zookeeper一致性协议

zookeeper实现数据一致性的核心是ZAB协议（Zookeeper原子消息广播协议）。该协议需要做到以下几点：

（1）集群在半数以下节点宕机的情况下，能正常对外提供服务；

（2）客户端的写请求全部转交给leader来处理，leader需确保写变更能实时同步给所有follower及observer；

（3）leader宕机或整个集群重启时，需要确保那些已经在leader服务器上提交的事务最终被所有服务器都提交，确保丢弃那些只在leader服务器上被提出的事务，并保证集群能快速恢复到故障前的状态。

Zab协议有两种模式， 崩溃恢复（选主+数据同步）和消息广播（事务操作）。任何时候都需要保证只有一个主进程负责进行事务操作，而如果主进程崩溃了，就需要迅速选举出一个新的主进程。主进程的选举机制与事务操作机制是紧密相关的。下面详细讲解这三个场景的协议规则，从细节去探索ZAB协议的数据一致性原理。

1、选主：leader选举是zk中最重要的技术之一，也是保证分布式数据一致性的关键所在。当集群中的一台服务器处于如下两种情况之一时，就会进入leader选举阶段——服务器初始化启动、服务器运行期间无法与leader保持连接。

选举阶段，集群间互传的消息称为投票，投票Vote主要包括二个维度的信息：ID、ZXID

• ID 被推举的leader的服务器ID，集群中的每个zk节点启动前就要配置好这个全局唯一的ID。
• ZXID 被推举的leader的事务ID ，该值是从机器DataTree内存中取的，即事务已经在机器上被commit过了。

节点进入选举阶段后的大体执行逻辑如下：

（1）设置状态为LOOKING，初始化内部投票Vote (id,zxid) 数据至内存，并将其广播到集群其它节点。节点首次投票都是选举自己作为leader，将自身的服务ID、处理的最近一个事务请求的ZXID（ZXID是从内存数据库里取的，即该节点最近一个完成commit的事务id）及当前状态广播出去。然后进入循环等待及处理其它节点的投票信息的流程中。

（2）循环等待流程中，节点每收到一个外部的Vote信息，都需要将其与自己内存Vote数据进行PK，规则为取ZXID大的，若ZXID相等，则取ID大的那个投票。若外部投票胜选，节点需要将该选票覆盖之前的内存Vote数据，并再次广播出去；同时还要统计是否有过半的赞同者与新的内存投票数据一致，无则继续循环等待新的投票，有则需要判断leader是否在赞同者之中，在则退出循环，选举结束，根据选举结果及各自角色切换状态，leader切换成LEADING、follower切换到FOLLOWING、observer切换到OBSERVING状态。

算法细节可参照FastLeaderElection.lookForLeader()，主要有三个线程在工作：选举线程（主动调用lookForLeader方法的线程，通过阻塞队列sendqueue及recvqueue与其它两个线程协作）、WorkerReceiver线程（选票接收器，不断获取其它服务器发来的选举消息，筛选后会保存到recvqueue队列中。zk服务器启动时，开始正常工作，不停止）以及WorkerSender线程（选票发送器，会不断地从sendqueue队列中获取待发送的选票，并广播至集群）。WorkerReceiver线程一直在工作，即使当前节点处于LEADING或者FOLLOWING状态，它起到了一个过滤的作用，当前节点为LOOKING时，才会将外部投票信息转交给选举线程处理；如果当前节点处于非LOOKING状态，收到了处于LOOKING状态的节点投票数据（外部节点重启或网络抖动情况下），说明发起投票的节点数据跟集群不一致，这时，当前节点需要向集群广播出最新的内存Vote(id，zxid)，落后节点收到该Vote后，会及时注册到leader上，并完成数据同步，跟上集群节奏，提供正常服务。

2、选主后的数据同步：选主算法中的zxid是从内存数据库中取的最新事务id，事务操作是分两阶段的（提出阶段和提交阶段），leader生成提议并广播给followers，收到半数以上的ACK后，再广播commit消息，同时将事务操作应用到内存中。follower收到提议后先将事务写到本地事务日志，然后反馈ACK，等接到leader的commit消息时，才会将事务操作应用到内存中。可见，选主只是选出了内存数据是最新的节点，仅仅靠这个是无法保证已经在leader服务器上提交的事务最终被所有服务器都提交。比如leader发起提议P1,并收到半数以上follower关于P1的ACK后，在广播commit消息之前宕机了，选举产生的新leader之前是follower，未收到关于P1的commit消息，内存中是没有P1的数据。而ZAB协议的设计是需要保证选主后，P1是需要应用到集群中的。这块的逻辑是通过选主后的数据同步来弥补。

选主后，节点需要切换状态，leader切换成LEADING状态后的流程如下：

（1）重新加载本地磁盘上的数据快照至内存，并从日志文件中取出快照之后的所有事务操作，逐条应用至内存，并添加到已提交事务缓存commitedProposals。这样能保证日志文件中的事务操作，必定会应用到leader的内存数据库中。

（2）获取learner发送的FOLLOWERINFO/OBSERVERINFO信息，并与自身commitedProposals比对，确定采用哪种同步方式，不同的learner可能采用不同同步方式（DIFF同步、TRUNC+DIFF同步、SNAP同步）。这里是拿learner内存中的zxid与leader内存中的commitedProposals（min、max）比对，如果zxid介于min与max之间，但又不存在于commitedProposals中时，说明该zxid对应的事务需要TRUNC回滚；如果 zxid 介于min与max之间且存在于commitedProposals中，则leader需要将zxid+1~max 间所有事务同步给learner，这些内存缺失数据，很可能是因为leader切换过程中造成commit消息丢失，learner只完成了事务日志写入，未完成提交事务，未应用到内存。

（3）leader主动向所有learner发送同步数据消息，每个learner有自己的发送队列，互不干扰。同步结束时，leader会向learner发送NEWLEADER指令，同时learner会反馈一个ACK。当leader接收到来自learner的ACK消息后，就认为当前learner已经完成了数据同步，同时进入“过半策略”等待阶段。当leader统计到收到了一半已上的ACK时，会向所有已经完成数据同步的learner发送一个UPTODATE指令，用来通知learner集群已经完成了数据同步，可以对外服务了。

细节可参照Leader.lead() 、Follower.followLeader()及LearnerHandler类。

3、事务操作：ZAB协议对于事务操作的处理是一个类似于二阶段提交过程。针对客户端的事务请求，leader服务器会为其生成对应的事务proposal，并将其发送给集群中所有follower机器，然后收集各自的选票，最后进行事务提交。流程如下图。

ZAB协议的二阶段提交过程中，移除了中断逻辑（事务回滚），所有follower服务器要么正常反馈leader提出的事务proposal，要么就抛弃leader服务器。follower收到proposal后的处理很简单，将该proposal写入到事务日志，然后立马反馈ACK给leader，也就是说如果不是网络、内存或磁盘等问题，follower肯定会写入成功，并正常反馈ACK。leader收到过半follower的ACK后，会广播commit消息给所有learner，并将事务应用到内存；learner收到commit消息后会将事务应用到内存。

ZAB协议中多次用到“过半”设计策略 ，该策略是zk在A（可用性）与C（一致性）间做的取舍，也是zk具有高容错特性的本质。相较分布式事务中的2PC（二阶段提交协议）的“全量通过”，ZAB协议可用性更高（牺牲了部分一致性），能在集群半数以下服务宕机时正常对外提供服务。

五、参考：

《从paxos到Zookeeper分布式一致性原理与实践》、org.apache.zookeeper:zookeeper:3.4.0