paxos算法_zookeeper为什么弃用paxos而选用zab协议？

专注于Java领域优质技术号，欢迎关注

原文出处： 笨狐狸

之前讨论了paxos算法，把paxos推到一个很高的位置。但是，paxos有没有什么问题呢？实际上，paxos还是有其自身的缺点的：

1. 活锁问题。

在base-paxos算法中，不存在leader这样的角色，于是存在这样一种情况，即P1提交了一个proposal n1并且通过了prepare阶段；此时P2提交了一个proposal n2(n2>n1)并且也通过了prepare阶段；P1在commit时因为已经通过了n2而被拒绝；于是P1继续提交一个proposal n3并且通过prepare阶段；巧的是此时P2开始commit了，由于n2

2. 复杂度问题。

base-paxos协议中还存在这样那样的问题，于是各种变种paxos出现了，比如为了解决活锁问题，出现了multi-paxos；为了解决通信次数较多的问题，出现了fast-paxos；为了尽量减少冲突，出现了epaxos。可以看到，工业级实现需要考虑更多的方面，诸如性能，异常等等。这也是为啥许多分布式的一致性框架并非真正基于paxos来实现的原因。

3. 全序问题。

对于paxos算法来说，不能保证两次提交最终的顺序，而zookeeper需要做到这点。

For high-performance, it is important that ZooKeeper can handle multiple outstanding state changes requested by the client and that a prefix of operations submitted concurrently are committed according to FIFO order.

基于以上这些原因，zookeeper并没有用paxos作为自己实现的协议，取而代之采用了一种称为zab的协议，全称是zookeeper atomic broadcast。下面简单介绍一下zab协议。

上面说过了，paxos存在活锁问题，为了解决活锁问题，zab引入了leader，但是单leader就是赤裸裸的单点问题，如何解决这个单点呢？

paxos采用的方法是leader选举(没有采用主备，因为主备过于固定，不够分布式)。leader选举就必然出现状态不一致的情况，于是就有着同步这样的过程。

zab协议分为4个阶段，即阶段0为leader选举，阶段1为发现，阶段2为同步，阶段3为广播。而实际实现时将发现及同步阶段合并为一个恢复阶段。

0. leader选举阶段。当集群中没有leader或者其他人感受不到leader时会进入这一阶段，这一阶段的主要目的是选出zxid最大的节点作为准leader。

1. recovery阶段。本阶段的主要目的是根据准leader的情况将数据同步到其他节点。同步完成后准leader变为leader。

2. broadcast阶段。本阶段的主要目的是leader收到请求，并将请求转为proposal，其他节点根据协议进行批准或通过。broadcast阶段事实上就是一个两阶段提交的简化版。其所有过程都跟两阶段提交一致，唯一不一致的是不能做事务的回滚。

广播的过程实际上类似于二阶段提交，但是如果实现完整的两阶段提交，那就解决了一致性问题，没必要发明新协议了，所以zab实际上抛弃了两阶段提交的事务回滚，于是一台follower只能回复ACK或者干脆就不回复了，leader只要收到过半的机器回复即通过proposal。但是这样的设计就存在很多问题，比如如果一个follower因为网络问题从头到尾一直没收到过leader的proposal，后续的询问刚好落到这台follower上该如何处理？比如leader第一阶段收到了所有follower的ACK后提交，然后通知其他follower提交，这时自己挂了该如何处理？于是诞生了崩溃恢复阶段，旨在对各种不一致情况做出恢复和处理。

对于选举和恢复阶段。zab算法需要确保两件事。

1. 已经处理过的proposal不能被丢弃。

发生场景：leader发送了proposal，follower1和follower2回复了ACK给leader，leader向所有follower发送commit请求并commit自身，此时leader挂了。leader已经提交，但是follower尚未提交，这会存在不一致的情况。

确保方式：

a. 重新选举leader时只挑选zxid最大的follower。因为至少半数的follower曾今回复ACK，意味着重新选举时zxid最大的follower应该是当初回复ACK但尚未提交的其中一台。

b. 该follower即准leader，将自身收到prepare但尚未提交的proposal提交

c. 在选举阶段准leader已经能拿到其余follower的所有事务集合，于是准leader根据各个follower的事务执行情况，分别建立队列，先发送prepare请求，再发送commit请求，让所有follower都同步到与leader一样的状态。

通过以上方式，能够确保提交过的proposal不会出现丢弃的情况。

2. 已经丢弃的proposal不能被重复处理。

发生场景：leader收到请求，包装为proposal，此时网络挂了或者leader挂了导致其他follower没收到请求，此时进入崩溃恢复阶段，此时其他follower选主并成功之后这个挂了 的leader以follower的身份加入，此时它有一个多余的proposal，与其他节点不一致。

确保方式：

通过zxid的大小能够直接确定。zxid的编码方式为高32位为epoch(即纪元，可以理解为代)，低32位为每个proposal顺序递增的数字。每次变换一个leader，则epoch加一，可以理解为改朝换代了，这样，新朝代的zxid必然比旧朝代的zxid大，新代的leader可以要求将旧朝代的proposal清除。

可以考虑一下，如果leader在崩溃恢复阶段就满血复活了，此时集群的情况是什么样的。