分布式专题｜面试官常问的zookeeper选举、消息广播、崩溃恢

2020-11-08 本文已影响0人 AI码师

zookeeper选举过程

我们先介绍几个主要的参数：

zxid：当前节点最新的事务ID，ID值越大，则说明数据越新
serverId：对应每个节点的myid，myid越大在选举过程中的权重就越大。
epoch：代表选举的次数，ZXID高位的编号和其值相等
选举状态：
- LOOKING，竞选状态。
- FOLLOWING，随从状态，同步leader状态，参与投票。
- OBSERVING，观察状态,同步leader状态，不参与投票。
- LEADING，领导者状态。

有了上面的基本概念之后，我们现在来开始说选举的过程吧：
选举的过程发生在以下两个场景下：

每个节点先给自己投票，加入现在有两台机器上线，分别为A(myid:1,zxid:0),B(myid:2,zxid:0),那么这两个节点在投票给自己之后，会将投票结果发到集群，如：A服务器发出的投票则为(myid:1,zxid:0),B为（myid:2,zxid:0）;
每个节点接收到来自集群中其他节点的投票，首先判断该投票的有效性(判断epoch参数是否低于当前节点的epoch)
处理投票：
- 先检查ZXID，ZXID较大的服务器优先作为leader
- 如果zxid相同，则检查myid，myid较大的作为leader
统计投票
每次投票后，服务器都会统计投票信息，判断是否已经有过半机器接受到相同的投票信息，对于A、B而言，都统计出集群中已经有两台机器接受了(myid:2,zxid:0)的投票信息，此时便认为已经选出了Leader；
改变选举状态
在选举开始前，会将每个节点的状态修改为Looking状态，选举完毕后，如果当选为leader，则节点状态为LEADING,follow节点为FOLLOWING状态，OBSERVE为OBSERVING状态，当服务器为LOOKING状态时，整个集群停止对外提供服务。

变更followering状态为 LOOKING状态，OBSERVING不参与投票，不需要变更；
每个follower节点发起投票，这一步也都是投自己；
每个follow接受集群中的其他节点的投票，然后处理投票，处理投票的规则和初始状态过程处理规则一样，先比较zxid,如果zxid一致，则比较myid，大者胜出，成为每个节点最终投票的节点；
统计投票，选出投票数最多的节点作为leader；
变更节点状态；

Leader收到消息后，或者是follow收到写消息，转发给Leader后，将会赋予消息一个全局64位自增zxid；
leader位每个follow节点准备一个FIFO队列，并将消息作为一个提案并带上zxid发送给follow节点‘
当follow节点收到leader发过来的提案之后，会先把消息写到磁盘中，然后给leader回复一个ack消息，代表我已经收到了消息，并保存了下来；
当leader收到过半数的ack之后(这个和二段提交有点不同，二段提交要求收到所有的ack)，就会像所有的follow发送commit消息，并本地执行该消息，并提交
follow节点收到commit消息后，会比较commit携带的zxid是否是历史队列中最小的，如果是则执行，否则一致等待，从而保证了顺序执行。

崩溃恢复需要处理的两个主要问题，这在网上也有很多文章说过，但是说的都不是很全面，我在这里用自己的理解和大家说一遍，如果说的不对的欢迎指正：

假设有这种场景，如果在leader发出了commit之后，各个follow收到commit之前，leader挂掉了，导致follow并没有执行已经提交的提案。这个时候，这个消息是不能丢失的；

解决方案
leader失效后，重新选举出来的leader肯定具备最大的zxid（不考虑这个zxid有没有被提交），只要zxid最大，那么就会被选为leader（myid也得考虑，这里不是重点），zxid最大说明这个节点肯定包括了所有的最新的提案，当这个节点当选为leader之后，新的leader会检查自身有没有未被提交的提案，如果有的，则会向集群中发送请求，询问其他follow节点是否存在其提案，如果超过半数回复ok,则执行提交操作，之后进行数据同步操作，这样就保证了已经被提交的提案不会被丢失。

假设有这种场景，如果在leader生成提案后，广播之前，leader崩溃了，这个时候的提案是应该被丢弃了，这个ZAB协议时如何解决的呢？