zk使用原理

2023-08-16 11:13:04

ZooKeeper的基本原理

ZNode的基本概念

ZooKeeper数据模型的结构与Unix文件系统很类似，整体上可以看作是一棵树，每个节点称做一个ZNode。每个ZNode都可以通过其路径唯一标识，在每个ZNode上可存储少量数据(默认是1M, 可以通过配置修改, 通常不建议在ZNode上存储大量的数据)。另外，每个ZNode上还存储了其Acl信息，这里需要注意，虽说ZNode的树形结构跟Unix文件系统很类似，但是其Acl与Unix文件系统是完全不同的，每个ZNode的Acl是独立的，子结点不会继承父结点的。

ZNode根据其本身的特性，可以分为下面两类：

  • Regular ZNode: 常规型ZNode, 用户需要显式的创建、删除
  • Ephemeral ZNode: 临时型ZNode, 用户创建它之后，可以显式的删除，也可以在创建它的Session结束后，由ZooKeeper Server自动删除

Zookeeper这种数据结构有如下这些特点：

1）每个子目录项如NameService都被称作为znode，这个znode是被它所在的路径唯一标识，如Server1这个znode的标识为/NameService/Server1。

2）znode可以有子节点目录，并且每个znode可以存储数据，注意EPHEMERAL（临时的）类型的目录节点不能有子节点目录。ZNode一个Sequential的特性，如果创建的时候指定的话，该ZNode的名字后面会自动Append一个不断增加的SequenceNo。

3）znode是有版本的（version），每个znode中存储的数据可以有多个版本，也就是一个访问路径中可以存储多份数据，version号自动增加。

4）znode可以是临时节点（EPHEMERAL），可以是持久节点（PERSISTENT）。如果创建的是临时节点，一旦创建这个EPHEMERALznode的客户端与服务器失去联系，这个znode也将自动删除，Zookeeper的客户端和服务器通信采用长连接方式，每个客户端和服务器通过心跳来保持连接，这个连接状态称为session，如果znode是临时节点，这个session失效，znode也就删除了。

5）znode的目录名可以自动编号，如App1已经存在，再创建的话，将会自动命名为App2。

6）znode可以被监控，包括这个目录节点中存储的数据的修改，子节点目录的变化等，一旦变化可以通知设置监控的客户端，这个是Zookeeper的核心特性，Zookeeper的很多功能都是基于这个特性实现的。Watcher ZooKeeper支持一种Watch操作，Client可以在某个ZNode上设置一个Watcher，来Watch该ZNode上的变化。如果该ZNode上有相应的变化，就会触发这个Watcher，把相应的事件通知给设置Watcher的Client。需要注意的是，ZooKeeper中的Watcher是一次性的，即触发一次就会被取消，如果想继续Watch的话，需要客户端重新设置Watcher。这个跟epoll里的oneshot模式有点类似。

7）ZXID：每次对Zookeeper的状态的改变都会产生一个zxid（ZooKeeper Transaction Id），zxid是全局有序的，如果zxid1小于zxid2，则zxid1在zxid2之前发生。

8)Session: Client与ZooKeeper之间的通信，需要创建一个Session，这个Session会有一个超时时间。因为ZooKeeper集群会把Client的Session信息持久化，所以在Session没超时之前，Client与ZooKeeper Server的连接可以在各个ZooKeeper Server之间透明地移动。在实际的应用中，如果Client与Server之间的通信足够频繁，Session的维护就不需要其它额外的消息了。否则，ZooKeeper Client会每t/3 ms发一次心跳给Server，如果Client 2t/3 ms没收到来自Server的心跳回应，就会换到一个新的ZooKeeper Server上。这里t是用户配置的Session的超时时间。

zk使用原理 zk使用原理

(client不论连接到哪个Server，展示给它都是同一个视图，这是zookeeper最重要的性能。)

ACL介绍

ACL分为两个维度，一个是属组，一个是权限，子目录/文件默认继承父目录的ACL。而在Zookeeper中，node的ACL是没有继承关系的，是独立控制的。Zookeeper的ACL，可以从三个维度来理解：一是scheme; 二是user; 三是permission，通常表示为scheme:id:permissions。

（1）scheme: scheme对应于采用哪种方案来进行权限管理，zookeeper实现了一个pluggable的ACL方案，可以通过扩展scheme，来扩展ACL的机制。zookeeper-3.4.4缺省支持下面几种scheme:

