分布式概念
文章目录
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- 一、CAP定理和BASE定理
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- 1.1 CAP定理
- 1.2 CAP取舍
- 1.3 BASE定理
- 二、分布式事务
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- 2.1 柔性事务
- 2.2 两阶段提交协议
- 2.3 三阶段提交协议
- 三、分布式ID
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- 3.1 数据库自增ID
- 3.2 数据库多主模式
- 3.3 号段模式
- 3.4 雪花算法
- 3.5 Leaf
- 3.6 使用Redis生成ID
- 四、限流算法
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- 4.1 固定窗口计数器算法
- 4.2 滑动窗口计数器算法
- 4.3 漏桶算法
- 4.4 令牌桶算法
- 五、API网关
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- 5.1 什么是API网关
- 5.2 网关的设计
- 六、一致性算法
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- 6.1 Paxos
- 6.2 Zab
- 6.3 Raft
一、CAP定理和BASE定理
1.1 CAP定理
在分布式系统中，一个Web应用最多只能同时支持的两个属性：
- 一致性（C）： 在分布式系统中的所有数据备份，在同一时刻是否同样的值。（等同于所有节点访问同一份最新的数据副本）
- 可用性（A）： 在集群中一部分节点故障后，集群整体是否还能响应客户端的读写请求。（对数据更新具备高可用性）
- 分区容错性（P）： 即使出现单个组件无法可用，操作依然可以完成。
- 1、一致性
更新操作成功并返回客户端完成后，所有节点在同一时间的数据完全一致，不能存在中间状态。分布式环境中，一致性是指多个应用之间能否保持一致的特性。
数据一致性分为强一致性、弱一致性、最终一致性。
如果时刻保证客户端看到的数据都是一致的，那么称之为强一致性。
如果允许存在中间状态，只要求经过一段时间后，数据最终是一致的，则称之为最终一致性。
此外，如果允许存在部分数据不一致，那么就称之为弱一致性。
- 2、可用性
系统提供的服务必须一直处于可用哪个的状态，对于用户的每个操作请求总是能够在有限的时间内返回结果。
有限时间内：对于用户的一个操作请求，系统必须能够在指定的时间（响应时间）内返回对应的处理结果，如果超过了这个时间范围，那么系统就被认为是不可用的。
返回正常结果：要求系统在完成对用户请求的处理后，返回一个正常的响应结果。正常的响应结果通常能够明确地反映出对请求的处理结果，即成功或失败。 - 3、分区容错性
分布式系统在遇到任何网络分区故障时，仍然需要能够保证对外提供满足一致性和可用性的服务，除非是整个网络环境都发生了故障。
网络分区，是指分布式系统中，不同的节点分布在不同的子网络（机房/异地网络）中，由于一些特殊的原因导致这些子网络之间出现网络不连通的状态，但各个子网络的内部网络是正常的，从而导致整个系统的网络环境被切分成了若干孤立的区域。
1.2 CAP取舍
CAP理论就是说在分布式存储系统中，最多只能实现上面的两点。而由于当前的网络硬件肯定会出现延迟丢包等问题，所以分区容忍性是我们必须需要实现的。所以我们只能在一致性和可用性之间进行权衡。3种取舍策略：
- 放弃P
放弃P的同时也就意味着放弃了系统的扩展性，也就是分布式节点受限，没办法部署子节点，这是违背分布式系统设计的初衷的。 - 放弃A
如果不要求A（可用），相当于每个请求都需要在服务器之间保持强一致，而P（分区）会导致同步时间无限延长(也就是等待数据同步完才能正常访问服务)，一旦发生网络故障或者消息丢失等情况，就要牺牲用户的体验，等待所有数据全部一致了之后再让用户访问系统。
设计成CP的系统其实不少，最典型的就是分布式数据库，如Redis、HBase等。对于这些分布式数据库来说，数据的一致性是最基本的要求，因为如果连这个标准都达不到，那么直接采用关系型数据库就好，没必要再浪费资源来部署分布式数据库。 - 放弃C
要高可用并允许分区，则需放弃一致性。一旦分区发生，节点之间可能会失去联系，为了高可用，每个节点只能用本地数据提供服务，而这样会导致全局数据的不一致性。典型的应用就如抢购手机场景，可能前几秒你浏览商品的时候页面提示是有库存的，当你选择完商品准备下单的时候，系统提示你下单失败，商品已售完。这其实就是先在 A（可用性）方面保证系统可以正常的服务，然后在数据的一致性方面做了些牺牲，虽然多少会影响一些用户体验，但也不至于造成用户购物流程的严重阻塞。
对于分布式系统来说，P是不能放弃的，因此通常是在可用性和强一致性之间权衡。
