个人学习分布式专题（二）分布式服务治理之分布式协调技术Zookeeper
分布式协调技术Zookeeper
2.1 zookeeper集群安装部署（略）
2.2 zookeeper的基本原理，数据模型
2.3 zookeeper Java api的使用
2.4 zookeeper实际应用场景分析及实战
2.5 zookeeper+dubbo的实战练习（略）
zookeeper的基本原理，数据模型：
dubbo的服务注册中心就是基于zookeeper。zookeeper是一种分布式协调服务（可以在分布式系统中共享配置，协调锁资源，提供命名服务）。
zookeeper的目标：封装好复杂易出错的关键职务，将简单易用的接口和性能高效、功能稳定的系统提供给用户；
zookeeper的特点：
- 最终一致性：为客户端展示同一视图，这是Zookeeper最重要的性能；
- 可靠性：如果消息被一台服务器接受，那么它将被所有的服务器接受；
- 原子性：更新只能成功或失败，没有中间状态；
zookeeper的数据结构：zookeeper的数据存储是基于节点，叫Znode；它的引用方式是路径引用，类似于文件路径；Znode包含数据，子节点引用，访问权限等；
data：
Znode存储的数据信息。
ACL：
记录Znode的访问权限，即哪些人或哪些IP可以访问本节点。
stat：
包含Znode的各种元数据，比如事务ID、版本号、时间戳、大小等等。
child：
当前节点的子节点引用，类似于二叉树的左孩子右孩子。
需注意：zookeeper是为读多写少的场景所设计的，Znode并不是用来存储大规模业务数据的，而是用于存储少量的状态和配置信息的，每个节点的数据最大不能超过1MB；
Znode分为四种类型：
1.持久节点：默认的节点类型，创建节点的客户端和zookeeper断开连接后，该节点一直存在
2.持久节点顺序节点：创建节点时，zookeeper根据创建的时间顺序给该节点名称进行编号
3.临时节点：当创建节点的客户端和zookeeper断开连接后，临时节点就会被删除
4.临时顺序节点：根据创建时间排序的临时节点
如何实现分布式一致性：为防止单机挂掉的情况，Zookeeper维护了一个集群，如图所示：
zookeeper的集群是一主多从的结构，在更新数据时，首先更新到主节点（主节点：服务器，不是Znode），再同步到从节点；在读取数据时，直接读取任意从节点
为了保证主从节点的数据一致性，zookeeper采用了ZAB协议，这种协议非常类似于一致性算法Paxos和Raft
ZAB（Zookeeper Atomic Broadcast）：有效解决Zookeeper集群崩溃恢复，以及主从同步数据的问题；
ZAB协议是单调一致性，依靠事物ID和版本号，保证了数据的更新和读取是有序的；
ZAB协议所定义的三种节点状态：looking（选举状态），following（follower节点所处的状态），leading（leader节点所处的状态）
ZXID：节点本地的最新事物编号，包含epoch和计数两部分；epoch是纪元的意思，相当于Raft算法选主时的term
------假如zookeeper当前的主节点挂掉了，集群会进行崩溃恢复：
阶段一：
leader election：选举阶段，此时集群中的节点处于looking状态，它们会各自向其他节点发起投票，投票当中包含自己的服务器ID和最新事物ID（zxid）节点自身会与从其他节点接收到的zxid做对比，对方大则对方数据更新，则重新发起投票，投票给目前已知最大的zxid所属节点每次投票后，服务器都会统计投票数，判断是否有某个节点得到半数以上的投票，如果存在，该节点变为leader，状态变为leading，其他则为following
阶段二：
Discovery：发现阶段，用于从节点中发现最新的zxid和事物日志，为防止某些意外情况产生多个leader。如果出现两个准leader，都会发出new epoch消息给各个Follower，必然有一个Leader的 epoch并不是最新的。Follower发现接收的epoch没有自身保存的epoch新，就会重新变为Looking状态，重新寻找真正的Leader。所以这一阶段，leader接收所有来自follower发来的各自最新的epoch值，leader从中选出最大的epoch，基于此值加1，生成新的epoch分发给各个follower，各个follower接收到全新的epoch后，返回ACK给leader，带上各自最大的zxid和历史事物日志。leader选出最大的zxid，并更新自身历史日志
阶段三：
Synchronization：同步阶段，把leader刚收集到的最新历史事物日志，同步给集群中所有的follower，只有半数follower同步成功，这个准leader才能称为正式leader自此，故障恢复正式完成。
------ZAB实现写入数据，涉及ZAB协议的Broadcast阶段：Zookeeper常规情况下更新数据的时候，由leader广播到所有follower