    • world: 它下面只有一个id, 叫anyone, world:anyone代表任何人，zookeeper中对所有人有权限的结点就是属于world:anyone的
    • auth: 它不需要id, 只要是通过authentication的user都有权限（zookeeper支持通过kerberos来进行authencation, 也支持username/password形式的authentication)
    • digest: 它对应的id为username:BASE64(SHA1(password))，它需要先通过username:password形式的authentication
    • ip: 它对应的id为客户机的IP地址，设置的时候可以设置一个ip段，比如ip:192.168.1.0/16, 表示匹配前16个bit的IP段
    • super: 在这种scheme情况下，对应的id拥有超级权限，可以做任何事情(cdrwa)

另外，zookeeper-3.4.4的代码中还提供了对sasl的支持，不过缺省是没有开启的，需要配置才能启用。

  • sasl: sasl的对应的id，是一个通过sasl authentication用户的id，zookeeper-3.4.4中的sasl authentication是通过kerberos来实现的，也就是说用户只有通过了kerberos认证，才能访问它有权限的node.

（2）id: id与scheme是紧密相关的。

（3）permission: zookeeper目前支持下面一些权限：

  • CREATE(c): 创建权限，可以在在当前node下创建child node
  • DELETE(d): 删除权限，可以删除当前的node
  • READ(r): 读权限，可以获取当前node的数据，可以list当前node所有的child nodes
  • WRITE(w): 写权限，可以向当前node写数据
  • ADMIN(a): 管理权限，可以设置当前node的permission

具体来说就是每种scheme对应于一种ACL机制，可以通过扩展scheme来扩展ACL的机制。在具体的实现中，每种scheme对应一种AuthenticationProvider。每种AuthenticationProvider实现了当前机制下authentication的检查，通过了authentication的检查，然后再进行统一的permission检查，如此便实现了ACL。所有的AuthenticationProvider都注册在ProviderRegistry中，新扩展的AuthenticationProvider可以通过配置注册到ProviderRegistry中去。下面是实施检查的具体实现：

void checkACL(ZooKeeperServer zks, List<acl> acl, int perm,

    List<id> ids) throws KeeperException.NoAuthException {

  if (skipACL) {

    return;

  }

  if (acl == null || acl.size() == 0) {

    return;

  }

  for (Id authId : ids) {

    if (authId.getScheme().equals("super")) {

      return;

    }

  }

  for (ACL a : acl) {

    Id id = a.getId();

    if ((a.getPerms() & perm) != 0) {

      if (id.getScheme().equals("world")

          && id.getId().equals("anyone")) {

        return;

      }

      AuthenticationProvider ap = ProviderRegistry.getProvider(id

          .getScheme());

      if (ap != null) {

        for (Id authId : ids) {

          if (authId.getScheme().equals(id.getScheme())

              && ap.matches(authId.getId(), id.getId())) {

            return;

          }

        }

      }

    }

  }

  throw new KeeperException.NoAuthException();

}

</id></acl>

可以通过下面两种方式把新扩展的AuthenticationProvider注册到ProviderRegistry:
配置文件：在zookeeper的配置文件中，加入authProvider.$n=$classname即可
JVM参数：启动Zookeeper的时候，通过-Dzookeeper.authProvider.$n=$classname的方式，把AuthenticaitonProvider传入
在上面的配置中, $n是为了区分不同的provider的一个序号，只要保证不重复即可，没有实际的意义，通常用数字1，2，3等

可以通过zookeeper client来管理ACL, zookeeper的发行包中提供了一个cli工具zkcli.sh，可以通过它来进行acl管理（使用自行百度）

读写模式

在ZooKeeper集群中，读可以从任意一个ZooKeeper Server读，这一点是保证ZooKeeper比较好的读性能的关键；写的请求会先Forwarder到Leader，然后由Leader来通过ZooKeeper中的原子广播协议，将请求广播给所有的Follower，Leader收到一半以上的写成功的Ack后，就认为该写成功了，就会将该写进行持久化，并告诉客户端写成功了。

WAL和Snapshot

和大多数分布式系统一样，ZooKeeper也有WAL(Write-Ahead-Log)，对于每一个更新操作，ZooKeeper都会先写WAL, 然后再对内存中的数据做更新，然后向Client通知更新结果。另外，ZooKeeper还会定期将内存中的目录树进行Snapshot，落地到磁盘上，这个跟HDFS中的FSImage是比较类似的。这么做的主要目的，一当然是数据的持久化，二是加快重启之后的恢复速度，如果全部通过Replay WAL的形式恢复的话，会比较慢。