在互联网领域的绝大多数的场景中，都需要牺牲强一致性来换取系统的高可用性，系统往往只需要保证最终一致性。
- 为什么分布式系统中无法同时保证一致性和可用性
对于分布式系统而言，分区容错性是一个最基本的要求，因此基本上我们在设计分布式系统的时候只能从一致性（C）和可用性（A）之间进行取舍。
如果保证了一致性（C）：对于节点N1和N2，当往N1里写数据时，N2上的操作必须被暂停，只有当N1同步数据到N2时才能对N2进行读写请求，在N2被暂停操作期间客户端提交的请求会收到失败或超时。显然，这与可用性是相悖的。
如果保证了可用性（A）：那就不能暂停N2的读写操作，但同时N1在写数据的话，这就违背了一致性的要求。
对于多数大型互联网应用的场景，主机众多、部署分散，且现在的集群规模越来越大，所以节点故障、网络故障是常态，且要保证服务可用性达到 N 个 9，即保证 P 和 A，舍弃C（退而求其次保证最终一致性）。虽然某些地方会影响客户体验，但没达到造成用户流程的严重程度。
对于涉及到钱财这样不能有一丝让步的场景，C 必须保证。网络发生故障宁可停止服务，这是保证 CA，舍弃 P。
- CAP和ACID中，A和C的区别
ACID中的A指的是原子性(Atomicity)，是指事务被视为一个不可分割的最小操作单元，事务中的所有操作要么全部提交成功，要么全部失败回滚；CAP中的A指的是可用性(Availability)，是指集群中一部分节点故障后，集群整体是否还能响应客户端的读写请求。
ACID一致性是有关数据库规则，数据库总是从一个一致性的状态转换到另外一个一致性的状态；CAP的一致性是分布式多服务器之间复制数据令这些服务器拥有同样的数据，由于网速限制，这种复制在不同的服务器上所消耗的时间是不固定的，集群通过组织客户端查看不同节点上还未同步的数据维持逻辑视图，这是一种分布式领域的一致性概念。
ACID里的一致性指的是事务执行前后，数据库完整性。而CAP的一致性，指的是分布式节点的数据的一致性。
1.3 BASE定理
CAP是分布式系统设计理论，BASE是CAP理论中AP方案的延伸。对于C，我们采用的方式和策略就是保证最终一致性。
BASE是Basically Available（基本可用）、Soft state（软状态）和Eventually consistent（最终一致性）三个短语的缩写。BASE基于CAP定理演化而来，核心思想是即使无法做到强一致性，但每个应用都可以根据自身业务特点，采用适当的方式来使系统达到最终一致性。
- 1、Basically Available（基本可用）
基本可用是指分布式系统在出现不可预知的故障的时候，允许损失部分可用性，但不等于系统不可用。两个就是“基本可用”的典型例子：
1、响应时间上的损失：正常情况下，一个在线搜索引擎需要0.5秒内返回给用户相应的查询结果，但由于出现异常（比如系统部分机房发生断电或断网故障），查询结果的响应时间增加到了1~2秒。
2、功能上的损失：正常情况下，在一个电子商务网站上进行购物，消费者几乎能够顺利地完成每一笔订单，但是在一些节日大促购物高峰的时候，由于消费者的购物行为激增，为了保护购物系统的稳定性，部分消费者可能会被引导到一个降级页面。 - 2、Soft state（软状态）
指允许系统中的数据存在中间状态，并认为该中间状态的存在不会影响系统的整体可用性。
允许系统中的数据存在中间状态，并认为该中间状态的存在不会影响系统的整体可用性，即允许系统在不同节点的数据副本之间进行数据同步的过程存在延时。 - 3、Eventually consistent（最终一致性）
强调系统中所有的数据副本，在经过一段时间的同步后，最终能够达到一个一致的状态。其本质是需要系统保证最终数据能够达到一致，而不需要实时保证系统数据的强一致性。
在实际工程实践中，最终一致性存在以下五类主要变种：
- 1、因果一致性
因果一致性是指，如果进程A在更新完某个数据项后通知了进程B，那么进程B之后对该数据项的访问都应该能够获取到进程A更新后的最新值，并且如果进程B要对该数据项进行更新操作的话，务必基于进程A更新后的最新值，即不能发生丢失更新情况。与此同时，与进程A无因果关系的进程C的数据访问则没有这样的限制。 - 2、读己之所写
读己之所写是指，进程A更新一个数据项之后，它自己总是能够访问到更新过的最新值，而不会看到旧值。也就是说，对于单个数据获取者而言，其读取到的数据一定不会比自己上次写入的值旧。因此，读己之所写也可以看作是一种特殊的因果一致性。 - 3、会话一致性
会话一致性将对系统数据的访问过程框定在了一个会话当中：系统能保证在同一个有效的会话中实现“读己之所写”的一致性，也就是说，执行更新操作之后，客户端能够在同一个会话中始终读取到该数据项的最新值。 - 4、单调读一致性
单调读一致性是指如果一个进程从系统中读取出一个数据项的某个值后，那么系统对于该进程后续的任何数据访问都不应该返回更旧的值。 - 5、单调写一致性
单调写一致性是指，一个系统需要能够保证来自同一个进程的写操作被顺序地执行。
在实际系统实践中，可以将其中的若干个变种互相结合起来，以构建一个具有最终一致性的分布式系统。事实上，可以将其中的若干个变种相互结合起来，以构建一个具有最终一致性特性的分布式系统。
