2020.0521大数据笔记zookeeper

更改服务器的名字

vi /etc/sysconfig/network

vi /etc/hosts

vi /etc/hostname

三连

Zookeeper

1.概述
Zookeeper是一个开源的分布式协调服务框架，主要用来解决分布式集群中应用系统的一致性问题和数据管理问题

2.Zookeeper的特点

Zookeeper本质上是一个分布式文件系统，适合存放小文件，也可以理解为一个数据库

Zookeeper中存储的其实是一个又一个Znode,Znode是Zookeeper中的节点

Znode是有路径的，例如 /data/host1, /data/host2,这个路径也可以理解为是Znode的Name

Znode也可以携带数据，例如说某个Znode的路径是 /data/host1,其值是一个字符串 "192.168.0.1"

正因为Znode的特性，所以Zookeeper可以对外提供出一个类似于文件系统的试图，可以通过操作文件系统的方式操作Zookeeper

使用路径获取Znode
获取Znode携带的数据
修改Znode携带的数据
删除Znode
添加Znode

3.Zookeeper的应用场景 
3.1 数据发布/订阅
数据发布/订阅系统 ,需要发布者将数据发布到Zookeeper的节点上，供订阅者进行数据订 阅，进而达到动态获取数据的目的，实现配置信息的集中式管理和数据的动态更新。
发布/订阅一般有两种设计模式:推模式和拉模式，服务端主动将数据更新发送给所有订阅的 客户端称为推模式;客户端主动请求获取最新数据称为拉模式.
Zookeeper采用了推拉相结合的模式，客户端向服务端注册自己需要关注的节点，一旦该节点 数据发生变更，那么服务端就会向相应的客户端推送Watcher事件通知，客户端接收到此通知 后，主动到服务端获取最新的数据。

3.2命名服务
命名服务是分步实现系统中较为常见的一类场景，分布式系统中，被命名的实体通常可 以是集群中的机器、提供的服务地址或远程对象等，通过命名服务，客户端可以根据指定名 字来获取资源的实体，在分布式环境中，上层应用仅仅需要一个全局唯一的名字。Zookeeper 可以实现一套分布式全局唯一ID的分配机制。
通过调用Zookeeper节点创建的API接口就可以创建一个顺序节点，并且在API返回值中会 返回这个节点的完整名字，利用此特性，可以生成全局ID，其步骤如下
1. 客户端根据任务类型，在指定类型的任务下通过调用接口创建一个顺序节点，如"job- "。
2. 创建完成后，会返回一个完整的节点名，如"job-00000001"。
3. 客户端拼接type类型和返回值后，就可以作为全局唯一ID了，如"type2-job-00000001"。

3.3
分布式协调/通知
Zookeeper中特有的Watcher注册于异步通知机制，能够很好地实现分布式环境下不同机 器，甚至不同系统之间的协调与通知，从而实现对数据变更的实时处理。通常的做法是不同 的客户端都对Zookeeper上的同一个数据节点进行Watcher注册，监听数据节点的变化(包括 节点本身和子节点)，若数据节点发生变化，那么所有订阅的客户端都能够接收到相应的 Watcher通知，并作出相应处理。
在绝大多数分布式系统中，系统机器间的通信无外乎 心跳检测、工作进度汇报和系统调 度。
1 心跳检测，不同机器间需要检测到彼此是否在正常运行，可以使用Zookeeper实现机 器间的心跳检测，基于其临时节点特性(临时节点的生存周期是客户端会话，客户端若当即 后，其临时节点自然不再存在)，可以让不同机器都在Zookeeper的一个指定节点下创建临时 子节点，不同的机器之间可以根据这个临时子节点来判断对应的客户端机器是否存活。通过 Zookeeper可以大大减少系统耦合。

2 工作进度汇报，通常任务被分发到不同机器后，需要实时地将自己的任务执行进度汇 报给分发系统，可以在Zookeeper上选择一个节点，每个任务客户端都在这个节点下面创建临 时子节点，这样不仅可以判断机器是否存活，同时各个机器可以将自己的任务执行进度写到 该临时节点中去，以便中心系统能够实时获取任务的执行进度。

3 系统调度，Zookeeper能够实现如下系统调度模式:分布式系统由控制台和一些客户 端系统两部分构成，控制台的职责就是需要将一些指令信息发送给所有的客户端，以控制他 们进行相应的业务逻辑，后台管理人员在控制台上做一些操作，实际上就是修改Zookeeper上 某些节点的数据，Zookeeper可以把数据变更以时间通知的形式发送给订阅客户端。

3.4分布式锁

分布式锁用于控制分布式系统之间同步访问共享资源的一种方式，可以保证不同系统访
问一个或一组资源时的一致性，主要分为排它锁和共享锁。

排它锁又称为写锁或独占锁 ，若事务T1对数据对象O1加上了排它锁，那么在整个加锁期 间，只允许事务T1对O1进行读取和更新操作，其他任何事务都不能再对这个数据对象进行任 何类型的操作，直到T1释放了排它锁。

1 获取锁，在需要获取排它锁时，所有客户端通过调用接口，在/exclusive_lock节点下创建 临时子节点/exclusive_lock/lock。Zookeeper可以保证只有一个客户端能够创建成功，没有成 功的客户端需要注册/exclusive_lock节点监听。