FIFO

对于每一个ZooKeeper客户端而言，所有的操作都是遵循FIFO顺序的，这一特性是由下面两个基本特性来保证的：一是ZooKeeper Client与Server之间的网络通信是基于TCP，TCP保证了Client/Server之间传输包的顺序；二是ZooKeeper Server执行客户端请求也是严格按照FIFO顺序的。

Linearizability（线性一致性）

在ZooKeeper中，所有的更新操作都有严格的偏序关系，更新操作都是串行执行的，这一点是保证ZooKeeper功能正确性的关键。

ZooKeeper Session

Client和Zookeeper集群建立连接，整个session状态变化如图所示：

zk使用原理

如果Client因为Timeout和Zookeeper Server失去连接，client处在CONNECTING状态，会自动尝试再去连接Server，如果在session有效期内再次成功连接到某个Server，则回到CONNECTED状态。

注意：如果因为网络状态不好，client和Server失去联系，client会停留在当前状态，会尝试主动再次连接Zookeeper Server。client不能宣称自己的session expired，session expired是由Zookeeper Server来决定的，client可以选择自己主动关闭session。

ZooKeeper Watch

Zookeeper watch是一种监听通知机制。Zookeeper所有的读操作getData(), getChildren()和 exists()都可以设置监视(watch)，监视事件可以理解为一次性的触发器，官方定义如下： a watch event is one-time trigger, sent to the client that set the watch, whichoccurs when the data for which the watch was set changes。Watch的三个关键点：

*（一次性触发）One-time trigger

当设置监视的数据发生改变时，该监视事件会被发送到客户端，例如，如果客户端调用了getData("/znode1", true) 并且稍后 /znode1 节点上的数据发生了改变或者被删除了，客户端将会获取到 /znode1 发生变化的监视事件，而如果 /znode1 再一次发生了变化，除非客户端再次对/znode1 设置监视，否则客户端不会收到事件通知。

*（发送至客户端）Sent to the client

Zookeeper客户端和服务端是通过 socket 进行通信的，由于网络存在故障，所以监视事件很有可能不会成功地到达客户端，监视事件是异步发送至监视者的，Zookeeper 本身提供了顺序保证(ordering guarantee)：即客户端只有首先看到了监视事件后，才会感知到它所设置监视的znode发生了变化(a client will never see a change for which it has set a watch until it first sees the watch event)。网络延迟或者其他因素可能导致不同的客户端在不同的时刻感知某一监视事件，但是不同的客户端所看到的一切具有一致的顺序。

*（被设置 watch 的数据）The data for which the watch was set

这意味着znode节点本身具有不同的改变方式。你也可以想象 Zookeeper 维护了两条监视链表：数据监视和子节点监视(data watches and child watches) getData() 和exists()设置数据监视，getChildren()设置子节点监视。或者你也可以想象 Zookeeper 设置的不同监视返回不同的数据，getData() 和 exists() 返回znode节点的相关信息，而getChildren() 返回子节点列表。因此，setData() 会触发设置在某一节点上所设置的数据监视（假定数据设置成功），而一次成功的create() 操作则会出发当前节点上所设置的数据监视以及父节点的子节点监视。一次成功的 delete操作将会触发当前节点的数据监视和子节点监视事件，同时也会触发该节点父节点的child watch。

Zookeeper 中的监视是轻量级的，因此容易设置、维护和分发。当客户端与 Zookeeper 服务器失去联系时，客户端并不会收到监视事件的通知，只有当客户端重新连接后，若在必要的情况下，以前注册的监视会重新被注册并触发，对于开发人员来说这通常是透明的。只有一种情况会导致监视事件的丢失，即：通过exists()设置了某个znode节点的监视，但是如果某个客户端在此znode节点被创建和删除的时间间隔内与zookeeper服务器失去了联系，该客户端即使稍后重新连接 zookeeper服务器后也得不到事件通知。