总的来说，BASE理论面向的是大型高可用可扩展的分布式系统，和传统事务的ACID特性使相反的，它完全不同于ACID的强一致性模型，而是提出通过牺牲强一致性来获得可用性，并允许数据在一段时间内是不一致的，但最终达到一致状态。
二、分布式事务
2.1 柔性事务
在电商领域等互联网场景下，传统的事务在数据库性能和处理能力上都暴露出了瓶颈。在分布式领域基于CAP理论以及BASE理论，有人就提出了柔性事务的概念。
通常所说的柔性事务分为：两阶段型、补偿型、异步确保型、最大努力通知型几种。
- 两阶段型
就是分布式事务两阶段提交，对应技术上的 XA、JTA/JTS。这是分布式环境下事务处理的典型模式。 - 补偿型
TCC 型事务（Try/Confirm/Cancel）可以归为补偿型。
WS-BusinessActivity提供了一种基于补偿的long-running的事务处理模型。服务器A发起事务，服务器 B 参与事务，服务器 A 的事务如果执行顺利，那么事务 A 就先行提交，如果事务 B 也执行顺利，则事务 B 也提交，整个事务就算完成。但是如果事务 B 执行失败，事务 B 本身回滚，这时事务 A 已经被提交，所以需要执行一个补偿操作，将已经提交的事务 A 执行的操作作反操作，恢复到未执行前事务 A 的状态。这样的 SAGA 事务模型，是牺牲了一定的隔离性和一致性的，但是提高了 long-running 事务的可用性。
- 异步确保型
通过将一系列同步的事务操作变为基于消息执行的异步操作, 避免了分布式事务中的同步阻塞操作的影响。
- 最大努力 通知 型 （多次尝试）
这是分布式事务中要求最低的一种，也可以通过消息中间件实现，与前面异步确保型操作不同的一点是，在消息由MQ Server投递到消费者之后, 允许在达到最大重试次数之后正常结束事务。
2.2 两阶段提交协议
分布式事务是指会涉及到操作多个数据库的事务,在分布式系统中，各个节点之间在物理上相互独立，通过网络进行沟通和协调。
XA 就是 X/Open DTP 定义的交易中间件与数据库之间的接口规范（即接口函数），交易中间件用它来通知数据库事务的开始、结束以及提交、回滚等。 XA 接口函数由数据库厂商提供。
二阶段提交(Two-phaseCommit)是指，在计算机网络以及数据库领域内，为了使基于分布式系统架构下的所有节点在进行事务提交时保持一致性而设计的一种算法(Algorithm)。通常，二阶段提交也被称为是一种协议(Protocol))。在分布式系统中，每个节点虽然可以知晓自己的操作时成功或者失败，却无法知道其他节点的操作的成功或失败。当一个事务跨越多个节点时，为了保持事务的ACID特性，需要引入一个作为协调者的组件来统一掌控所有节点(称作参与者)的操作结果并最终指示这些节点是否要把操作结果进行真正的提交(比如将更新后的数据写入磁盘等等)。因此，二阶段提交的算法思路可以概括为：参与者将操作成败通知协调者，再由协调者根据所有参与者的反馈情报决定各参与者是否要提交操作还是中止操作。
- 1、准备阶段
事务协调者(事务管理器)给每个参与者(资源管理器)发送 Prepare 消息，每个参与者要么直接返回失败(如权限验证失败)，要么在本地执行事务，写本地的 redo 和 undo 日志，但不提交，到达一种“万事俱备，只欠东风”的状态。 - 2、提交阶段
如果协调者收到了参与者的失败消息或者超时，直接给每个参与者发送回滚(Rollback)消息；否则，发送提交(Commit)消息；参与者根据协调者的指令执行提交或者回滚操作，释放所有事务处理过程中使用的锁资源。(注意:必须在最后阶段释放锁资源) - 3、缺点
1）同步阻塞问题。执行过程中，所有参与节点都是事务阻塞型的。
2）单点故障。由于协调者的重要性，一旦协调者发生故障。参与者会一直阻塞下去。
3）数据不一致/脑裂问题。在二阶段提交的阶段二中，当协调者向参与者发送 commit 请求之后，发生了局部网络异常或者在发送commit请求过程中协调者发生了故障，导致只有一部分参与者接受到了commit请求。于是整个分布式系统便出现了数据部一致性的现象(脑裂现象)。
4）数据状态不确定(二阶段无法解决的问题 )。 协调者再发出 commit 消息之后宕机，而唯一接收到这条消息的参与者同时也宕机了。那么即使协调者通过选举协议产生了新的协调者，这条事务的状态也是不确定的，没人知道事务是否被已经提交。
2.3 三阶段提交协议
三阶段提交 （ Three-phase commit ） ，也叫三阶段提交协议（Three-phase commit protocol），是二阶段提交（2PC）的改进版本。
与两阶段提交不同的是，三阶段提交有两个改动点：
1、引入超时机制。同时在协调者和参与者中都引入超时机制。
2、在第一阶段和第二阶段中插入一个准备阶段。保证了在最后提交阶段之前各参与节点的状态是一致的。也就是说，除了引入超时机制之外，3PC把2PC的准备阶段再次一分为二，这样三阶段提交就有CanCommit、PreCommit、DoCommit三个阶段。
- 1、CanCommit阶段
协调者向参与者发送commit请求，参与者如果可以提交就返回Yes响应，否则返回No响应。 - 2、PreCommit阶段