2 释放锁，当获取锁的客户端宕机或者正常完成业务逻辑都会导致临时节点的删除，此 时，所有在/exclusive_lock节点上注册监听的客户端都会收到通知，可以重新发起分布式锁获 取。

共享锁又称为读锁 ，若事务T1对数据对象O1加上共享锁，那么当前事务只能对O1进行读取操 作，其他事务也只能对这个数据对象加共享锁，直到该数据对象上的所有共享锁都被释放。 在需要获取共享锁时，所有客户端都会到/shared_lock下面创建一个临时顺序节点

3.5 分布式队列
有一些时候，多个团队需要共同完成一个任务，比如，A团队将Hadoop集群计算的结果交 给B团队继续计算，B完成了自己任务再交给C团队继续做。这就有点像业务系统的工作流一 样，一环一环地传下 去.

分布式环境下，我们同样需要一个类似单进程队列的组件，用来实现跨进程、跨主机、跨网 络的数据共享和数据传递，这就是我们的分布式队列。

4.Zookeeper的架构

Zookeeper集群是一个基于主从架构的高可用集群

每个服务器承担如下三种角色中的一种
Leader 一个Zookeeper集群同一时间只会有一个实际工作的Leader，它会发起并维护与各 Follwer及Observer间的心跳。所有的写操作必须要通过Leader完成再由Leader将写操作广 播给其它服务器。
Follower 一个Zookeeper集群可能同时存在多个Follower，它会响应Leader的心跳。 Follower可直接处理并返回客户端的读请求，同时会将写请求转发给Leader处理，并且负 责在Leader处理写请求时对请求进行投票。
Observer 角色与Follower类似，但是无投票权。

  
Leader : 1.leader 是集群工作的核心 集群内部各个服务器的调度者
2. leader 负责进行投票选举
3.处理事务性（写操作）请求
4.参与集群投票

学习者learner 跟随者(Follower）1:Follower 用于接收客户端请求，并向客户端返回结果
                             2:处理客户端非事务(读操作)请求
                             3:转发事务请求给Leader
                             4:参与集群投票

              观察者(Observer)1:Observer用于接收客户端请求，并向客户端返回结果
                               2:处理客户端非事务（读操作）请求
                               3:转发事务请求给Leader
                               4.不参与集群投票

              客户端（Client）  请求发起方

5.Zookeeper的选举机制
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，需要进入Leader选举

5.1服务器启动时期的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。选举过程如下

(1) 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。

(2) 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。
(3) 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
· 优先检查ZXID。ZXID比较大的服务器优先作为Leader。
· 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。

(4) 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。

(5) 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。

5.2.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选举过程基本一致过程相同。

Znode 的特点
文件系统的核心是 Znode
如果想要选取一个 Znode , 需要使用路径的形式, 例如 /test1/test11
Znode 本身并不是文件, 也不是文件夹, Znode 因为具有一个类似于 Name 的路径, 所以可 以从逻辑上实现一个树状文件系统
ZK 保证 Znode 访问的原子性, 不会出现部分 ZK 节点更新成功, 部分 ZK 节点更新失败的问 题
Znode 中数据是有大小限制的, 最大只能为 1M Znode 是由三个部分构成
stat : 状态, Znode的权限信息, 版本等
data : 数据, 每个Znode都是可以携带数据的, 无论是否有子节点 children : 子节点列表
Znode 的类型
每个 Znode 有两大特性, 可以构成四种不同类型的 Znode 持久性
持久 客户端断开时,不会删除持有的Znode
临时 客户端断开时,删除所有持有的Znode,临时Znode不允许有子Znode
顺序性
有序 创建的Znode有先后顺序,顺序就是在后面追加一个序列号,序列号是由父 节点管理的自增
无序 创建的Znode没有先后顺序

 Znode 的属性
dataVersion 数据版本, 每次当 Znode 中的数据发生变化的时候, dataVersion 都会自增一下
cversion 节点版本, 每次当 Znode 的节点发生变化的时候, cversion 都会自增
aclVersion ACL(Access Control List) 的版本号, 当 Znode 的权限信息发生 变化的时候aclVersion会自增
zxid 事务ID
ctime 创建时间
mtime 最近一次更新的时间
ephemeralOwner 如果 Znode 为临时节点, ephemeralOwner 表示与该节点关联
的 SessionId 通知机制
通知类似于数据库中的触发器, 对某个Znode设置 Watcher , 当Znode发生变化的时候, WatchManager 会调用对应的 Watcher
当Znode发生删除, 修改, 创建, 子节点修改的时候, 对应的 Watcher 会得到通知 Watcher 的特点
一次性触发一个 Watcher 只会被触发一次,如果需要继续监听,则需要再次添加 Watcher
事件封装: Watcher 得到的事件是被封装过的,包括三个内容 keeperState, eventType, path
                          

会话
 在ZK中所有的客户端和服务器的交互都是在某一个 Session 中的, 客户端和服务器创建 一个连接的时候同时也会创建一个 Session
Session 会在不同的状态之间进行切换: CONNECTING , CONNECTED , RECONNECTING ,
RECONNECTED , CLOSED
ZK中的会话两端也需要进行心跳检测, 服务端会检测如果超过超时时间没收到客户端的心 跳, 则会关闭连接, 释放资源, 关闭会话