ZooKeeper的工作原理

在zookeeper的集群中，各个节点共有下面3种角色和4种状态：

  • 角色：leader,follower,observer
  • 状态：leading,following,observing,looking

Zookeeper的核心是原子广播，这个机制保证了各个Server之间的同步。实现这个机制的协议叫做Zab协议（ZooKeeper Atomic Broadcast protocol）。Zab协议有两种模式，它们分别是恢复模式（Recovery选主）和广播模式（Broadcast同步）。当服务启动或者在领导者崩溃后，Zab就进入了恢复模式，当领导者被选举出来，且大多数Server完成了和leader的状态同步以后，恢复模式就结束了。状态同步保证了leader和Server具有相同的系统状态。

为了保证事务的顺序一致性，zookeeper采用了递增的事务id号（zxid）来标识事务。所有的提议（proposal）都在被提出的时候加上了zxid。实现中zxid是一个64位的数字，它高32位是epoch用来标识leader关系是否改变，每次一个leader被选出来，它都会有一个新的epoch，标识当前属于那个leader的统治时期。低32位用于递增计数。

每个Server在工作过程中有4种状态：

LOOKING：当前Server不知道leader是谁，正在搜寻。

LEADING：当前Server即为选举出来的leader。

FOLLOWING：leader已经选举出来，当前Server与之同步。

OBSERVING：observer的行为在大多数情况下与follower完全一致，但是他们不参加选举和投票，而仅仅接受(observing)选举和投票的结果。

Leader Election

当leader崩溃或者leader失去大多数的follower，这时候zk进入恢复模式，恢复模式需要重新选举出一个新的leader，让所有的Server都恢复到一个正确的状态。Zk的选举算法有两种：一种是基于basic paxos实现的，另外一种是基于fast paxos算法实现的。系统默认的选举算法为fast paxos。先介绍basic paxos流程：

1.选举线程由当前Server发起选举的线程担任，其主要功能是对投票结果进行统计，并选出推荐的Server；

2.选举线程首先向所有Server发起一次询问（包括自己）；

3.选举线程收到回复后，验证是否是自己发起的询问（验证zxid是否一致），然后获取对方的id（myid），并存储到当前询问对象列表中，最后获取对方提议的leader相关信息（id,zxid），并将这些信息存储到当次选举的投票记录表中；

4.收到所有Server回复以后，就计算出zxid最大的那个Server，并将这个Server相关信息设置成下一次要投票的Server；

5.线程将当前zxid最大的Server设置为当前Server要推荐的Leader，如果此时获胜的Server获得n/2 + 1的Server票数，设置当前推荐的leader为获胜的Server，将根据获胜的Server相关信息设置自己的状态，否则，继续这个过程，直到leader被选举出来。

通过流程分析我们可以得出：要使Leader获得多数Server的支持，则Server总数必须是奇数2n+1，且存活的Server的数目不得少于n+1.

每个Server启动后都会重复以上流程。在恢复模式下，如果是刚从崩溃状态恢复的或者刚启动的server还会从磁盘快照中恢复数据和会话信息，zk会记录事务日志并定期进行快照，方便在恢复时进行状态恢复。

fast paxos流程是在选举过程中，某Server首先向所有Server提议自己要成为leader，当其它Server收到提议以后，解决epoch和zxid的冲突，并接受对方的提议，然后向对方发送接受提议完成的消息，重复这个流程，最后一定能选举出Leader。

Leader工作流程

Leader主要有三个功能：

1.恢复数据；

2.维持与Learner的心跳，接收Learner请求并判断Learner的请求消息类型；

3.Learner的消息类型主要有PING消息、REQUEST消息、ACK消息、REVALIDATE消息，根据不同的消息类型，进行不同的处理。

PING消息是指Learner的心跳信息；REQUEST消息是Follower发送的提议信息，包括写请求及同步请求；

ACK消息是Follower的对提议的回复，超过半数的Follower通过，则commit该提议；REVALIDATE消息是用来延长SESSION有效时间。

Follower工作流程

Follower主要有四个功能：

1. 向Leader发送请求（PING消息、REQUEST消息、ACK消息、REVALIDATE消息）；

2.接收Leader消息并进行处理；

3.接收Client的请求，如果为写请求，发送给Leader进行投票；

4.返回Client结果。

Follower的消息循环处理如下几种来自Leader的消息：

1.PING消息：心跳消息

2.PROPOSAL消息：Leader发起的提案，要求Follower投票

3.COMMIT消息：服务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：根据Leader的REVALIDATE结果，关闭待revalidate的session还是允许其接受消息