协调者根据参与者的反应情况来决定是否可以继续进行，有以下两种可能。假如协调者从所有的参与者获得的反馈都是Yes响应，那么就会执行事务的预执行假如有任何一个参与者向协调者发送了No响应，或者等待超时之后，协调者都没有接到参与者的响应，那么就执行事务的中断。 - 3、doCommit阶段
该阶段进行真正的事务提交，主要包含：
- 协调这发送提交请求。
- 参与者提交事务
- 参与者响应反馈（ 事务提交完之后，向协调者发送Ack响应）。
- 协调者确定完成事务。
三、分布式ID
3.1 数据库自增ID
基于数据库的自增ID，需要单独使用一个数据库实例，在这个实例中新建一个单独的表：
CREATE DATABASE `SEQID`;
CREATE TABLE SEQID.SEQUENCE_ID (
id bigint(20) unsigned NOT NULL auto_increment,
stub char(10) NOT NULL default '',
PRIMARY KEY (id),
UNIQUE KEY stub (stub)
) ENGINE=MyISAM;
可以使用下面的语句生成并获取到一个自增ID：
begin;
replace into SEQUENCE_ID (stub) VALUES ('anyword');
select last_insert_id();
commit;
stub字段在这里并没有什么特殊的意义，只是为了方便的去插入数据，只有能插入数据才能产生自增id。而对于插入我们用的是replace，replace会先看是否存在stub指定值一样的数据，如果存在则先delete再insert，如果不存在则直接insert。
这种生成分布式ID的机制，需要一个单独的Mysql实例，虽然可行，但是基于性能与可靠性来考虑的话都不够，业务系统每次需要一个ID时，都需要请求数据库获取，性能低，并且如果此数据库实例下线了，那么将影响所有的业务系统
3.2 数据库多主模式
如果两个数据库组成一个主从模式集群，正常情况下可以解决数据库可靠性问题，但是如果主库挂掉后，数据没有及时同步到从库，这个时候会出现ID重复的现象。我们可以使用双主模式集群，也就是两个Mysql实例都能单独的生产自增ID，这样能够提高效率，但是如果不经过其他改造的话，这两个Mysql实例很可能会生成同样的ID。需要单独给每个Mysql实例配置不同的起始值和自增步长。
第一台Mysql实例配置：
set @@auto_increment_offset = 1; -- 起始值
set @@auto_increment_increment = 2; -- 步长
第二台Mysql实例配置：
set @@auto_increment_offset = 2; -- 起始值
set @@auto_increment_increment = 2; -- 步长
经过上面的配置后，这两个Mysql实例生成的id序列如下： mysql1，起始值为1，步长为2。ID生成的序列为：1,3,5,7,9,… mysql2，起始值为2，步长为2，ID生成的序列为：2,4,6,8,10,…
对于这种生成分布式ID的方案，需要单独新增一个生成分布式ID应用，比如DistributIdService，该应用提供一个接口供业务应用获取ID，业务应用需要一个ID时，通过rpc的方式请求DistributIdService，DistributIdService随机去上面的两个Mysql实例中去获取ID。实行这种方案后，就算其中某一台Mysql实例下线了，也不会影响DistributIdService，DistributIdService仍然可以利用另外一台Mysql来生成ID。
但是这种方案的扩展性不太好，如果两台Mysql实例不够用，需要新增Mysql实例来提高性能时，这时就会比较麻烦。
3.3 号段模式
使用号段的方式来获取自增ID，号段可以理解成批量获取，比如DistributIdService从数据库获取ID时，如果能批量获取多个ID并缓存在本地的话，那样将大大提供业务应用获取ID的效率。
比如DistributIdService每次从数据库获取ID时，就获取一个号段，比如(1,1000]，这个范围表示了1000个ID，业务应用在请求DistributIdService提供ID时，DistributIdService只需要在本地从1开始自增并返回即可，而不需要每次都请求数据库，一直到本地自增到1000时，也就是当前号段已经被用完时，才去数据库重新获取下一号段。
需要对数据库表进行改动：
CREATE TABLE id_generator (
id int(10) NOT NULL,
current_max_id bigint(20) NOT NULL COMMENT '当前最大id',
increment_step int(10) NOT NULL COMMENT '号段的长度',
PRIMARY KEY (`id`)
) ENGINE=InnoDB DEFAULT CHARSET=utf8;
这个数据库表用来记录自增步长以及当前自增ID的最大值（也就是当前已经被申请的号段的最后一个值），因为自增逻辑被移到DistributIdService中去了，所以数据库不需要这部分逻辑了。
