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之前的文章Zookeeper基礎(chǔ)原理&應(yīng)用場(chǎng)景詳解中將Zookeeper的基本原理及其應(yīng)用場(chǎng)景做了一個(gè)詳細(xì)的介紹，雖然介紹了其底層的存儲(chǔ)原理、如何使用Zookeeper來(lái)實(shí)現(xiàn)分布式鎖。但是我認(rèn)為這樣也僅僅只是了解了Zookeeper的一點(diǎn)皮毛而已。所以這篇文章就給大家詳細(xì)聊聊Zookeeper的核心底層原理。不太熟悉Zookeeper的可以回過(guò)頭去看看。

ZNode

這個(gè)應(yīng)該算是Zookeeper中的基礎(chǔ)，數(shù)據(jù)存儲(chǔ)的最小單元。在Zookeeper中，類似文件系統(tǒng)的存儲(chǔ)結(jié)構(gòu)，被Zookeeper抽象成了樹(shù)，樹(shù)中的每一個(gè)節(jié)點(diǎn)(Node)被叫做ZNode。ZNode中維護(hù)了一個(gè)數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，用于記錄ZNode中數(shù)據(jù)更改的版本號(hào)以及ACL(Access Control List)的變更。

有了這些數(shù)據(jù)的版本號(hào)以及其更新的Timestamp，Zookeeper就可以驗(yàn)證客戶端請(qǐng)求的緩存是否合法，并協(xié)調(diào)更新。

而且，當(dāng)Zookeeper的客戶端執(zhí)行更新或者刪除操作時(shí)，都必須要帶上要修改的對(duì)應(yīng)數(shù)據(jù)的版本號(hào)。如果Zookeeper檢測(cè)到對(duì)應(yīng)的版本號(hào)不存在，則不會(huì)執(zhí)行這次更新。如果合法，在ZNode中數(shù)據(jù)更新之后，其對(duì)應(yīng)的版本號(hào)也會(huì)一起更新。

• 這套版本號(hào)的邏輯，其實(shí)很多框架都在用，例如RocketMQ中，Broker向NameServer注冊(cè)的時(shí)候，也會(huì)帶上這樣一個(gè)版本號(hào)，叫DateVersion。

接下來(lái)我們來(lái)詳細(xì)看一下這個(gè)維護(hù)版本號(hào)相關(guān)數(shù)據(jù)的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，它叫Stat Structure，其字段有：

舉個(gè)例子，通過(guò)stat命令，我們可以查看某個(gè)ZNode中Stat Structure具體的值。

關(guān)于這里的epoch、zxid是Zookeeper集群相關(guān)的東西，后面會(huì)詳細(xì)的對(duì)其進(jìn)行介紹。

ACL

ACL(Access Control List)用于控制ZNode的相關(guān)權(quán)限，其權(quán)限控制和Linux中的類似。Linux中權(quán)限種類分為了三種，分別是讀、寫(xiě)、執(zhí)行，分別對(duì)應(yīng)的字母是r、w、x。其權(quán)限粒度也分為三種，分別是擁有者權(quán)限、群組權(quán)限、其他組權(quán)限，舉個(gè)例子：

drwxr-xr-x  3 USERNAME  GROUP  1.0K  3 15 18:19 dir_name 

什么叫粒度?粒度是對(duì)權(quán)限所作用的對(duì)象的分類，把上面三種粒度換個(gè)說(shuō)法描述就是**對(duì)用戶(Owner)、用戶所屬的組(Group)、其他組(Other)**的權(quán)限劃分，這應(yīng)該算是一種權(quán)限控制的標(biāo)準(zhǔn)了，典型的三段式。

Zookeeper中雖然也是三段式，但是兩者對(duì)粒度的劃分存在區(qū)別。Zookeeper中的三段式為Scheme、ID、Permissions，含義分別為權(quán)限機(jī)制、允許訪問(wèn)的用戶和具體的權(quán)限。