6.SYNC消息：返回SYNC结果到客户端，这个消息最初由客户端发起，用来强制得到最新的更新。

Zab: Broadcasting State Updates（事务）

Zookeeper Server接收到一次request，如果是follower，会转发给leader，Leader执行请求并通过Transaction的形式广播这次执行。

Zookeeper集群如何决定一个Transaction是否被commit执行？

通过“两段提交协议”（a two-phase commit）：

  1. Leader给所有的follower发送一个PROPOSAL消息。
  2. 一个follower接收到这次PROPOSAL消息，写到磁盘，发送给leader一个ACK消息，告知已经收到。
  3. 当Leader收到法定人数（quorum）的follower的ACK时候，发送commit消息执行。

Zab协议保证：

　　1）  如果leader以T1和T2的顺序广播，那么所有的Server必须先执行T1，再执行T2。

　　2）  如果任意一个Server以T1、T2的顺序commit执行，其他所有的Server也必须以T1、T2的顺序执行。

“两段提交协议”最大的问题是如果Leader发送了PROPOSAL消息后crash或暂时失去连接，会导致整个集群处在一种不确定的状态（follower不知道该放弃这次提交还是执行提交）。Zookeeper这时会选出新的leader，请求处理也会移到新的leader上，不同的leader由不同的epoch标识。

切换Leader时，需要解决下面两个问题：

Never forget delivered messages

Leader在commit投递到任何一台follower之前crash，只有它自己commit了。新Leader必须保证这个事务也必须commit。

Let go of messages that are skipped

Leader产生某个proposal，但是在crash之前，没有follower看到这个proposal。该server恢复时，必须丢弃这个proposal。

Zookeeper会尽量保证不会同时有2个活动的Leader，因为2个不同的Leader会导致集群处在一种不一致的状态，所以Zab协议同时保证：

　　1）  在新的leader广播Transaction之前，先前Leader commit的Transaction都会先执行。

　　2）  在任意时刻，都不会有2个Server同时有法定人数（quorum）的支持者。

这里的quorum是一半以上的Server数目，确切的说是有投票权力的Server（不包括Observer）。

Client API的使用

ZooKeeper Client Library提供了丰富直观的API供用户程序使用，下面是一些常用的API：

  • create(path, data, flags): 创建一个ZNode, path是其路径，data是要存储在该ZNode上的数据，flags常用的有: PERSISTEN, PERSISTENT_SEQUENTAIL, EPHEMERAL, EPHEMERAL_SEQUENTAIL
  • delete(path, version): 删除一个ZNode，可以通过version删除指定的版本, 如果version是-1的话，表示删除所有的版本
  • exists(path, watch): 判断指定ZNode是否存在，并设置是否Watch这个ZNode。这里如果要设置Watcher的话，Watcher是在创建ZooKeeper实例时指定的，如果要设置特定的Watcher的话，可以调用另一个重载版本的exists(path, watcher)。以下几个带watch参数的API也都类似
  • getData(path, watch): 读取指定ZNode上的数据，并设置是否watch这个ZNode
  • setData(path, watch): 更新指定ZNode的数据，并设置是否Watch这个ZNode
  • getChildren(path, watch): 获取指定ZNode的所有子ZNode的名字，并设置是否Watch这个ZNode
  • sync(path): 把所有在sync之前的更新操作都进行同步，达到每个请求都在半数以上的ZooKeeper Server上生效。path参数目前没有用
  • setAcl(path, acl): 设置指定ZNode的Acl信息
  • getAcl(path): 获取指定ZNode的Acl信息

ZooKeeper典型的应用场景

名字服务(NameService)

分布式应用中，通常需要一套完备的命令机制，既能产生唯一的标识，又方便人识别和记忆。 我们知道，每个ZNode都可以由其路径唯一标识，路径本身也比较简洁直观，另外ZNode上还可以存储少量数据，这些都是实现统一的NameService的基础。

下面以在HDFS中实现NameService为例，来说明实现NameService的基本布骤:

  • 目标：通过简单的名字来访问指定的HDFS机群
  • 定义命名规则：这里要做到简洁易记忆。下面是一种可选的方案： [serviceScheme://][zkCluster]-[clusterName]，比如hdfs://lgprc-example/表示基于lgprc ZooKeeper集群的用来做example的HDFS集群
  • 配置DNS映射: 将zkCluster的标识lgprc通过DNS解析到对应的ZooKeeper集群的地址
  • 创建ZNode: 在对应的ZooKeeper上创建/NameService/hdfs/lgprc-example结点，将HDFS的配置文件存储于该结点下
  • 用户程序要访问hdfs://lgprc-example/的HDFS集群，首先通过DNS找到lgprc的ZooKeeper机群的地址，然后在ZooKeeper的/NameService/hdfs/lgprc-example结点中读取到HDFS的配置，进而根据得到的配置，得到HDFS的实际访问入口