这种方案不再强依赖数据库，就算数据库不可用，那么DistributIdService也能继续支撑一段时间。但是如果DistributIdService重启，会丢失一段ID，导致ID空洞。
为了提高DistributIdService的高可用，需要做一个集群，业务在请求DistributIdService集群获取ID时，会随机的选择某一个DistributIdService节点进行获取，对每一个DistributIdService节点来说，数据库连接的是同一个数据库，那么可能会产生多个DistributIdService节点同时请求数据库获取号段，那么这个时候需要利用乐观锁来进行控制，比如在数据库表中增加一个version字段，在获取号段时使用如下SQL：
update id_generator
set current_max_id=#{newMaxId}, version=version+1
where version = #{version}
因为newMaxId是DistributIdService中根据oldMaxId+步长算出来的，只要上面的update更新成功了就表示号段获取成功了。
为了提供数据库层的高可用，需要对数据库使用多主模式进行部署，对于每个数据库来说要保证生成的号段不重复，这就需要利用最开始的思路，再在刚刚的数据库表中增加起始值和步长，比如如果现在是两台Mysql，那么 mysql1将生成号段（1,1001]，自增的时候序列为1，3，4，5，7… mysql1将生成号段（2,1002]，自增的时候序列为2，4，6，8，10…
在TinyId中还增加了一步来提高效率，在上面的实现中，ID自增的逻辑是在DistributIdService中实现的，而实际上可以把自增的逻辑转移到业务应用本地，这样对于业务应用来说只需要获取号段，每次自增时不再需要请求调用DistributIdService了。
3.4 雪花算法
上面的三种方法总的来说是基于自增思想的。
我们可以换个角度来对分布式ID进行思考，只要能让负责生成分布式ID的每台机器在每毫秒内生成不一样的ID就行了。snowflake是twitter开源的分布式ID生成算法，是一种算法，所以它和上面的三种生成分布式ID机制不太一样，它不依赖数据库。核心思想是：分布式ID固定是一个long型的数字，一个long型占8个字节，也就是64个bit，原始snowflake算法中对于bit的分配如下图：
第一个bit位是标识部分，在java中由于long的最高位是符号位，正数是0，负数是1，一般生成的ID为正数，所以固定为0。
时间戳部分占41bit，这个是毫秒级的时间，一般实现上不会存储当前的时间戳，而是时间戳的差值（当前时间-固定的开始时间），这样可以使产生的ID从更小值开始；41位的时间戳可以使用69年，(1L << 41) / (1000L * 60 * 60 * 24 * 365) = 69年。
工作机器id占10bit，这里比较灵活，比如，可以使用前5位作为数据中心机房标识，后5位作为单机房机器标识，可以部署1024个节点。
序列号部分占12bit，支持同一毫秒内同一个节点可以生成4096个ID。
根据这个算法的逻辑，只需要将这个算法用Java语言实现出来，封装为一个工具方法，那么各个业务应用可以直接使用该工具方法来获取分布式ID，只需保证每个业务应用有自己的工作机器id即可，而不需要单独去搭建一个获取分布式ID的应用。
3.5 Leaf
美团的Leaf也是一个分布式ID生成框架。它非常全面，即支持号段模式，也支持snowflake模式。Leaf中的snowflake模式和原始snowflake算法的不同点，也主要在workId的生成，Leaf中workId是基于ZooKeeper的顺序Id来生成的，每个应用在使用Leaf-snowflake时，在启动时都会都在Zookeeper中生成一个顺序Id，相当于一台机器对应一个顺序节点，也就是一个workId。
3.6 使用Redis生成ID
使用Redis来生成分布式ID，其实和利用Mysql自增ID类似，可以利用Redis中的incr命令来实现原子性的自增与返回，比如：
127.0.0.1:6379> set seq_id 1 // 初始化自增ID为1
OK
127.0.0.1:6379> incr seq_id // 增加1，并返回
(integer) 2
127.0.0.1:6379> incr seq_id // 增加1，并返回
(integer) 3
使用redis的效率是非常高的，但是要考虑持久化的问题。Redis支持RDB和AOF两种持久化的方式。RDB持久化相当于定时对一个快照进行持久化，如果打完快照后，连续自增了几次，还没来得及做下一次快照持久化，这个时候Redis挂掉了，重启Redis后会出现ID重复。OF持久化相当于对每条写命令进行持久化，如果Redis挂掉了，不会出现ID重复的现象，但是会由于incr命令过得，导致重启恢复数据时间过长。
四、限流算法
4.1 固定窗口计数器算法
