領導者（leader），負責進行投票的發起和決議，更新系統狀態。

學習者（learner），包括跟隨者（follower）和觀察者（observer），follower用於接受客戶端請求並想客戶端返回結果，在選主過程中參與投票Observer可以接受客戶端連接，將寫請求轉發給leader，但observer不參加投票過程，只同步leader的狀態，observer的目的是為了擴展系統，提高讀取速度。

客戶端（client），請求發起方。


? Zookeeper的核心是原子廣播，這個機制保證了各個Server之間的同步。實現這個機制的協議叫做Zab協議。Zab協議有兩種模式，它們分別是恢復模式（選主）和廣播模式（同步）。當服務啟動或者在領導者崩潰後，Zab就進入了恢復模式，當領導者被選舉出來，且大多數Server完成了和leader的狀態同步以後，恢復模式就結束了。狀態同步保證了leader和Server具有相同的系統狀態。

? 為了保證事務的順序一致性，zookeeper采用了遞增的事務id號（zxid）來標識事務。所有的提議（proposal）都在被提出的時候加上了zxid。實現中zxid是一個64位的數字，它高32位是epoch用來標識leader關系是否改變，每次一個leader被選出來，它都會有一個新的epoch，標識當前屬於那個leader的統治時期。低32位用於遞增計數。

? 每個Server在工作過程中有三種狀態：

LOOKING：當前Server不知道leader是誰，正在搜尋。

LEADING：當前Server即為選舉出來的leader。

FOLLOWING：leader已經選舉出來，當前Server與之同步。

其他文檔：http://www.cnblogs.com/lpshou/archive/2013/06/14/3136738.html

2、Zookeeper 的讀寫機制

Zookeeper是一個由多個server組成的集群

一個leader，多個follower

每個server保存一份數據副本

全局數據一致

分布式讀寫

更新請求轉發，由leader實施

3、Zookeeper 的保證　

更新請求順序進行，來自同一個client的更新請求按其發送順序依次執行。

數據更新原子性，一次數據更新要麽成功，要麽失敗。

全局唯一數據視圖，client無論連接到哪個server，數據視圖都是一致的。

實時性，在一定事件範圍內，client能讀到最新數據。

4、Zookeeper節點數據操作流程

註：1.在Client向Follwer發出一個寫的請求

2.Follwer把請求發送給Leader

3.Leader接收到以後開始發起投票並通知Follwer進行投票

4.Follwer把投票結果發送給Leader

5.Leader將結果匯總後如果需要寫入，則開始寫入同時把寫入操作通知給Leader，然後commit;

6.Follwer把請求結果返回給Client

? Follower主要有四個功能：

? 1. 向Leader發送請求（PING消息、REQUEST消息、ACK消息、REVALIDATE消息）；

? 2 .接收Leader消息並進行處理；

? 3 .接收Client的請求，如果為寫請求，發送給Leader進行投票；

? 4 .返回Client結果。

? Follower的消息循環處理如下幾種來自Leader的消息：

? 1 .PING消息： 心跳消息；

? 2 .PROPOSAL消息：Leader發起的提案，要求Follower投票；

? 3 .COMMIT消息：服務器端最新一次提案的信息；

? 4 .UPTODATE消息：表明同步完成；

? 5 .REVALIDATE消息：根據Leader的REVALIDATE結果，關閉待revalidate的session還是允許其接受消息；

? 6 .SYNC消息：返回SYNC結果到客戶端，這個消息最初由客戶端發起，用來強制得到最新的更新。

5、Zookeeper leader 選舉　

? 半數通過

– 3臺機器 掛一臺 2>3/2

– 4臺機器 掛2臺 2！>4/2

? A提案說，我要選自己，B你同意嗎？C你同意嗎？B說，我同意選A；C說，我同意選A。(註意，這裏超過半數了，其實在現實世界選舉已經成功了。但是計算機世界是很嚴格，另外要理解算法，要繼續模擬下去。)

? 接著B提案說，我要選自己，A你同意嗎；A說，我已經超半數同意當選，你的提案無效；C說，A已經超半數同意當選，B提案無效。

? 接著C提案說，我要選自己，A你同意嗎；A說，我已經超半數同意當選，你的提案無效；B說，A已經超半數同意當選，C的提案無效。

? 選舉已經產生了Leader，後面的都是follower，只能服從Leader的命令。而且這裏還有個小細節，就是其實誰先啟動誰當頭。


6、zxid

? znode節點的狀態信息中包含czxid, 那麽什麽是zxid呢?

? ZooKeeper狀態的每一次改變, 都對應著一個遞增的Transaction id, 該id稱為zxid. 由於zxid的遞增性質, 如果zxid1小於zxid2, 那麽zxid1肯定先於zxid2發生.

創建任意節點, 或者更新任意節點的數據, 或者刪除任意節點, 都會導致Zookeeper狀態發生改變, 從而導致zxid的值增加.

