ZooKeeper原理及部署详解

zookeeper原理详解

ZooKeeper概述

zookeeper介绍

zookeeper是一个开源的分布式协调服务框架，为分布式系统提供一致性服务。zookeeper是apache的一个子项目。

  1. 例如一个网上商城购物系统，并发量太大单机系统承受不住，那我们可以多加几台服务器支持大并发量的访问需求，这个就是所谓的cluster集群 。

  2. 如果我们将这个网上商城购物系统拆分成多个子系统，比如订单系统、积分系统、购物车系统等等，然后将这些子系统部署在不同的服务器上 ，这个时候就是Distributed分布式 。

  3. 对于集群来说，多加几台服务器就行（当然还得解决session共享，负载均衡等问题），而对于分布式来说，首先需要将业务进行拆分，然后再加服务器，同时还要去解决分布式带来的一系列问题。比如各个分布式组件如何协调起来，如何减少各个系统之间的耦合度，如何处理分布式事务，如何去配置整个分布式系统，如何解决各分布式子系统的数据不一致问题等等。ZooKeeper 主要就是解决这些问题的。

使用zookeeper的开源项目

  • Kafka : ZooKeeper 主要为 Kafka 提供 Broker 和 Topic 的注册以及多个 Partition 的负载均衡等功能。

  • Hbase : ZooKeeper 为 Hbase 提供确保整个集群只有一个 Master 以及保存和提供 regionserver 状态信息（是否在线）等功能。

  • Hadoop : ZooKeeper 为 Namenode 提供高可用支持。

  • Dubbo：阿里巴巴集团开源的分布式服务框架，它使用 ZooKeeper 来作为其命名服务，维护全局的服务地址列表。

zookeeper的三种运行模式

  1. 单机模式：这种模式一般适用于开发测试环境，一方面我们没有那么多机器资源，另外就是平时的开发调试并不需要极好的稳定性。

  2. 集群模式：一个 ZooKeeper 集群通常由一组机器组成，一般 3 台以上就可以组成一个可用的 ZooKeeper 集群了。组成 ZooKeeper 集群的每台机器都会在内存中维护当前的服务器状态，并且每台机器之间都会互相保持通信。

  3. 伪集群模式：这是一种特殊的集群模式，即集群的所有服务器都部署在一台机器上。ZooKeeper 允许你在一台机器上通过启动不同的端口来启动多个 ZooKeeper 服务实例，从而以集群的特性来对外服务。

ZooKeeper的组件及架构

ZooKeeper的特点

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  1. 集群：ZooKeeper是由一个Leader、多个Follower组成的集群

  2. 高可用性：集群中只要有半数以上的节点存活，ZooKeeper集群就能正常服务

  3. 全局数据一致：每个Server保存一份相同的数据副本，Client无论连接到哪个Server，数据都是一致的

  4. 更新请求顺序进行：来自同一个Client的更新请求按其发送顺序一次进行

  5. 数据更新原子性：一次数据更新要么成功，要么失败

  6. 实时性：在一定时间范围内，Client能读到最新数据

  7. 从设计模式角度来看，zk是一个基于观察者设计模式的框架，它负责管理跟存储大家都关心的数据，然后接受观察者的注册，数据反生变化zk会通知在zk上注册的观察者做出反应

  8. Zookeeper是一个分布式协调系统，满足CP性

CAP、BASE理论

不管是CAP理论还是BASE理论，它们都需要算法来实现，这些算法有：2PC、3PC、Paxos、Raft、ZAB

它们所解决的问题全部都是：在分布式环境下，如何让系统尽可能的高可用，并且数据能最终达到一致

CAP理论

CAP定理：一个分布式系统必然会存在一个问题，因为分区容错性（partition tolerance）的存在，就必定要求我们需要在系统可用性（availability）和数据一致性（consistency）中做出权衡

  • P（partition）：分区容错性，分区容错性是一定要被满足的

  • C（consistency）：数据一致性

  • A（availability）：可用性

举个例子来说明，假如班级代表整个分布式系统，而学生是整个分布式系统中一个个独立的子系统。这个时候班里的小红小明偷偷谈恋爱被班里的小花发现了，小花告诉了周围的人，然后小红小明谈恋爱的消息在班级里传播起来了。当在消息的传播（散布）过程中，你问班里一个同学的情况，如果他回答你不知道，那么说明整个班级系统出现了数据不一致的问题（因为小花已经知道这个消息了）。而如果他直接不回答你，因为现在消息还在班级里传播（为了保证一致性，需要所有人都知道才可提供服务），这个时候就出现了系统的可用性问题。在这个例子中，后者就是zookeeper的处理方式，它保证CP（数据一致性）