命名服务也是分布式系统中比较常见的一类场景。在分布式系统中，通过使用命名服务，客户端应用能够根据指定名字来获取资源或服务的地址，提供者等信息。被命名的实体通常可以是集群中的机器，提供的服务地址，远程对象等等——这些我们都可以统称他们为名字（Name）。其中较为常见的就是一些分布式服务框架中的服务地址列表。通过调用ZK提供的创建节点的API，能够很容易创建一个全局唯一的path，这个path就可以作为一个名称。

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

服务提供者在启动的时候，向ZK上的指定节点/dubbo/${serviceName}/providers目录下写入自己的URL地址，这个操作就完成了服务的发布。

服务消费者启动的时候，订阅/dubbo/${serviceName}/providers目录下的提供者URL地址， 并向/dubbo/${serviceName} /consumers目录下写入自己的URL地址。

注意，所有向ZK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。

另外，Dubbo还有针对服务粒度的监控，方法是订阅/dubbo/${serviceName}目录下所有提供者和消费者的信息。

配置管理(Configuration Management) 

在分布式系统中，常会遇到这样的场景: 某个Job的很多个实例在运行，它们在运行时大多数配置项是相同的，如果想要统一改某个配置，一个个实例去改，是比较低效，也是比较容易出错的方式。通过ZooKeeper可以很好的解决这样的问题，下面的基本的步骤：

  • 将公共的配置内容放到ZooKeeper中某个ZNode上，比如/service/common-conf
  • 所有的实例在启动时都会传入ZooKeeper集群的入口地址，并且在运行过程中Watch /service/common-conf这个ZNode
  • 如果集群管理员修改了common-conf，所有的实例都会被通知到，根据收到的通知更新自己的配置，并继续Watch /service/common-conf

发布与订阅模型，即所谓的配置中心，顾名思义就是发布者将数据发布到ZK节点上，供订阅者动态获取数据，实现配置信息的集中式管理和动态更新。例如全局的配置信息，服务式服务框架的服务地址列表等就非常适合使用。

  • 应用中用到的一些配置信息放到ZK上进行集中管理。这类场景通常是这样：应用在启动的时候会主动来获取一次配置，同时，在节点上注册一个Watcher，这样一来，以后每次配置有更新的时候，都会实时通知到订阅的客户端，从来达到获取最新配置信息的目的。
  • 分布式搜索服务中，索引的元信息和服务器集群机器的节点状态存放在ZK的一些指定节点，供各个客户端订阅使用。
  • 分布式日志收集系统。这个系统的核心工作是收集分布在不同机器的日志。收集器通常是按照应用来分配收集任务单元，因此需要在ZK上创建一个以应用名作为path的节点P，并将这个应用的所有机器ip，以子节点的形式注册到节点P上，这样一来就能够实现机器变动的时候，能够实时通知到收集器调整任务分配。
  • 系统中有些信息需要动态获取，并且还会存在人工手动去修改这个信息的发问。通常是暴露出接口，例如JMX接口，来获取一些运行时的信息。引入ZK之后，就不用自己实现一套方案了，只要将这些信息存放到指定的ZK节点上即可。

注意：在上面提到的应用场景中，有个默认前提是：数据量很小，但是数据更新可能会比较快的场景。

负载均衡

这里说的负载均衡是指软负载均衡。在分布式环境中，为了保证高可用性，通常同一个应用或同一个服务的提供方都会部署多份，达到对等服务。而消费者就须要在这些对等的服务器中选择一个来执行相关的业务逻辑，其中比较典型的是消息中间件中的生产者，消费者负载均衡。

消息中间件中发布者和订阅者的负载均衡，linkedin开源的KafkaMQ和阿里开源的metaq都是通过zookeeper来做到生产者、消费者的负载均衡。

这里以metaq为例如讲下：

生产者负载均衡：

metaq发送消息的时候，生产者在发送消息的时候必须选择一台broker上的一个分区来发送消息，因此metaq在运行过程中，会把所有broker和对应的分区信息全部注册到ZK指定节点上，默认的策略是一个依次轮询的过程，生产者在通过ZK获取分区列表之后，会按照brokerId和partition的顺序排列组织成一个有序的分区列表，发送的时候按照从头到尾循环往复的方式选择一个分区来发送消息。

