kafka知识体系-kafka数据可靠性和一致性保证

本系列主要讲解kafka基本设计和原理分析，分如下内容：

1. 基本概念
2. 消息模型
3. kafka副本同步机制
4. kafka文件存储机制
5. kafka数据可靠性和一致性保证
6. kafka leader选举
7. kafka消息传递语义
8. Kafka集群partitions/replicas默认分配解析

kafka数据可靠性和一致性保证

当producer向leader发送数据时，可以通过request.required.acks参数来设置数据可靠性的级别：

• 1（默认）：这意味着producer在ISR中的leader已成功收到的数据并得到确认后发送下一条message。如果leader宕机了，则会丢失数据。
• 0：这意味着producer无需等待来自broker的确认而继续发送下一批消息。这种情况下数据传输效率最高，但是数据可靠性确是最低的。
• -1：producer需要等待ISR中的所有follower都确认接收到数据后才算一次发送完成，可靠性最高。但是这样也不能保证数据不丢失，比如当ISR中只有leader时（前面ISR那一节讲到，ISR中的成员由于某些情况会增加也会减少，最少就只剩一个leader），这样就变成了acks=1的情况。

如果要提高数据的可靠性，在设置request.required.acks=-1的同时，也要min.insync.replicas这个参数(可以在broker或者topic层面进行设置)的配合，这样才能发挥最大的功效。min.insync.replicas这个参数设定ISR中的最小副本数是多少，默认值为1，当且仅当request.required.acks参数设置为-1时，此参数才生效。如果ISR中的副本数少于min.insync.replicas配置的数量时，客户端会返回异常：org.apache.kafka.common.errors.NotEnoughReplicasExceptoin: Messages are rejected since there are fewer in-sync replicas than required。

接下来对acks=1和-1的两种情况进行详细分析。

request.required.acks=1
producer发送数据到leader，leader写本地日志成功，返回客户端成功；此时ISR中的副本还没有来得及拉取该消息，leader就宕机了，那么此次发送的消息就会丢失。

request.required.acks=-1
同步（Kafka默认为同步，即producer.type=sync）的发送模式，replication.factor>=2且min.insync.replicas>=2的情况下，不会丢失数据。

有两种典型情况，一种是follower完全同步，一种的follower部分同步
acks=-1的情况下（如无特殊说明，以下acks都表示为参数request.required.acks），数据发送到leader, ISR的follower全部完成数据同步后，leader此时挂掉，那么会选举出新的leader，数据不会丢失。

acks=-1的情况下，数据发送到leader后 ，部分ISR的副本同步，leader此时挂掉。比如follower1h和follower2都有可能变成新的leader, producer端会得到返回异常，producer端会重新发送数据，数据可能会重复。

当然上图中如果在leader crash的时候，follower2还没有同步到任何数据，而且follower2被选举为新的leader的话，这样消息就不会重复。

HW深入讨论
考虑上图（即acks=-1,部分ISR副本同步）中的另一种情况，如果在Leader挂掉的时候，follower1同步了消息4,5，follower2同步了消息4，与此同时follower2被选举为leader，那么此时follower1中的多出的消息5该做如何处理呢？

这里就需要HW的协同配合了。如前所述，一个partition中的ISR列表中，leader的HW是所有ISR列表里副本中最小的那个的LEO。类似于木桶原理，水位取决于最低那块短板。

如上图，某个topic的某partition有三个副本，分别为A、B、C。A作为leader肯定是LEO最高，B紧随其后，C机器由于配置比较低，网络比较差，故而同步最慢。这个时候A机器宕机，这时候如果B成为leader，假如没有HW，在A重新恢复之后会做同步(makeFollower)操作，在宕机时log文件之后直接做追加操作，而假如B的LEO已经达到了A的LEO，会产生数据不一致的情况，所以使用HW来避免这种情况。

A在做同步操作的时候，先将log文件截断到之前自己的HW的位置，即3，之后再从B中拉取消息进行同步。

如果失败的follower恢复过来，它首先将自己的log文件截断到上次checkpointed时刻的HW的位置，之后再从leader中同步消息。leader挂掉会重新选举，新的leader会发送“指令”让其余的follower截断至自身的HW的位置然后再拉取新的消息。

当ISR中的个副本的LEO不一致时，如果此时leader挂掉，选举新的leader时并不是按照LEO的高低进行选举，而是按照ISR中的顺序选举。

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