Scheme代表了一種權(quán)限模式，有以下5種類型：

• world 在此中Scheme下，ID只能是anyone，代表所有人都可以訪問(wèn)
• auth 代表已經(jīng)通過(guò)了認(rèn)證的用戶
• digest 使用用戶名+密碼來(lái)做校驗(yàn)。
• ip 只允許某些特定的IP訪問(wèn)ZNode
• X509 通過(guò)客戶端的證書(shū)進(jìn)行認(rèn)證

同時(shí)權(quán)限種類也有五種：

• CREATE 創(chuàng)建節(jié)點(diǎn)
• READ 獲取節(jié)點(diǎn)或列出其子節(jié)點(diǎn)
• WRITE 能設(shè)置節(jié)點(diǎn)的數(shù)據(jù)
• DELETE 能夠刪除子節(jié)點(diǎn)
• ADMIN 能夠設(shè)置權(quán)限

同Linux中一樣，這個(gè)權(quán)限也有縮寫(xiě)，舉個(gè)例子：

getAcl方法用戶查看對(duì)應(yīng)的ZNode的權(quán)限，如圖，我們可以輸出的結(jié)果呈三段式。分別是：

• scheme 使用了world
• id 值為anyone，代表所有用戶都有權(quán)限
• permissions 其具體的權(quán)限為cdrwa，分別是CREATE、DELETE、READ、WRITE和ADMIN的縮寫(xiě)

Session機(jī)制

了解了Zookeeper的Version機(jī)制，我們可以繼續(xù)探索Zookeeper的Session機(jī)制了。

我們知道，Zookeeper中有4種類型的節(jié)點(diǎn)，分別是持久節(jié)點(diǎn)、持久順序節(jié)點(diǎn)、臨時(shí)節(jié)點(diǎn)和臨時(shí)順序節(jié)點(diǎn)。

在之前的文章我們聊到過(guò)，客戶端如果創(chuàng)建了臨時(shí)節(jié)點(diǎn)，并在之后斷開(kāi)了連接，那么所有的臨時(shí)節(jié)點(diǎn)就都會(huì)被刪除。實(shí)際上斷開(kāi)連接的說(shuō)話不是很精確，應(yīng)該是說(shuō)客戶端建立連接時(shí)的Session過(guò)期之后，其創(chuàng)建的所有臨時(shí)節(jié)點(diǎn)就會(huì)被全部刪除。

那么Zookeeper是怎么知道哪些臨時(shí)節(jié)點(diǎn)是由當(dāng)前客戶端創(chuàng)建的呢?

• 答案是Stat Structure中的**ephemeralOwner(臨時(shí)節(jié)點(diǎn)的Owner)**字段

上面說(shuō)過(guò)，如果當(dāng)前是臨時(shí)順序節(jié)點(diǎn)，那么ephemeralOwner則存儲(chǔ)了創(chuàng)建該節(jié)點(diǎn)的Owner的SessionID，有了SessionID，自然就能和對(duì)應(yīng)的客戶端匹配上，當(dāng)Session失效之后，才能將該客戶端創(chuàng)建的所有臨時(shí)節(jié)點(diǎn)全部刪除。

對(duì)應(yīng)的服務(wù)在創(chuàng)建連接的時(shí)候，必須要提供一個(gè)帶有所有服務(wù)器、端口的字符串，單個(gè)之間逗號(hào)相隔，舉個(gè)例子。

• 127.0.0.1:3000:2181,127.0.0.1:2888,127.0.0.1:3888

Zookeeper的客戶端收到這個(gè)字符串之后，會(huì)從中隨機(jī)選一個(gè)服務(wù)、端口來(lái)建立連接。如果連接在之后斷開(kāi)，客戶端會(huì)從字符串中選擇下一個(gè)服務(wù)器，繼續(xù)嘗試連接，直到連接成功。

除了這種最基本的IP+端口，在Zookeeper的3.2.0之后的版本中還支持連接串中帶上路徑，舉個(gè)例子。

• 127.0.0.1:3000:2181,127.0.0.1:2888,127.0.0.1:3888/app/a

這樣一來(lái)，/app/a就會(huì)被當(dāng)成當(dāng)前服務(wù)的根目錄，在其下創(chuàng)建的所有的節(jié)點(diǎn)路經(jīng)都會(huì)帶上前綴/app/a。舉個(gè)例子，我創(chuàng)建了一個(gè)節(jié)點(diǎn)/node_name，那其完整的路徑就會(huì)為/app/a/node_name。這個(gè)特性特別適用于多租戶的環(huán)境，對(duì)于每個(gè)租戶來(lái)說(shuō)，都認(rèn)為自己是最頂層的根目錄/。