消费者负载均衡：

在消费过程中，一个消费者会消费一个或多个分区中的消息，但是一个分区只会由一个消费者来消费。MetaQ的消费策略是：

  • 每个分区针对同一个group只挂载一个消费者。
  • 如果同一个group的消费者数目大于分区数目，则多出来的消费者将不参与消费。
  • 如果同一个group的消费者数目小于分区数目，则有部分消费者需要额外承担消费任务。

在某个消费者故障或者重启等情况下，其他消费者会感知到这一变化（通过 zookeeper watch消费者列表），然后重新进行负载均衡，保证所有的分区都有消费者进行消费。

组员管理(Group Membership) 

在典型的Master-Slave结构的分布式系统中，Master需要作为“总管”来管理所有的Slave, 当有Slave加入，或者有Slave宕机，Master都需要感知到这个事情，然后作出对应的调整，以便不影响整个集群对外提供服务。以HBase为例，HMaster管理了所有的RegionServer，当有新的RegionServer加入的时候，HMaster需要分配一些Region到该RegionServer上去，让其提供服务；当有RegionServer宕机时，HMaster需要将该RegionServer之前服务的Region都重新分配到当前正在提供服务的其它RegionServer上，以便不影响客户端的正常访问。下面是这种场景下使用ZooKeeper的基本步骤：

  • Master在ZooKeeper上创建/service/slaves结点，并设置对该结点的Watcher
  • 每个Slave在启动成功后，创建唯一标识自己的临时性(Ephemeral)结点/service/slaves/${slave_id}，并将自己地址(ip/port)等相关信息写入该结点
  • Master收到有新子结点加入的通知后，做相应的处理
  • 如果有Slave宕机，由于它所对应的结点是临时性结点，在它的Session超时后，ZooKeeper会自动删除该结点
  • Master收到有子结点消失的通知，做相应的处理

分布式通知/协调

ZooKeeper中特有watcher注册与异步通知机制，能够很好的实现分布式环境下不同系统之间的通知与协调，实现对数据变更的实时处理。使用方法通常是不同系统都对ZK上同一个znode进行注册，监听znode的变化（包括znode本身内容及子节点的），其中一个系统update了znode，那么另一个系统能够收到通知，并作出相应处理

  • 另一种心跳检测机制：检测系统和被检测系统之间并不直接关联起来，而是通过zk上某个节点关联，大大减少系统耦合。
  • 另一种系统调度模式：某系统有控制台和推送系统两部分组成，控制台的职责是控制推送系统进行相应的推送工作。管理人员在控制台作的一些操作，实际上是修改了ZK上某些节点的状态，而ZK就把这些变化通知给他们注册Watcher的客户端，即推送系统，于是，作出相应的推送任务。
  • 另一种工作汇报模式：一些类似于任务分发系统，子任务启动后，到zk来注册一个临时节点，并且定时将自己的进度进行汇报（将进度写回这个临时节点），这样任务管理者就能够实时知道任务进度。

总之，使用zookeeper来进行分布式通知和协调能够大大降低系统之间的耦合

zk锁相关

简单互斥锁(Simple Lock) 

我们知识，在传统的应用程序中，线程、进程的同步，都可以通过操作系统提供的机制来完成。但是在分布式系统中，多个进程之间的同步，操作系统层面就无能为力了。这时候就需要像ZooKeeper这样的分布式的协调(Coordination)服务来协助完成同步，下面是用ZooKeeper实现简单的互斥锁的步骤，这个可以和线程间同步的mutex做类比来理解：

  • 多个进程尝试去在指定的目录下去创建一个临时性(Ephemeral)结点 /locks/my_lock
  • ZooKeeper能保证，只会有一个进程成功创建该结点，创建结点成功的进程就是抢到锁的进程，假设该进程为A
  • 其它进程都对/locks/my_lock进行Watch
  • 当A进程不再需要锁，可以显式删除/locks/my_lock释放锁；或者是A进程宕机后Session超时，ZooKeeper系统自动删除/locks/my_lock结点释放锁。此时，其它进程就会收到ZooKeeper的通知，并尝试去创建/locks/my_lock抢锁，如此循环反复