规定我们单位时间处理的请求数量。比如我们规定我们的一个接口一分钟只能访问10次的话。使用固定窗口计数器算法的话可以这样实现：给定一个变量counter来记录处理的请求数量，当1分钟之内处理一个请求之后counter+1，1分钟之内的如果counter=100的话，后续的请求就会被全部拒绝。等到 1分钟结束后，将counter回归成0，重新开始计数（ps：只要过了一个周期就讲counter回归成0）。
这种限流算法无法保证限流速率，因而无法保证突然激增的流量。比如我们限制一个接口一分钟只能访问10次的话，前半分钟一个请求没有接收，后半分钟接收了10个请求。
4.2 滑动窗口计数器算法
算的上是固定窗口计数器算法的升级版。滑动窗口计数器算法相比于固定窗口计数器算法的优化在于：它把时间以一定比例分片。例如我们的借口限流每分钟处理60个请求，我们可以把 1 分钟分为60个窗口。每隔1秒移动一次，每个窗口一秒只能处理 不大于 60(请求数)/60（窗口数） 的请求， 如果当前窗口的请求计数总和超过了限制的数量的话就不再处理其他请求。
很显然：当滑动窗口的格子划分的越多，滑动窗口的滚动就越平滑，限流的统计就会越精确。
4.3 漏桶算法
我们可以把发请求的动作比作成注水到桶中，我们处理请求的过程可以比喻为漏桶漏水。我们往桶中以任意速率流入水，以一定速率流出水。当水超过桶流量则丢弃，因为桶容量是不变的，保证了整体的速率。如果想要实现这个算法的话也很简单，准备一个队列用来保存请求，然后我们定期从队列中拿请求来执行就好了。
4.4 令牌桶算法
令牌桶算法也比较简单。和漏桶算法算法一样，我们的主角还是桶（这限流算法和桶过不去啊）。不过现在桶里装的是令牌了，请求在被处理之前需要拿到一个令牌，请求处理完毕之后将这个令牌丢弃（删除）。我们根据限流大小，按照一定的速率往桶里添加令牌。
五、API网关
5.1 什么是API网关
API网关可以看做系统与外界联通的入口，我们可以在网关进行处理一些非业务逻辑的逻辑，比如权限验证，监控，缓存，请求路由等等。
API网关的作用如下：
- 1、RPC协议转成HTTP
由于在内部开发中我们都是以RPC协议(thrift or dubbo)去做开发，暴露给内部服务，当外部服务需要使用这个接口的时候往往需要将RPC协议转换成HTTP协议。 - 2、请求路由
在我们的系统中由于同一个接口新老两套系统都在使用，我们需要根据请求上下文将请求路由到对应的接口。 - 3、统一鉴权
对于鉴权操作不涉及到业务逻辑，那么可以在网关层进行处理，不用下层到业务逻辑。 - 4、统一监控
由于网关是外部服务的入口，所以我们可以在这里监控我们想要的数据，比如入参出参，链路时间。 - 5、流量控制，熔断降级
对于流量控制，熔断降级非业务逻辑可以统一放到网关层。
5.2 网关的设计
- 1、异步化请求
对于统一的网关层，如何用少量的机器接入更多的服务，这就需要我们的异步，用来提高更多的吞吐量。对于异步化一般有下面两种策略：
Tomcat/Jetty+NIO+servlet3：这种策略使用的比较普遍，京东、有赞、Zuul，都选取的是这个策略，这种策略比较适合HTTP。在Servlet3中可以开启异步。
Netty+NIO：Netty为高并发而生，目前唯品会的网关使用这个策略，在唯品会的技术文章中在相同的情况下Netty是每秒30w+的吞吐量，Tomcat是13w+，可以看出是有一定的差距的，但是Netty需要自己处理HTTP协议，这一块比较麻烦。
对于网关是HTTP请求场景比较多的情况可以采用Servlet，毕竟有更加成熟的处理HTTP协议。如果更加重视吞吐量那么可以采用Netty。 - 2、链式处理
在设计模式中有一个模式叫责任链模式，他的作用是避免请求发送者与接收者耦合在一起，让多个对象都有可能接收请求，将这些对象连接成一条链，并且沿着这条链传递请求，直到有对象处理它为止。通过这种模式将请求的发送者和请求的处理者解耦了。在我们的各个框架中对此模式都有实现，比如servlet里面的filter，springmvc里面的Interceptor。
在Netflix Zuul中也应用了这种模式，如下图所示：
这种模式在网关的设计中我们可以借鉴到自己的网关设计：
preFilters：前置过滤器，用来处理一些公共的业务，比如统一鉴权，统一限流，熔断降级，缓存处理等，并且提供业务方扩展。
routingFilters: 用来处理一些泛化调用，主要是做协议的转换，请求的路由工作。
postFilters: 后置过滤器，主要用来做结果的处理，日志打点，记录时间等等。
errorFilters: 错误过滤器，用来处理调用异常的情况。
- 3、业务隔离
如果在提供的自定义FiIlter中进行了某些同步调用，一旦超时频繁那么就会对其他业务产生影响。所以我们需要采用隔离之术，降低业务之间的互相影响。
1）信号量隔离。信号量隔离只是限制了总的并发数，服务还是主线程进行同步调用。这个隔离如果远程调用超时依然会影响主线程，从而会影响其他业务。因此，如果只是想限制某个服务的总并发调用量或者调用的服务不涉及远程调用的话，可以使用轻量级的信号量来实现。有赞的网关由于没有自定义filter所以选取的是信号量隔离。