7、Zookeeper工作原理

Zookeeper的核心是原子廣播，這個機制保證了各個server之間的同步。實現這個機制的協議叫做Zab協議。Zab協議有兩種模式，它們分別是恢復模式和廣播模式。

當服務啟動或者在領導者崩潰後，Zab就進入了恢復模式，當領導者被選舉出來，且大多數server的完成了和leader的狀態同步以後，恢復模式就結束了。

狀態同步保證了leader和server具有相同的系統狀態，一旦leader已經和多數的follower進行了狀態同步後，他就可以開始廣播消息了，即進入廣播狀態。這時候當一個server加入zookeeper服務中，它會在恢復模式下啟動，

發現leader，並和leader進行狀態同步。待到同步結束，它也參與消息廣播。Zookeeper服務一直維持在Broadcast狀態，直到leader崩潰了或者leader失去了大部分的followers支持。

廣播模式需要保證proposal被按順序處理，因此zk采用了遞增的事務id號(zxid)來保證。所有的提議(proposal)都在被提出的時候加上zxid。

實現中zxid是一個64為的數字，它高32位是epoch用來標識leader關系是否改變，每次一個leader被選出來，它都會有一個新的epoch。低32位是個遞增計數。

當leader崩潰或者leader失去大多數的follower，這時候zk進入恢復模式，恢復模式需要重新選舉出一個新的leader，讓所有的server都恢復到一個正確的狀態。

每個Server啟動以後都詢問其它的Server它要投票給誰。

對於其他server的詢問，server每次根據自己的狀態都回復自己推薦的leader的id和上一次處理事務的zxid（系統啟動時每個server都會推薦自己）

收到所有Server回復以後，就計算出zxid最大的哪個Server，並將這個Server相關信息設置成下一次要投票的Server。

計算這過程中獲得票數最多的的sever為獲勝者，如果獲勝者的票數超過半數，則改server被選為leader。否則，繼續這個過程，直到leader被選舉出來。

leader就會開始等待server連接。

Follower連接leader，將最大的zxid發送給leader。

Leader根據follower的zxid確定同步點。

完成同步後通知follower 已經成為uptodate狀態。

Follower收到uptodate消息後，又可以重新接受client的請求進行服務了。

8、數據一致性與paxos 算法

? 據說Paxos算法的難理解與算法的知名度一樣令人敬仰，所以我們先看如何保持數據的一致性，這裏有個原則就是：

? 在一個分布式數據庫系統中，如果各節點的初始狀態一致，每個節點都執行相同的操作序列，那麽他們最後能得到一個一致的狀態。

? Paxos算法解決的什麽問題呢，解決的就是保證每個節點執行相同的操作序列。好吧，這還不簡單，master維護一個全局寫隊列，所有寫操作都必須 放入這個隊列編號，那麽無論我們寫多少個節點，只要寫操作是按編號來的，就能保證一致性。沒錯，就是這樣，可是如果master掛了呢。

? Paxos算法通過投票來對寫操作進行全局編號，同一時刻，只有一個寫操作被批準，同時並發的寫操作要去爭取選票，只有獲得過半數選票的寫操作才會被 批準（所以永遠只會有一個寫操作得到批準），其他的寫操作競爭失敗只好再發起一輪投票，就這樣，在日復一日年復一年的投票中，所有寫操作都被嚴格編號排 序。編號嚴格遞增，當一個節點接受了一個編號為100的寫操作，之後又接受到編號為99的寫操作（因為網絡延遲等很多不可預見原因），它馬上能意識到自己 數據不一致了，自動停止對外服務並重啟同步過程。任何一個節點掛掉都不會影響整個集群的數據一致性（總2n+1臺，除非掛掉大於n臺）。

總結

Zookeeper 作為 Hadoop 項目中的一個子項目，是 Hadoop 集群管理的一個必不可少的模塊，它主要用來控制集群中的數據，如它管理 Hadoop 集群中的 NameNode，還有 Hbase 中 Master Election、Server 之間狀態同步等。

關於Paxos算法可以查看文章 Zookeeper全解析——Paxos作為靈魂

9、Observer　

? Zookeeper需保證高可用和強一致性；

? 為了支持更多的客戶端，需要增加更多Server；

? Server增多，投票階段延遲增大，影響性能；

? 權衡伸縮性和高吞吐率，引入Observer

? Observer不參與投票；

? Observers接受客戶端的連接，並將寫請求轉發給leader節點；

? 加入更多Observer節點，提高伸縮性，同時不影響吞吐率

10、 為什麽zookeeper集群的數目，一般為奇數個？

?Leader選舉算法采用了Paxos協議；

?Paxos核心思想：當多數Server寫成功，則任務數據寫成功如果有3個Server，則兩個寫成功即可；如果有4或5個Server，則三個寫成功即可。

?Server數目一般為奇數（3、5、7）如果有3個Server，則最多允許1個Server掛掉；如果有4個Server，則同樣最多允許1個Server掛掉由此，

我們看出3臺服務器和4臺服務器的的容災能力是一樣的，所以為了節省服務器資源，一般我們采用奇數個數，作為服務器部署個數。

11、Zookeeper 的數據模型　

層次化的目錄結構，命名符合常規文件系統規範。

每個節點在zookeeper中叫做znode,並且其有一個唯一的路徑標識。

節點Znode可以包含數據和子節點，但是EPHEMERAL類型的節點不能有子節點。

Znode中的數據可以有多個版本，比如某一個路徑下存有多個數據版本，那麽查詢這個路徑下的數據就需要帶上版本。

客戶端應用可以在節點上設置監視器。

節點不支持部分讀寫，而是一次性完整讀寫。

12、Zookeeper 的節點

Znode有兩種類型，短暫的（ephemeral）和持久的（persistent）

Znode的類型在創建時確定並且之後不能再修改

短暫znode的客戶端會話結束時，zookeeper會將該短暫znode刪除，短暫znode不可以有子節點

持久znode不依賴於客戶端會話，只有當客戶端明確要刪除該持久znode時才會被刪除

Znode有四種形式的目錄節點

PERSISTENT（持久的）

EPHEMERAL(暫時的)

PERSISTENT_SEQUENTIAL（持久化順序編號目錄節點）

EPHEMERAL_SEQUENTIAL（暫時化順序編號目錄節點）

幾句話了解Zookeeper工作原理