图解zookeeper FastLeader选举算法
zookeeper当配置为群集模式，在启动或异常情况将被选举为的例子Leader。默认选择算法FastLeaderElection。
不知道zookeeper够考虑这样一个问题：某个服务能够配置为多个实例共同构成一个集群对外提供服务。其每个实例本地都存有冗余数据，每个实例都能够直接对外提供读写服务。在这个集群中为了保证数据的一致性，须要有一个Leader来协调一些事务。那么问题来了：怎样确定哪一个实例是Leader呢？
问题的难点在于：
- 没有一个仲裁者来选定Leader
- 每个实例本地可能已经存在数据，不确定哪个实例上的数据是最新的
分布式选举算法正是用来解决问题的。
本文基于zookeeper 3.4.6 的源代码进行分析。FastLeaderElection算法的源代码所有位于FastLeaderElection.java文件里，其对外接口为FastLeaderElection.lookForLeader，该接口是一个同步接口，直到选举结束才会返回。相同因为网上已有类似文章，所以我就从图示的角度来阐述。阅读一些其它文章有利于获得初步印象：
主要流程
阅读代码和以上推荐文章能够把整个流程梳理清楚。
实现上，包含了一个消息处理主循环，也是选举的主要逻辑。以及一个消息发送队列处理线程和消息解码线程。主要流程可概括为下图：
推荐对比着推荐的文章及代码理解。不赘述。
我们从感性上来理解这个算法。
每个节点，相当于一个选民，他们都有自己的推荐人，最開始他们都推荐自己。
谁更适合成为Leader有一个简单的规则，比如sid够大（配置）、持有的数据够新(zxid够大)。
每个选民都告诉其它选民自己眼下的推荐人是谁。类似于出去搞宣传拉拢其它选民。每个选民发现有比自己更适合的人时就转而推荐这个更适合的人。最后。大部分人意见一致时，就能够结束选举。
就这么简单。
整体上有一种不断演化逼近结果的感觉。
当然。会有些特殊情况的处理。
比如总共3个选民，1和2已经确定3是Leader，但3还不知情，此时就走入LEADING/FOLLOWING的分支，选民3仅仅是接收结果。
代码中不是全部逻辑都在这个大流程中完毕的。
在接收消息线程中。还可能单独地回应某个节点(WorkerReceiver.run)：
从这里能够看出。当某个节点已经确定选举结果不再处于LOOKING状态时。其收到LOOKING消息时都会直接回应选举的终于结果。结合上面那个例如。相当于某次选举结束了，这个时候来了选民4又发起一次新的选举，那么其它选民就直接告诉它当前的Leader情况。相当于，在这个集群主从已经就绪的情况下，又开启了一个实例，这个实例就会直接使用当前的选举结果。
状态转换
每一个节点上有一些重要的作用结构：
- 当前推荐人。初始推荐自己。每次收到其它更好的推荐人时就更新
- 其它人的投票集合。用于确定何时选举结束
每次推荐人更新时就会进行广播，正是这个不断地广播驱动整个算法趋向于结果。
如果有3个节点A/B/C，其都还没有数据，依照sid关系为C>B>A，那么依照规则。C更可能成为Leader，其各个节点的状态转换为：
图中。v(A)表示当前推荐人为A。r[]表示收到的投票集合。
能够看看当其它节点已经确定投票结果时，即不再是LOOKING时的状态：
代码中有一个特殊的投票集合outofelection，我理解为选举已结束的那些投票，这些投票仅用于表征选举结果。
当一个新启动的节点增加集群时。它对集群内其它节点发出投票请求。而其它节点已不处于LOOKING状态，此时其它节点回应选举结果。该节点收集这些结果到outofelection中，终于在收到合法LEADER消息且这些选票也构成选举结束条件时，该节点就结束自己的选举行为。注意到代码中会logicalclock = n.electionEpoch;更新选举轮数
完
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