當(dāng)Zookeeper的客戶端和服務(wù)器都建立了連接之后，客戶端會(huì)拿到一個(gè)64位的SessionID和密碼。這個(gè)密碼是干什么用的呢?我們知道Zookeeper可以部署多個(gè)實(shí)例，如果客戶端斷開(kāi)了連接又和另外的Zookeeper服務(wù)器建立了連接，那么在建立連接使就會(huì)帶上這個(gè)密碼。該密碼是Zookeeper的一種安全措施，所有的Zookeeper節(jié)點(diǎn)都可以對(duì)其進(jìn)行驗(yàn)證。這樣一來(lái)，即使連接到了其他Zookeeper節(jié)點(diǎn)，Session同樣有效。

Session過(guò)期有兩種情況，分別是：

• 過(guò)了指定的失效時(shí)間
• 指定時(shí)間內(nèi)客戶端沒(méi)有發(fā)送心跳

對(duì)于第一種情況，過(guò)期時(shí)間會(huì)在Zookeeper客戶端建立連接的時(shí)候傳給服務(wù)器，這個(gè)過(guò)期時(shí)間的范圍目前只能在2倍tickTime和20倍tickTime之間。

ticktime是Zookeeper服務(wù)器的配置項(xiàng)，用于指定客戶端向服務(wù)器發(fā)送心跳的間隔，其默認(rèn)值為tickTime=2000，單位為毫秒

而這套Session的過(guò)期邏輯由Zookeeper的服務(wù)器維護(hù)，一旦Session過(guò)期，服務(wù)器會(huì)立即刪除由Client創(chuàng)建的所有臨時(shí)節(jié)點(diǎn)，然后通知所有正在監(jiān)聽(tīng)這些節(jié)點(diǎn)的客戶端相關(guān)變更。

對(duì)于第二種情況，Zookeeper中的心跳是通過(guò)PING請(qǐng)求來(lái)實(shí)現(xiàn)的，每隔一段時(shí)間，客戶端都會(huì)發(fā)送PING請(qǐng)求到服務(wù)器，這就是心跳的本質(zhì)。心跳使服務(wù)器感知到客戶端還活著，同樣的讓客戶端也感知到和服務(wù)器的連接仍然是有效的，這個(gè)間隔就是**tickTime**，默認(rèn)為2秒。

Watch機(jī)制

了解完ZNode和Session，我們終于可以來(lái)繼續(xù)下一個(gè)關(guān)鍵功能Watch了，在上面的內(nèi)容中也不止一次的提到**監(jiān)聽(tīng)(Watch)**這個(gè)詞。首先用一句話來(lái)概括其作用

• 給某個(gè)節(jié)點(diǎn)注冊(cè)監(jiān)聽(tīng)器，該節(jié)點(diǎn)一旦發(fā)生變更(例如更新或者刪除)，監(jiān)聽(tīng)者就會(huì)收到一個(gè)Watch Event

和ZNode中有多種類型一樣，Watch也有多種類型，分別是一次性Watch和永久性Watch。

• 一次性Watch 在被觸發(fā)之后，該Watch就會(huì)移除
• 永久性Watch 在被觸發(fā)之后，仍然保留，可以繼續(xù)監(jiān)聽(tīng)ZNode上的變更，是Zookeeper 3.6.0版本新增的功能

一次性的Watch可以在調(diào)用getData()、getChildren()和exists()等方法時(shí)在參數(shù)中進(jìn)行設(shè)置，永久性的Watch則需要調(diào)用addWatch()來(lái)實(shí)現(xiàn)。

并且一次性的Watch會(huì)存在問(wèn)題，因?yàn)樵赪atch觸發(fā)的事件到達(dá)客戶端、再到客戶端設(shè)立新的Watch，是有一個(gè)時(shí)間間隔的。而如果在這個(gè)時(shí)間間隔中發(fā)生的變更，客戶端則無(wú)法感知。

Zookeeper集群架構(gòu)

ZAB協(xié)議

把前面的都鋪墊好之后就可以來(lái)從整體架構(gòu)的角度再深入了解Zookeeper。Zookeeper為了保證其高可用，采用的基于主從的讀寫(xiě)分離架構(gòu)。

• 我們知道在類似的Redis主從架構(gòu)中，節(jié)點(diǎn)之間是采用的Gossip協(xié)議來(lái)進(jìn)行通信的，那么在Zookeeper中通信協(xié)議是什么?