2）线程池隔离。最简单的就是不同业务之间通过不同的线程池进行隔离，就算业务接口出现了问题由于线程池已经进行了隔离那么也不会影响其他业务。在京东的网关实现之中就是采用的线程池隔离，比较重要的业务比如商品或者订单 都是单独的通过线程池去处理。但是由于是统一网关平台，如果业务线众多，大家都觉得自己的业务比较重要需要单独的线程池隔离，如果使用的是Java语言开发的话那么，在Java中线程是比较重的资源比较受限，如果需要隔离的线程池过多不是很适用。如果使用一些其他语言比如Golang进行开发网关的话，线程是比较轻的资源，所以比较适合使用线程池隔离。
3）集群隔离。如果有某些业务就需要使用隔离但是统一网关又没有线程池隔离那么应该怎么办呢？那么可以使用集群隔离，如果你的某些业务真的很重要那么可以为这一系列业务单独申请一个集群或者多个集群，通过机器之间进行隔离。 - 4、请求限流
流量控制可以采用很多开源的实现，比如阿里最近开源的Sentinel和比较成熟的Hystrix。
一般限流分为集群限流和单机限流：
利用统一存储保存当前流量的情况，一般可以采用Redis，这个一般会有一些性能损耗。
单机限流:限流每台机器我们可以直接利用Guava的令牌桶去做，由于没有远程调用性能消耗较小。
- 5、熔断降级
可以参照开源的实现Sentinel和Hystrix。 - 6、泛化调用
泛化调用指的是一些通信协议的转换，比如将HTTP转换成Thrift。在一些开源的网关中比如Zuul是没有实现的，因为各个公司的内部服务通信协议都不同。比如在唯品会中支持HTTP1、HTTP2以及二进制的协议，然后转化成内部的协议；淘宝的支持HTTPS、HTTP1、HTTP2这些协议都可以转换成HTTP、HSF、Dubbo等协议。
如何去实现泛化调用呢？由于协议很难自动转换，那么其实每个协议对应的接口需要提供一种映射。简单来说就是把两个协议都能转换成共同语言，从而互相转换。
一般来说共同语言有三种方式指定：
1）json：json数据格式比较简单，解析速度快，较轻量级。在Dubbo的生态中有一个HTTP转Dubbo的项目是用JsonRpc做的，将HTTP转化成JsonRpc再转化成Dubbo。比如可以将一个www.baidu.com/id = 1 GET可以映射为json：
{
"method": "getBaidu"
"param" : {
"id" : 1
}
}
2）xml：xml数据比较重，解析比较困难。
3）自定义描述语言：一般来说这个成本比较高需要自己定义语言来进行描述并进行解析，但是其扩展性，自定义个性化性都是最高。例:spring自定义了一套自己的SPEL表达式语言。
- 7、管理平台
上面介绍的都是如何实现一个网关的技术关键。这里需要介绍网关的一个业务关键。有了网关之后，需要一个管理平台如何去对我们上面所描述的技术关键进行配置,包括但不限于下面这些配置：
限流
熔断
缓存
日志
自定义filter
泛化调用
- 总结
一个合理的标准网关应该按照如下去实现：
六、一致性算法
6.1 Paxos
Paxos算法解决的问题是一个分布式系统如何就某个值（决议）达成一致。一个典型的场景是，在一个分布式数据库系统中，如果各节点的初始状态一致，每个节点执行相同的操作序列，那么他们最后能得到一个一致的状态。为保证每个节点执行相同的命令序列，需要在每一条指令上执行一个“一致性算法”以保证每个节点看到的指令一致。Zookeeper使用的zab算法是该算法的一个实现。 在Paxos算法中，有三种角色：Proposer、Acceptor、Learners。
- Proposer（提议人）
只要Proposer发的提案被半数以上Acceptor接受，Proposer就认为该提案里的value被选定了。 - Acceptor
只要Acceptor接受了某个提案，Acceptor就认为该提案里的value被选定了。 - Learner
Acceptor告诉Learner哪个value被选定，Learner就认为那个value被选定。
Paxos算法分为两个阶段。
- 阶段一（准Leader确定）
1、Proposer选择一个提案编号N，然后向半数以上的Acceptor发送编号为N的Prepare请求。
2、如果一个Acceptor收到一个编号为N的Prepare请求，且N大于该Acceptor已经响应过的所有Prepare请求的编号，那么它就会将它已经接受过的编号最大的提案（如果有的话）作为响应反馈给Proposer，同时该Acceptor承诺不再接受任何编号小于N的提案。 - 阶段二 （ Leader确认）
1、如果 Proposer 收到半数以上 Acceptor 对其发出的编号为 N 的 Prepare 请求的响应，那么它就会发送一个针对[N,V]提案的 Accept 请求给半数以上的 Acceptor。注意：V 就是收到的响应中编号最大的提案的 value，如果响应中不包含任何提案，那么 V 就由 Proposer 自己决定。
2、如果Acceptor收到一个针对编号为N的提案的Accept请求，只要该Acceptor没有对编号大于N的Prepare请求做出过响应，它就接受该提案。
6.2 Zab