BASE理论

CAP理论中，P是必然要被满足的，因为是分布式系统，不能把所有应用都放到一台服务器中，所以只能在AP（可用性）和CP（一致性）中寻找平衡，在这种情况下衍生出了BASE理论：即使无法做到强一致性，当分布式系统可以根据自己的业务特点，采用适当的方式来使系统达到最终一致性。

BASE理论：Basically Available基本可用、Soft state软状态、Eventually consistent最终一致性

  • 基本可用(Basically Available)：基本可用是指分布式系统在出现故障的时候，允许损失部分可用性，即保证核心可用。例如，电商大促时，为了应对访问量激增，部分用户可能会被引导到降级页面，服务层在该页面只提供降级服务。

  • 软状态(Soft State)： 软状态是指允许系统存在中间状态，而该中间状态不会影响系统整体可用性。分布式存储中一般一份数据至少会有多个副本，允许不同节点间副本同步的延时就是软状态的体现。

  • 最终一致性(Eventual Consistency)： 最终一致性是指系统中的所有数据副本经过一定时间后，最终能够达到一致的状态。弱一致性和强一致性相反，最终一致性是弱一致性的一种特殊情况。

概括就是：平时系统要求是基本可用，运行有可容忍的延迟状态，但是，经过一段时间的延迟后系统必须达成数据是一致的。

ACID是创痛数据库常用的设计理念，追求强一致性模型；BASE支持的是大型分布式系统，通过牺牲强一致性获得高可用。

ZAB协议

ZooKeeper在解决分布式数据一致性的问题时没有直接使用Paxos，而是专门定制了一致性协议ZAB（ZooKeeper Automic Broadcast）原子广播协议，ZAB能够很好的支持崩溃恢复。

ZAB中的三个角色

  1. Leader ：集群中唯一的写请求处理者 ，能够发起投票（投票也是为了进行写请求）

  2. Follower：能够接收客户端的请求，如果是读请求则可以自己处理，如果是写请求则要转发给 Leader 。在选举过程中会参与投票，有选举权和被选举权

  3. Observer ：就是没有选举权和被选举权的 Follower

在 ZAB协议中对 zkServer(即三个角色的总称) 还有两种模式的定义，分别是 消息广播 和 崩溃恢复 。

ZXID和myid

ZXID

ZooKeeper 采用全局递增的事务 id 来标识，所有 proposal(提议)在被提出的时候加上了ZooKeeper Transaction Id 。

ZXID是64位的Long类型，ZXID是保证事务的顺序一致性的关键。

ZXID中高32位表示纪元epoch，低32位表示事务标识xid。可以认为zxid越大说明存储数据越新，如下图所示：

img

  • epoch：每个leader都会具有不同的epoch值，表示一个纪元/朝代，用来标识 leader周期。每个新的选举开启时都会生成一个新的epoch，从1开始，每次选出新的Leader，epoch递增1，并会将该值更新到所有的zkServer的zxid的epoch。

  • xid：xid是一个依次递增的事务编号。数值越大说明数据越新，可以简单理解为递增的事务id。每次epoch变化，都将低32位的序号重置，这样保证了zxid的全局递增性。

myid

每个ZooKeeper服务器，都需要在数据文件夹下创建一个名为myid的文件，该文件包含整个ZooKeeper集群唯一的id（整数）

例如，某ZooKeeper集群包含三台服务器，hostname分别为zoo1、zoo2和zoo3，其myid分别为1、2和3，则在配置文件中其id与hostname必须一一对应，如下所示。在该配置文件中，server.后面的数据即为myid

 server.1=zoo1:2888:3888
 server.2=zoo2:2888:3888
 server.3=zoo3:2888:3888

历史队列

每一个follower节点都会有一个先进先出（FIFO)的队列用来存放收到的事务请求，保证执行事务的顺序。所以：

  • 可靠提交由ZAB的事务一致性协议保证

  • 全局有序由TCP协议保证

  • 因果有序由follower的历史队列(history queue)保证

消息广播模式

ZAB协议两种模式：消息广播模式和崩溃恢复模式。

img

说白了就是 ZAB 协议是如何处理写请求的，上面说只有 Leader 能处理写请求，但是Follower 和 Observer 也需要同步更新数据

处理写请求的流程

Leader 会将写请求 广播 出去，Leader 询问 Followers 是否同意更新，如果超过半数以上的同意那么就进行 Follower 和 Observer 的更新（和 Paxos 一样）。