互斥锁(Simple Lock without Herd Effect) 

上一节的例子中有一个问题，每次抢锁都会有大量的进程去竞争，会造成羊群效应(Herd Effect)，为了解决这个问题，我们可以通过下面的步骤来改进上述过程：

  • 每个进程都在ZooKeeper上创建一个临时的顺序结点(Ephemeral Sequential) /locks/lock_${seq}
  • ${seq}最小的为当前的持锁者(${seq}是ZooKeeper生成的Sequenctial Number)
  • 其它进程都对只watch比它次小的进程对应的结点，比如2 watch 1, 3 watch 2, 以此类推
  • 当前持锁者释放锁后，比它次大的进程就会收到ZooKeeper的通知，它成为新的持锁者，如此循环反复

这里需要补充一点，通常在分布式系统中用ZooKeeper来做Leader Election(选主)就是通过上面的机制来实现的，这里的持锁者就是当前的“主”。

读写锁(Read/Write Lock) 

我们知道，读写锁跟互斥锁相比不同的地方是，它分成了读和写两种模式，多个读可以并发执行，但写和读、写都互斥，不能同时执行行。利用ZooKeeper，在上面的基础上，稍做修改也可以实现传统的读写锁的语义，下面是基本的步骤:

  • 每个进程都在ZooKeeper上创建一个临时的顺序结点(Ephemeral Sequential) /locks/lock_${seq}
  • ${seq}最小的一个或多个结点为当前的持锁者，多个是因为多个读可以并发
  • 需要写锁的进程，Watch比它次小的进程对应的结点
  • 需要读锁的进程，Watch比它小的最后一个写进程对应的结点
  • 当前结点释放锁后，所有Watch该结点的进程都会被通知到，他们成为新的持锁者，如此循环反复

屏障相关

屏障(Barrier) 

在分布式系统中，屏障是这样一种语义: 客户端需要等待多个进程完成各自的任务，然后才能继续往前进行下一步。下用是用ZooKeeper来实现屏障的基本步骤：

  • Client在ZooKeeper上创建屏障结点/barrier/my_barrier，并启动执行各个任务的进程
  • Client通过exist()来Watch /barrier/my_barrier结点
  • 每个任务进程在完成任务后，去检查是否达到指定的条件，如果没达到就啥也不做，如果达到了就把/barrier/my_barrier结点删除
  • Client收到/barrier/my_barrier被删除的通知，屏障消失，继续下一步任务

双屏障(Double Barrier)

双屏障是这样一种语义: 它可以用来同步一个任务的开始和结束，当有足够多的进程进入屏障后，才开始执行任务；当所有的进程都执行完各自的任务后，屏障才撤销。下面是用ZooKeeper来实现双屏障的基本步骤：

      进入屏障：
  • Client Watch /barrier/ready结点, 通过判断该结点是否存在来决定是否启动任务
  • 每个任务进程进入屏障时创建一个临时结点/barrier/process/${process_id}，然后检查进入屏障的结点数是否达到指定的值，如果达到了指定的值，就创建一个/barrier/ready结点，否则继续等待
  • Client收到/barrier/ready创建的通知，就启动任务执行过程
      • 离开屏障：
  • Client Watch /barrier/process，如果其没有子结点，就可以认为任务执行结束，可以离开屏障
  • 每个任务进程执行任务结束后，都需要删除自己对应的结点/barrier/process/${process_id}

分布式队列（屏障的具体场景）

队列方面，简单地讲有两种，一种是常规的先进先出队列，另一种是要等到队列成员聚齐之后的才统一按序执行。

对于第一种先进先出队列，和分布式锁服务中的控制时序场景基本原理一致。

第二种队列其实是在FIFO队列的基础上作了一个增强。通常可以在 /queue 这个znode下预先建立一个/queue/num 节点，并且赋值为n（或者直接给/queue赋值n），表示队列大小，之后每次有队列成员加入后，就判断下是否已经到达队列大小，决定是否可以开始执行了。这种用法的典型场景是，分布式环境中，一个大任务Task A，需要在很多子任务完成（或条件就绪）情况下才能进行。这个时候，凡是其中一个子任务完成（就绪），那么就去 /taskList 下建立自己的临时时序节点（CreateMode.EPHEMERAL_SEQUENTIAL），当  /taskList 发现自己下面的子节点满足指定个数，就可以进行下一步按序进行处理了。

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