ZAB( ZooKeeper Atomic Broadcast , ZooKeeper原子消息广播协议）协议包括两种基本的模式：崩溃恢复和消息广播。
- 当整个服务框架在启动过程中，或是当Leader服务器出现网络中断崩溃退出与重启等异常情况时，ZAB就会进入恢复模式并选举产生新的Leader服务器。
- 当选举产生了新的Leader服务器，同时集群中已经有过半的机器与该Leader服务器完成了状态同步之后，ZAB协议就会退出崩溃恢复模式，进入消息广播模式。
- 当有新的服务器加入到集群中去，如果此时集群中已经存在一个Leader服务器在负责进行消息广播，那么新加入的服务器会自动进入数据恢复模式，找到Leader服务器，并与其进行数据同步，然后一起参与到消息广播流程中去。
以上其实大致经历了三个步骤：
- 崩溃恢复：主要就是Leader选举过程。
- 数据同步： Leader服务器与其他服务器进行数据同步。
- 消息广播： Leader服务器将数据发送给其他服务器。
6.3 Raft
与Paxos不同，Raft 强调的是易懂（Understandability），Raft和Paxos一样只要保证n/2+1节点正常就能够提供服务；raft把算法流程分为三个子问题：选举（Leader election）、日志复制（Log replication）、安全性（Safety）三个子问题。
Raft把集群中的节点分为三种状态（角色）：Leader、Follower、Candidate，理所当然每种状态负责的任务也是不一样的，Raft运行时提供服务的时候只存在Leader与Follower两种状态。
-
Leader（领导者-日志管理）
负责日志的同步管理，处理来自客户端的请求，与Follower保持着heartBeat的联系。 -
Follower（追随者-日志同步）
刚启动时所有节点为Follower状态，响应Leader的日志同步请求，响应Candidate的请求，把请求到Follower的事务转发给Leader。 -
Candidate（候选者-负责）
负责选举投票，Raft刚启动时由一个节点从Follower转为Candidate发起选举，选举出Leader后从Candidate转为Leader状态。 -
Term（任期）
在Raft中使用了一个可以理解为周期（第几届、任期）的概念，用Term作为一个周期，每个Term都是一个连续递增的编号，每一轮选举都是一个Term周期，在一个Term中只能产生一个Leader；当某节点收到的请求中Term比当前Term小时则拒绝该请求。 -
选举（Election）
Raft的选举由定时器来触发，每个节点的选举定时器时间都是不一样的，开始时状态都为Follower某个节点定时器触发选举后Term递增，状态由Follower转为Candidate，向其他节点发起RequestVote RPC请求，这时候有三种可能的情况发生：
1：该 RequestVote请求接收到 n/2+1（过半数）个节点的投票，从Candidate 转为 Leader，向其他节点发送 heartBeat 以保持 Leader 的正常运转。
2：在此期间如果收到其他节点发送过来的 AppendEntries RPC 请求，如该节点的 Term 大则当前节点转为 Follower，否则保持 Candidate 拒绝该请求。
3：Election timeout 发生则 Term 递增，重新发起选举。
在一个Term期间每个节点只能投票一次，所以当有多个Candidate存在时就会出现每个Candidate发起的选举都存在接收到的投票数都不过半的问题，这时每个Candidate都将Term递增、重启定时器并重新发起选举，由于每个节点中定时器的时间都是随机的，所以就不会多次存在有多个Candidate同时发起投票的问题。
在Raft中当接收到客户端的日志（事务请求）后先把该日志追加到本地的Log中，然后通过heartbeat把该Entry同步给其他Follower，Follower接收到日志后记录日志然后向Leader发送ACK，当Leader收到大多数（n/2+1）Follower 的ACK信息后将该日志设置为已提交并追加到本地磁盘中，通知客户端并在下个heartbeat中Leader将通知所有的Follower将该日志存储在自己的本地磁盘中。
- 安全性（Safety ）
安全性是用于保证每个节点都执行相同序列的安全机制如当某个Follower在当前Leader commit Log时变得不可用了，稍后可能该Follower又会被选举为Leader，这时新Leader可能会用新的Log覆盖先前已committed的Log，这就是导致节点执行不同序列；Safety就是用于保证选举出来的 Leader 一定包含先前commited Log的机制；
选举安全性（Election Safety）：每个Term只能选举出一个Leader。
Leader完整性（Leader Completeness）：这里所说的完整性是指Leader日志的完整性，Raft在选举阶段就使用Term的判断用于保证完整性：当请求投票的该Candidate的Term较大或Term相同Index更大则投票，该节点将容易变成Leader。