消息广播机制是通过如下图流程保证事务的顺序一致性的：

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  1. leader从客户端收到一个写请求

  2. leader生成一个新的事务并为这个事务生成一个唯一的ZXID

  3. leader将这个事务发送给所有的follows节点，将带有 zxid 的消息作为一个提案(proposal)分发给所有 follower。

  4. follower节点将收到的事务请求加入到历史队列(history queue)中，当 follower 接收到 proposal，先将 proposal 写到硬盘，写硬盘成功后再向 leader 回一个 ACK

  5. 当leader收到大多数follower（超过一半）的ack消息，leader会向follower发送commit请求（leader自身也要提交这个事务）

  6. 当follower收到commit请求时，会判断该事务的ZXID是不是比历史队列中的任何事务的ZXID都小，如果是则提交事务，如果不是则等待比它更小的事务的commit(保证顺序性)

  7. Leader将处理结果返回给客户端

过半写成功策略

Leader节点接收到写请求后，这个Leader会将写请求广播给各个Server，各个Server会将该写请求加入历史队列，并向Leader发送ACK信息，当Leader收到一半以上的ACK消息后，说明该写操作可以执行。Leader会向各个server发送commit消息，各个server收到消息后执行commit操作。

  • Leader并不需要得到Observer的ACK，即Observer无投票权

  • Leader不需要得到所有Follower的ACK，只要收到过半的ACK即可，同时Leader本身对自己有一个ACK

  • Observer虽然无投票权，但仍须同步Leader的数据从而在处理读请求时可以返回尽可能新的数据

Follower/Observer也可以接受写请求，此时：

  • Follower/Observer接受写请求以后，不能直接处理，而需要将写请求转发给Leader处理

  • 除了多了一步请求转发，其它流程与直接写Leader无任何区别

  • Leader处理写请求是通过上面的消息广播模式，实质上最后所有的zkServer都要执行写操作，这样数据才会一致

而对于读请求，Leader/Follower/Observer都可直接处理读请求，从本地内存中读取数据并返回给客户端即可。由于处理读请求不需要各个服务器之间的交互，因此Follower/Observer越多，整体可处理的读请求量越大，也即读性能越好。

崩溃恢复模式

恢复模式大致可以分为四个阶段：选举、发现、同步、广播。

选举阶段（Leader election）：

  • 当leader崩溃后，集群进入选举阶段（选举Leader），开始选举出潜在的准 leader，然后进入下一个阶段。

发现阶段（Discovery）：

  • 用于在从节点中发现最新的ZXID和事务日志。

  • 准Leader接收所有Follower发来各自的最新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收到全新的epoch后，返回ACK给Leader，带上各自最大的ZXID和历史提议日志。

  • Leader选出最大的ZXID，并更新自身历史日志，此时Leader就用拥有了最新的提议历史。（注意：每次epoch变化时，ZXID的第32位从0开始计数）。

同步阶段（Synchronization）：

  • 主要是利用 leader 前一阶段获得的最新提议历史，同步给集群中所有的Follower。

  • 只有当超过半数Follower同步成功，这个准Leader才能成为正式的Leader。

  • 这之后，follower 只会接收 zxid 比自己的 lastZxid 大的提议。

广播阶段（Broadcast）：

  • 集群恢复到广播模式，开始接受客户端的写请求。

脑裂问题

脑裂问题：所谓的“脑裂”即“大脑分裂”，也就是本来一个“大脑”被拆分了两个或多个“大脑”。

通俗的说，就是当 cluster 里面有两个节点，它们都知道在这个 cluster 里需要选举出一个 master。那么当它们两之间的通信完全没有问题的时候，就会达成共识，选出其中一个作为 master。但是如果它们之间的通信出了问题，那么两个结点都会觉得现在没有 master，所以每个都把自己选举成 master，于是 cluster 里面就会有两个 master。

ZAB为解决脑裂问题，要求集群内的节点数量为2N+1, 当网络分裂后，始终有一个集群的节点数量过半数，而另一个集群节点数量小于N+1（即小于半数）, 因为选主需要过半数节点同意，所以任何情况下集群中都不可能出现大于一个leader的情况。

