来的选举消息，并将其转
换成一个选票，然后保存到recvqueue中，在选票接收过程中，如果发现该外部选票的选举轮次小于当前服务器的，那
么忽略该外部投票，同时立即发送自己的内部投票。
· WorkerSender：选票发送器，不断地从sendqueue中获取待发送的选票，并将其传递到底层QuorumCnxManager中。
(2) 算法核心
上图展示了FastLeaderElection模块是如何与底层网络I/O进行交互的。Leader选举的基本流程如下
1. 自增选举轮次。Zookeeper规定所有有效的投票都必须在同一轮次中，在开始新一轮投票时，会首先对
logicalclock进行自增操作。
2. 初始化选票。在开始进行新一轮投票之前，每个服务器都会初始化自身的选票，并且在初始化阶段，每台服务器都
会将自己推举为Leader。
3. 发送初始化选票。完成选票的初始化后，服务器就会发起第一次投票。Zookeeper会将刚刚初始化好的选票放入
sendqueue中，由发送器WorkerSender负责发送出去。
4. 接收外部投票。每台服务器会不断地从recvqueue队列中获取外部选票。如果服务器发现无法获取到任何外部
投票，那么就会立即确认自己是否和集群中其他服务器保持着有效的连接，如果没有连接，则马上建立连接，如果
已经建立了连接，则再次发送自己当前的内部投票。
5. 判断选举轮次。在发送完初始化选票之后，接着开始处理外部投票。在处理外部投票时，会根据选举轮次来进行
不同的处理。
· 外部投票的选举轮次大于内部投票。若服务器自身的选举轮次落后于该外部投票对应服务器的选举轮次，那么
就会立即更新自己的选举轮次(logicalclock)，并且清空所有已经收到的投票，然后使用初始化的投票来进行
PK以确定是否变更内部投票。最终再将内部投票发送出去。
· 外部投票的选举轮次小于内部投票。若服务器接收的外选票的选举轮次落后于自身的选举轮次，那么
Zookeeper就会直接忽略该外部投票，不做任何处理，并返回步骤4。
· 外部投票的选举轮次等于内部投票。此时可以开始进行选票PK。
6. 选票PK。在进行选票PK时，符合任意一个条件就需要变更投票。
· 若外部投票中推举的Leader服务器的选举轮次大于内部投票，那么需要变更投票。
· 若选举轮次一致，那么就对比两者的ZXID，若外部投票的ZXID大，那么需要变更投票。
· 若两者的ZXID一致，那么就对比两者的SID，若外部投票的SID大，那么就需要变更投票。
7. 变更投票。经过PK后，若确定了外部投票优于内部投票，那么就变更投票，即使用外部投票的选票信息来覆盖内部
投票，变更完成后，再次将这个变更后的内部投票发送出去。
8. 选票归档。无论是否变更了投票，都会将刚刚收到的那份外部投票放入选票集合recvset中进行归档。recvset用
于记录当前服务器在本轮次的Leader选举中收到的所有外部投票（按照服务队的SID区别，如{(1, vote1), (2, vote2)...}）。
9. 统计投票。完成选票归档后，就可以开始统计投票，统计投票是为了统计集群中是否已经有过半的服务器认可了当
前的内部投票，如果确定已经有过半服务器认可了该投票，则终止投票。否则返回步骤4。
10. 更新服务器状态。若已经确定可以终止投票，那么就开始更新服务器状态，服务器首选判断当前被过半服务器认
可的投票所对应的Leader服务器是否是自己，若是自己，则将自己的服务器状态更新为LEADING，若不是，则根据具
体情况来确定自己是FOLLOWING或是OBSERVING。
以上10个步骤就是FastLeaderElection的核心，其中步骤4-9会经过几轮循环，直到有Leader选举产生。