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- 客户端发出写入数据请求给任意follower
- follower把写入数据请求转法给leader
- leader采用二阶段提交方式，先发送propose广播给follower
- follower接到propose消息，写入日志成功后，返回ACK消息给leader
- leader接到半数以上ACK消息，返回成功给客户端，并且广播commit请求给follower
都有哪些应用场景：
-
- 分布式锁
- 服务注册和发现：利用Znode和Watcher，可以实现分布式服务的注册和发现，如dubbo
- 共享配置和状态信息：redis的分布式解决方案codis，利用了zookeeper来存放数据路由表和codis-proxy节点的元信息。同时codis-config发起的命令都会通过zookeeper同步到各个存活的codis-proxy
此外kafka，hbase，hadoop，也都依靠zookeeper同步节点信息，实现高可用
zookeeper Java api的使用
create：创建节点 ；
delete：删除节点；
exists：判断节点是否存在；
getData：获得一个节点的数据；
setData：设置一个节点的数据；
getChildren：获取节点下的所有子节点
这其中，exists，getData，getChildren属于读操作。Zookeeper客户端在请求读操作的时候，可以选择是否设置Watch。
Watch是什么意思呢？
我们可以理解成是注册在特定Znode上的触发器。当这个Znode发生改变，也就是调用了create，delete，setData方法的时候，将会触发Znode上注册的对应事件，请求Watch的客户端会接收到异步通知。
具体交互过程如下：
1.客户端调用getData方法，watch参数是true。服务端接到请求，返回节点数据，并且在对应的哈希表里插入被Watch的Znode路径，以及Watcher列表。
2.当被Watch的Znode已删除，服务端会查找哈希表，找到该Znode对应的所有Watcher，异步通知客户端，并且删除哈希表中对应的Key-Value。
zookeeper实现分布式锁： （转自：https://mp.weixin.qq.com/s/u8QDlrDj3Rl1YjY4TyKMCA）
zookeeper分布式锁应用了临时顺序节点，支持可重入
获取锁：首先在zookeeper中创建一个持久节点的ParentLock，当第一个客户端想要获得锁时，需要在ParentLock这个节点下创建一个临时顺序节点Lock1
之后，Client1查找ParentLock下面所有的临时顺序节点并排序，判断自己所创建的节点Lock1是不是顺序最靠前的一个。如果是第一个节点，则成功获得锁。
这时候，如果再有一个客户端 Client2 前来获取锁，则在ParentLock下载再创建一个临时顺序节点Lock2。
Client2查找ParentLock下面所有的临时顺序节点并排序，判断自己所创建的节点Lock2是不是顺序最靠前的一个，结果发现节点Lock2并不是最小的。
于是，Client2向排序仅比它靠前的节点Lock1注册Watcher，用于监听Lock1节点是否存在。这意味着Client2抢锁失败，进入了等待状态。
这时候，如果又有一个客户端Client3前来获取锁，则在ParentLock下载再创建一个临时顺序节点Lock3。
Client3查找ParentLock下面所有的临时顺序节点并排序，判断自己所创建的节点Lock3是不是顺序最靠前的一个，结果同样发现节点Lock3并不是最小的。
于是，Client3向排序仅比它靠前的节点Lock2注册Watcher，用于监听Lock2节点是否存在。这意味着Client3同样抢锁失败，进入了等待状态。
这样一来，Client1得到了锁，Client2监听了Lock1，Client3监听了Lock2。这恰恰形成了一个等待队列，很像是Java当中ReentrantLock所依赖的AQS（AbstractQueuedSynchronizer）。
释放锁：
1.任务完成，客户端显示释放：当任务完成时，Client1会显示调用删除节点Lock1的指令。
2.任务执行过程中，客户端崩溃：获得锁的Client1在任务执行过程中，如果Duang的一声崩溃，则会断开与Zookeeper服务端的链接。根据临时节点的特性，相关联的节点Lock1会随之自动删除。由于Client2一直监听着Lock1的存在状态，当Lock1节点被删除，Client2会立刻收到通知。这时候Client2会再次查询ParentLock下面的所有节点，确认自己创建的节点Lock2是不是目前最小的节点。如果是最小，则Client2顺理成章获得了锁。