因此，有了过半机制，对于一个Zookeeper集群，要么没有Leader，要没只有1个Leader，这样就避免了脑裂问题。

Zookeeper选举机制

Leader 选举可以分为两个不同的阶段，第一个是 Leader 宕机需要重新选举，第二则是当 Zookeeper 启动时需要进行系统的 Leader 初始化选举。

zkserver的几种状态：

  • LOOKING 不确定Leader状态。该状态下的服务器认为当前集群中没有Leader，会发起Leader选举。

  • FOLLOWING 跟随者状态。表明当前服务器角色是Follower，并且它知道Leader是谁。

  • LEADING 领导者状态。表明当前服务器角色是Leader，它会维护与Follower间的心跳。

  • OBSERVING 观察者状态。表明当前服务器角色是Observer，与Folower唯一的不同在于不参与选举，也不参与集群写操作时的投票。

初始化Leader选举

假设我们集群中有3台机器，那也就意味着我们需要2台同意（超过半数）。这里假设服务器1~3的myid分别为1,2,3，初始化Leader选举过程如下：

  1. 服务器 1 启动，发起一次选举。它会首先 投票给自己 ，投票内容为(myid, ZXID)，因为初始化所以 ZXID 都为0，此时 server1 发出的投票为(1, 0)，即myid为1， ZXID为0。此时服务器 1 票数一票，不够半数以上，选举无法完成，服务器 1 状态保持为 LOOKING。

  2. 服务器 2 启动，再发起一次选举。服务器2首先也会将投票选给自己(2, 0)，并将投票信息广播出去（server1也会，只是它那时没有其他的服务器了），server1 在收到 server2 的投票信息后会将投票信息与自己的作比较。首先它会比较 ZXID ，ZXID 大的优先为 Leader，如果相同则比较 myid，myid 大的优先作为 Leader。所以，此时server1 发现 server2 更适合做 Leader，它就会将自己的投票信息更改为(2, 0)然后再广播出去，之后server2 收到之后发现和自己的一样无需做更改。此时，服务器1票数0票，服务器2票数2票，投票已经超过半数，确定 server2 为 Leader。服务器 1更改状态为 FOLLOWING，服务器 2 更改状态为 LEADING。

  3. 服务器 3 启动，发起一次选举。此时服务器 1，2已经不是 LOOKING 状态，它会直接以 FOLLOWING 的身份加入集群。

运行时Leader选举

运行时候如果Leader节点崩溃了会走崩溃恢复模式，新Leader选出前会暂停对外服务，大致可以分为四个阶段：选举、发现、同步、广播（见4.5节），此时Leader选举流程如下：

  1. Leader挂掉，剩下的两个 Follower 会将自己的状态 从 Following 变为 Looking 状态 ，每个Server会发出一个投票，第一次都是投自己，其中投票内容为(myid, ZXID)，注意这里的 zxid 可能不是0了

  2. 收集来自各个服务器的投票

  3. 处理投票，处理逻辑：优先比较ZXID，然后比较myid

  4. 统计投票，只要超过半数的机器接收到同样的投票信息，就可以确定leader

  5. 改变服务器状态Looking变为Following或Leading

  6. 然后依次进入发现、同步、广播阶段

举个例子来说明，假设集群有三台服务器，Leader (server2)挂掉了，只剩下server1和server3。 server1 给自己投票为(1,99)，然后广播给其他 server，server3 首先也会给自己投票(3,95)，然后也广播给其他 server。server1 和 server3 此时会收到彼此的投票信息，和一开始选举一样，他们也会比较自己的投票和收到的投票（zxid 大的优先，如果相同那么就 myid 大的优先）。这个时候 server1 收到了 server3 的投票发现没自己的合适故不变，server3 收到 server1 的投票结果后发现比自己的合适于是更改投票为(1,99)然后广播出去，最后 server1 收到了，发现自己的投票已经超过半数，就把自己设为 Leader，server3 也随之变为Follower。

ZooKeeper数据模型

znode及其类型

znode

ZooKeeper 数据模型（Data model）采用层次化的多叉树形结构，每个节点上都可以存储数据，这些数据可以是数字、字符串或者是二级制序列。并且，每个节点还可以拥有 N 个子节点，最上层是根节点以 / 来代表。

  • 每个数据节点在 ZooKeeper 中被称为 znode，它是 ZooKeeper 中数据的最小单元。并且，每个 znode 都一个唯一的路径标识。

  • 由于ZooKeeper 主要是用来协调服务的，而不是用来存储业务数据的，这种特性使得 Zookeeper 不能用于存放大量的数据，每个节点的存放数据上限为1M。