答案是**ZAB(Zookeeper Atomic Broadcast)**協(xié)議。

ZAB協(xié)議是一種支持崩潰恢復(fù)的的原子廣播協(xié)議，用于在Zookeeper之間傳遞消息，使所有的節(jié)點(diǎn)都保持同步。ZAB同時(shí)具有高性能、高可用的、容易上手、利于維護(hù)的特點(diǎn)，同時(shí)支持自動(dòng)的故障恢復(fù)。

ZAB協(xié)議將Zookeeper集群中的節(jié)點(diǎn)劃分成了三個(gè)角色，分別是Leader、Follower和Observer，如下圖：

總的來(lái)說(shuō)，這套架構(gòu)和Redis主從或者M(jìn)ySQL主從的架構(gòu)類似(感興趣的也可以去看之前的寫(xiě)的文章，都有聊過(guò))

• Redis主從
• MySQL主從

不同點(diǎn)在于，通常的主從架構(gòu)中存在兩種角色，分別是Leader、Follower(或者是Master、Slave)，但Zookeeper中多了一個(gè)Observer。

• 那問(wèn)題來(lái)了，Observer和Follower的區(qū)別是啥呢?

本質(zhì)上來(lái)說(shuō)兩者的功能是一樣的， 都為Zookeeper提供了橫向擴(kuò)展的能力，使其能夠扛住更多的并發(fā)。但區(qū)別在于Leader的選舉過(guò)程中，Observer不參與投票選舉。

順序一致性

上文提到了Zookeeper集群中是讀寫(xiě)分離的，只有Leader節(jié)點(diǎn)能處理寫(xiě)請(qǐng)求，如果Follower節(jié)點(diǎn)接收到了寫(xiě)請(qǐng)求，會(huì)將該請(qǐng)求轉(zhuǎn)發(fā)給Leader節(jié)點(diǎn)處理，F(xiàn)ollower節(jié)點(diǎn)自身是不會(huì)處理寫(xiě)請(qǐng)求的。

Leader節(jié)點(diǎn)接收到消息之后，會(huì)按照請(qǐng)求的嚴(yán)格順序一一的進(jìn)行處理。這是Zookeeper的一大特點(diǎn)，它會(huì)保證消息的順序一致性。

• 舉個(gè)例子，如果消息A比消息B先到，那么在所有的Zookeeper節(jié)點(diǎn)中，消息A都會(huì)先于消息B到達(dá)，Zookeeper會(huì)保證消息的全局順序。

zxid

那Zookeeper是如何保證消息的順序?答案是通過(guò)zxid。

可以簡(jiǎn)單的把zxid理解成Zookeeper中消息的唯一ID，節(jié)點(diǎn)之間會(huì)通過(guò)發(fā)送**Proposal(事務(wù)提議)**來(lái)進(jìn)行通信、數(shù)據(jù)同步，proposal中就會(huì)帶上zxid和具體的數(shù)據(jù)(Message)。而zxid由兩部分組成：

• epoch 可以理解成朝代，或者說(shuō)Leader迭代的版本，每個(gè)Leader的epoch都不一樣
• counter 計(jì)數(shù)器，來(lái)一條消息就會(huì)自增

這也是唯一zxid生成算法的底層實(shí)現(xiàn)，由于每個(gè)Leader所使用的epoch都是唯一的，而不同的消息在相同的epoch中，counter的值是不同的，這樣一來(lái)所有的proposal在Zookeeper集群中都有唯一的zxid。

恢復(fù)模式

正常運(yùn)行的Zookeeper集群會(huì)處于廣播模式。相反，如果超過(guò)半數(shù)的節(jié)點(diǎn)宕機(jī)，就會(huì)進(jìn)入恢復(fù)模式。

• 什么是恢復(fù)模式?