和文件系统一样，我们能够自由的增加、删除znode，在一个znode下增加、删除子znode，唯一的不同在于znode是可以存储数据的。

四种类型的znode

  1. 持久化目录节点 PERSISTENT：客户端与zookeeper断开连接后，该节点依旧存在。

  2. 持久化顺序编号目录节点 PERSISTENT_SEQUENTIAL：客户端与zookeeper断开连接后，该节点依旧存在，只是Zookeeper给该节点名称进行顺序编号。

  3. 临时目录节点 EPHEMERAL：客户端与zookeeper断开连接后，该节点被删除。

  4. 临时顺序编号目录节点 EPHEMERAL_SEQUENTIAL：客户端与zookeeper断开连接后，该节点被删除，只是Zookeeper给该节点名称进行顺序编号。

查看znode的信息

在zookeeper客户端使用get命令可以查看znode的内容和状态信息：

 [zk: 10.0.0.81:2181(CONNECTED) 0] ls /
 [mytest, cluster, controller, brokers, zookeeper, admin, isr_change_notification, log_dir_event_notification, controller_epoch, testNode, consumers, latest_producer_id_block, config]
 [zk: 10.0.0.81:2181(CONNECTED) 1] get /mytest
 test2 data2
 cZxid = 0x200000006      # create ZXID，即该数据节点被创建时的事务 id
 ctime = Wed Mar 01 17:06:20 CST 2023  #  create time，znode 被创建的毫秒数(从1970 年开始)
 mZxid = 0x200000008      # modified ZXID，znode 最后更新的事务 id
 mtime = Wed Mar 01 17:08:14 CST 2023  # modified time，znode 最后修改的毫秒数(从1970 年开始)
 pZxid = 0x200000006      # znode 最后更新子节点列表的事务 id，只有子节点列表变更才会更新 pZxid，子节点内容变更不会更新
 cversion = 0             # znode 子节点变化号，znode 子节点修改次数，子节点每次变化时值增加 1
 dataVersion = 1          # znode 数据变化号，节点创建时为 0，每更新一次节点内容(不管内容有无变化)该版本号的值增加 1
 aclVersion = 0           # znode 访问控制列表(ACL )版本号，表示该节点 ACL 信息变更次数
 ephemeralOwner = 0x0     # 如果是临时节点，这个是 znode 拥有者的 sessionid。如果不是临时节，则 ephemeralOwner=0
 dataLength = 11          # znode 的数据长度
 numChildren = 0          # znode 子节点数量

 

ZooKeeper监听通知机制

Session会话

session可以看作是ZooKeeper服务器与客户端之间的一个tcp长连接，客户端与服务端之间的任何交互操作都和session有关。

client端连接Server端默认的2181端口，也就是session会话。

ZooKeeper客户端通过tcp长连接连接到服务集群，会话session从第一次连接开始就已经建立，之后通过心跳检测机制来保持有效的会话状态。通过这个连接，客户端可以发送请求并接收响应，同时也可以接收到watch事件的通知。

当由于网络故障或客户端主动断开等原因，导致连接断开，此时只要在会话超时时间之内重新建立连接，则之前创建的会话依然有效。

watcher监听机制

wantcher监听机制是ZooKeeper的重要特性，基于ZooKeeper上创建的节点，可以对这些节点绑定监听事件（比如可以监听节点数据变更、节点删除、子节点状态变更等事件），通过这个事件机制，可以基于ZooKeeper实现分布式锁、集群管理等功能。它有点类似于订阅的方式，即客户端向服务端注册指定的watcher，当服务端符合了watcher的某些事件或要求则会向客户端发送事件通知，客户端收到通知后找到自己定义的watcher，然后执行响应的回调方法。

当客户端在ZooKeeper上某个节点绑定监听事件后，如果该事件被触发，ZooKeeper会通过回调函数的方式通知客户端，但是客户端只会收到一次通知。如果后续这个节点再次发生变化，那么之前设置watcher的客户端不会再次收到消息（watcher是一次性的操作），可以通过循环监听去达到永久监听效果。

ZooKeeper 的 Watcher 机制，总的来说可以分为三个过程：

  1. 客户端注册 Watcher，注册 watcher 有 3 种方式，getData、exists、getChildren

  2. 服务器处理 Watcher

  3. 服务端回调 Watcher 客户端

监听通知机制的流程

img

  1. 首先要有一个main()线程

  2. 在main线程中创建zkClient，这时就会创建两个线程，一个负责网络连接通信（connet），一个负责监听（listener）

  3. 通过connect线程将注册的监听事件发送给Zookeeper

  4. 在Zookeeper的注册监听器列表中将注册的监听事件添加到列表中

  5. Zookeeper监听到有数据或路径变化，就会将这个消息发送给listener线程

  6. listener线程内部调用了process()方法

 

ZooKeeper分布式锁

分布式锁是雅虎研究员设计Zookeeper的初衷。利用Zookeeper的临时顺序节点，可以轻松实现分布式锁。

获得锁

首先，在Zookeeper当中创建一个持久节点ParentLock。当第一个客户端想要获得锁时，需要在ParentLock这个节点下面创建一个临时顺序节点 Lock1：

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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：

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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：

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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：

img

这时候，如果又有一个客户端Client3前来获取锁，则在ParentLock下再创建一个临时顺序节点Lock3：

img

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。

释放锁

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：

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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：

img

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：

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同理，如果Client2也因为任务完成或者节点崩溃而删除了节点Lock2，那么Client3就会接到通知：

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最终，Client3成功得到了锁：

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ZooKeeper和Redis分布式锁的比较

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ZooKeeper和Redis实现的分布式锁都支持可重入（两者都可以在客户端实现可重入逻辑）

什么是 “可重入”：可重入就是说某个线程已经获得某个锁，可以再次获取锁而不会出现死锁

ZooKeeper的应用场景

数据发布/订阅

当某些数据由几个机器共享，且这些信息经常变化数据量还小的时候，这些数据就适合存储到ZK中

  • 数据存储：将数据存储到ZooKeeper上的一个数据节点

  • 数据获取：应用在启动初始化节点从ZooKeeper数据节点读取数据，并且在该节点上注册一个数据变更watcher

  • 数据变更：当变更数据时会更新ZooKeeper对应节点的数据，ZooKeeper会将数据变更通知发到各客户端，客户端接受到通知后重新读取变更后的数据即可

统一配置管理

本质上，统一配置管理和数据发布/订阅是一样的。分布式环境下，配置文件的同步可以由Zookeeper来实现：

  1. 将配置文件写入Zookeeper的一个ZNode

  2. 各个客户端服务监听这个ZNode

  3. 一旦ZNode发生改变，Zookeeper将通知各个客户端服务

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统一集群管理

可能我们会有这样的需求，我们需要了解整个集群中有多少机器在工作，我们想对集群中的每台机器的运行时状态进行数据采集，对集群中机器进行上下线操作等等。

例如，集群机器监控：这通常用于那种对集群中机器状态，机器在线率有较高要求的场景，能够快速对集群中机器变化作出响应。这样的场景中，往往有一个监控系统，实时检测集群机器是否存活。过去的做法通常是：监控系统通过某种手段（比如ping）定时检测每个机器，或者每个机器自己定时向监控系统汇报“我还活着”。 这种做法可行，但是存在两个比较明显的问题：

  1. 集群中机器有变动的时候，牵连修改的东西比较多。

  2. 有一定的延时。

利用ZooKeeper有两个特性，就可以实时另一种集群机器存活性监控系统：

  1. 客户端在某个节点上注册一个Watcher，那么如果该节点的子节点变化了，会通知该客户端。

  2. 创建EPHEMERAL类型的节点，一旦客户端和服务器的会话结束或过期，那么该节点就会消失。

如下图所示，监控系统在/manage节点上注册一个Watcher，如果/manage子节点列表有变动，监控系统就能够实时知道集群中机器的增减情况，至于后续处理就是监控系统的业务了。

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负载均衡

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负载均衡可以通过nginx在服务端进行配置，也可以通过ZooKeeper在客户端进行配置。

  1. 多个服务注册

  2. 客户端获取中间件地址集合

  3. 从集合中随机选一个服务执行任务

ZooKeeper负载均衡和Nginx负载均衡区别：

  • ZooKeeper不存在单点问题，zab机制保证单点故障可重新选举一个leader只负责服务的注册与发现，不负责转发，减少一次数据交换（消费方与服务方直接通信），需要自己实现相应的负载均衡算法。