在Zookeeper集群中，存在兩種模式，分別是：

• 恢復(fù)模式
• 廣播模式

當(dāng)Zookeeper集群故障時(shí)會(huì)進(jìn)入恢復(fù)模式，也叫做Leader Activation，顧名思義就是要在此階段選舉出Leader。節(jié)點(diǎn)之間會(huì)生成zxid和Proposal，然后相互投票。投票是要有原則的，主要有兩條：

• 選舉出來(lái)的Leader的zxid一定要是所有的Follower中最大的
• 并且已有超過(guò)半數(shù)的Follower返回了ACK，表示認(rèn)可選舉出來(lái)的Leader

如果在選舉的過(guò)程中發(fā)生異常，Zookeeper會(huì)直接進(jìn)行新一輪的選舉。如果一切順利，Leader就會(huì)被成功選舉出來(lái)，但是此時(shí)集群還不能正常對(duì)外提供服務(wù)，因?yàn)樾碌腖eader和Follower之間還沒(méi)有進(jìn)行關(guān)鍵的數(shù)據(jù)同步。

此后，Leader會(huì)等待其余的Follower來(lái)連接，然后通過(guò)Proposal向所有的Follower發(fā)送其缺失的數(shù)據(jù)。

• 至于怎么知道缺失哪些數(shù)據(jù)，Proposal本身是要記錄日志，通過(guò)Proposal中的zxid的低32位的Counter中的值，就可以做一個(gè)Diff

當(dāng)然這里有個(gè)優(yōu)化，如果缺失的數(shù)據(jù)太多，那么一條一條的發(fā)送Proposal效率太低。所以如果Leader發(fā)現(xiàn)缺失的數(shù)據(jù)過(guò)多就會(huì)將當(dāng)前的數(shù)據(jù)打個(gè)快照，直接打包發(fā)送給Follower。

新選舉出來(lái)的Leader的Epoch，會(huì)在原來(lái)的值上+1，并且將Counter重置為0。

• 到這你是不是以為就完了?實(shí)際上到這還是無(wú)法正常提供服務(wù)

數(shù)據(jù)同步完成之后，Leader會(huì)發(fā)送一個(gè)NEW_LEADER的Proposal給Follower，當(dāng)且僅當(dāng)該P(yáng)roposal被過(guò)半的Follower返回Ack之后，Leader才會(huì)Commit該NEW_LEADER Proposal，集群才能正常的進(jìn)行工作。

至此，恢復(fù)模式結(jié)束，集群進(jìn)入廣播模式。

廣播模式

在廣播模式下，Leader接收到消息之后，會(huì)向其他所有Follower發(fā)送Proposal(事務(wù)提議)，F(xiàn)ollower接收到Proposal之后會(huì)返回ACK給Leader。當(dāng)Leader收到了quorums個(gè)ACK之后，當(dāng)前Proposal就會(huì)提交，被應(yīng)用到節(jié)點(diǎn)的內(nèi)存中去。quorum個(gè)是多少呢?

Zookeeper官方建議每2個(gè)Zookeeper節(jié)點(diǎn)中，至少有一個(gè)需要返回ACK才行，假設(shè)有N個(gè)Zookeeper節(jié)點(diǎn)，那計(jì)算公式應(yīng)該是n/2 + 1。

這樣可能不是很直觀，用大白話來(lái)說(shuō)就是，超過(guò)半數(shù)的Follower返回了ACK，該P(yáng)roposal就能夠提交，并且應(yīng)用至內(nèi)存中的ZNode。

Zookeeper使用2PC來(lái)保證節(jié)點(diǎn)之間的數(shù)據(jù)一致性(如上圖)，但是由于Leader需要跟所有的Follower交互，這樣一來(lái)通信的開(kāi)銷會(huì)變得較大，Zookeeper的性能就會(huì)下降。所以為了提升Zookeeper的性能，才從所有的Follower節(jié)點(diǎn)返回ACK變成了過(guò)半的Follower返回ACK即可。