  • Nginx存在单点问题，单点负载高数据量大,需要通过 KeepAlived + LVS 备机实现高可用。每次负载，都充当一次中间人转发角色，增加网络负载量（消费方与服务方间接通信），自带负载均衡算法。

命名服务

img

命名服务是指通过指定的名字来获取资源或者服务的地址，利用 zk 创建一个全局唯一的路径，这个路径就可以作为一个名字，指向集群中某个具体的服务器，提供的服务的地址，或者一个远程的对象等等。

注意：所有向 ZooKeeper 上注册的地址都是临时节点，这样就能够保证服务提供者和消费者能够自动感应资源的变化。

 

ZooKeeper的部署和操作

ZooKeeper单机部署

单机ZooKeeper的安装及配置

ZooKeeper需要java环境，需要安装jdk

 # 1.安装jdk8
 yum install -y java-1.8.0-openjdk
 ​
 # 2.准备ZooKeeper的安装包
 tar -zxf zookeeper-3.4.13.tar.gz -C /usr/local/
 ln -s /usr/local/zookeeper-3.4.13 /usr/local/zookeeper                         
 mkdir -pv /data/zookeeper/data/                                                # 创建一个存储ZooKeeper数据的data目录
 cp /usr/local/zookeeper/conf/zoo_sample.cfg /usr/local/zookeeper/conf/zoo.cfg  # 创建配置文件
 # 3.配置环境变量
 sed -i '$aPATH="/usr/local:$PATH"' /etc/profile 
 source /etc/profile
 ​
 # 4.修改ZooKeeper数据存储目录和端口号
 vim /usr/local/zookeeper/conf/zoo.cfg
 dataDir=/data/zookeeper/data/
 clientPort=2181
 ​
 # 5.启动ZooKeeper
 zkServer start       # 启动ZooKeeper
 zkServer.sh status   # 查看ZooKeeper状态，当前的单机运行模式
 ​
 # 6.查看进程及端口
 ps -ef |grep zookeeper
 ss -tnl | grep 2181

ZooKeeper的配置文件

vim /usr/local/zookeeper/conf/zoo.cfg

 tickTime=2000                # zookeeper时间配置的基本单位，follower和leader之间心跳检测间隔时间（单位毫秒，默认:2000）
 initLimit=10                 # 允许follower初始化连接到leader的最大时长，它表示tickTime时间倍数，即: initLimit*tickTime
                                    # 也就是: 集群中的follower服务器与leader服务器之间初始连接时能容忍的最多心跳数（tickTime的数量）
 syncLimit=5                  # 允许follower与leader数据同步最大时长，它表示tickTime时间倍数，即: initLimit*tickTime
                                    # 也就是: 集群中follower服务器跟leader服务器之间的请求和应答最多能容忍的心跳数(tickTime的数量)
                                    # 即: 表示5*2000，结果： 10000毫秒
 dataDir=../data              # zookeeper数据存储目录及日志保存目录（如果没有指明dataLogDir，则日志也保存在这个文件中）
                                    # 或者用下面方式，将数据和日志分开保存
                                          # dataDir=../data      # 数据目录
                                          # dataLogDir=../log    # 日志目录
 clientPort=2181              # 对客户端提供的端口号
 maxClientCnxns=60            # 单个客户端与zookeeper最大并发连接数
 autopurge.snapRetainCount=3  # 保存的数据快照数量，之外的将会被清除
 autopurge.purgeInterval=1    # 自动触发清除任务时间间隔，小时为单位，默认为0，表示不自动清除

ZooKeeper集群部署

基本集群环境

节点IPPortOS
node01 10.0.0.80 2181 CentOS7.9
node02 10.0.0.81 2181 CentOS7.9
node03 10.0.0.82 2181 CentOS7.9

部署ZooKeeper集群

在每台节点上（node01、node02、node03）操作：

 # 1.安装jdk8
 yum install -y java-1.8.0-openjdk
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 # 2.准备ZooKeeper的安装包
 tar -zxf zookeeper-3.4.13.tar.gz -C /usr/local/
 ln -s /usr/local/zookeeper-3.4.13 /usr/local/zookeeper                         
 mkdir -pv /data/zookeeper/data/                                                # 创建一个存储ZooKeeper数据的data目录
 cp /usr/local/zookeeper/conf/zoo_sample.cfg /usr/local/zookeeper/conf/zoo.cfg  # 创建配置文件
 # 3.配置环境变量
 sed -i '$aPATH="/usr/local:$PATH"' /etc/profile 
 source /etc/profile
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 # 4.修改ZooKeeper数据存储目录和端口号,并配置集群信息
 vim /usr/local/zookeeper/conf/zoo.cfg
 dataDir=/data/zookeeper/data/
 clientPort=2181
 server.1=10.0.0.80:2888:3888  # server的格式：server是固定格式，server.1中的1表示集群中各个zk的编号，这里的1、2、3分别表示各个节点
 server.2=10.0.0.81:2888:3888  #    这个编号需要在数据存储目录添加一个名为myid的文件，文件中的内容即为对应节点的编号
 server.3=10.0.0.82:2888:3888  # 端口：
                               #    2888：表示follower跟leader的通信端口，简称服务内部通信的端口，默认为2888
                               #    3888：表示选举端口，默认为3888
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 # 5.创建myid文件
 echo 1 > /data/zookeeper/data/myid    # 注意：这里的文件名是固定的叫myid
                                       # 每个节点操作的时候，要传入自己的编号，编号跟上面的配置文件中的对应
                                       
 # 6.启动ZooKeeper
 zkServer start       # 启动ZooKeeper
 zkServer.sh status   # 查看ZooKeeper状态，Follower、Leader、Observer

ZooKeeper的数据持久化

  • zk的数据是运行在内存中，zk提供了两种持久化机制：事务日志、数据快照

事务日志

zk把执行的命令以日志形式保存在dataLogDir指定的路径中的文件中(如果没有指定dataLogDir,则按dataDir指定的路径)

数据快照

zk会在一定的时间间隔内做一次内存数据的快照，把该时刻的内存数据保存在快照文件中。

zk通过两种形式的持久化，在恢复时先恢复快照文件中的数据到内存中，再用日志文件中的数据做增量恢复，这样的恢复速度更快。

ZooKeeper命令行操作

系统服务相关

 zkServer.sh start       # 启动服务
 zkServer.sh status      # 查看服务状态
 zkServer.sh restart     # 重启服务
 zkServer.sh stop        # 停止服务

登录连接zk操作

 # 客户端连接zk
 zkCli.sh                             # 如果什么都不指定，则默认连接本机的2181端口
 zkCli.sh -server 10.0.0.81:2181      # 指定IP和端口，可以连接集群中任何一个节点
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 # 查看节点
 ls /        # 查看 / 下有哪些节点
 get /       # 查看 / 节点的数据
 get /mytest # /mytest 节点中的数据 
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 # 创建节点
 create /mytest "this is my test"     # 在/下创建一个子节点/mytest，该节点的数据为 "this is my test"(默认创建的节点都是持久的)
 get /mytest                          # 查看/mytest中的数据
 set /mytest "test2"                  # 修改/mytest的数据
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 # 创建子节点
 create /mytest/hahaha "my children"  # 在/mytest节点下创建了子节点/mytest/hahaha，并存入数据
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 # 持久节点和临时节点：默认创建的都是持久节点，-e表示临时节点
 # 带序号和不带序号节点：-s表示带序号
 create -s /mytest2 "hello"           # 创建一个带序号的持久节点/mytest2，并给定数据
 create -e /mytest3 "xxx"             # 创建一个临时节点/mytest3，并给定数据
 create -s -e /mytest4 "hhh"          # 创建一个带序号的临时节点/mytest4，并给定数据 
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 # 查看节点的状态
 stat /mytest 
 ​
 # 删除节点
 rmr /mytest      # 删除节点，包括下面的子节点，能递归删除
 delete /mytest2  # 删除节点，delete不能递归删除，只能一级一级的删除

watch监听节点

创建一个节点，让多个客户端同时监听该节点的数据变化（监听数据是否发生改变）

 # 1.创建一个永久节点
 create /mytestNode "hellohello"
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 # 2.获取该节点数据并监听该节点
 get /mytestNode watch     # 可以多个客户端同时监听该节点
 # 注意：每次监听只能触发一次，监听一次后，在发生变化就不监听了，要想下次监听，就需要再执行一次带watch的命令
 # 当另一个客户端修改了该节点的值后，当前这个客户端就会监听到
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 # 3.另起一个客户端，修改这个节点的值
 set /mytestNode "hahaha"  # 修改该节点的数据
 ​
 # 4.此时之前的监听的客户端就会收到提示，监听到了有人修改了数据
 
posted @ 2023-03-17 23:29  Praywu  阅读(337)  评论(0)  编辑  收藏  举报