fast paxos_paxos视频_zookeeper 选举原理

本文主要介绍zookeeper中zookeeper Server leader的选举，zookeeper在选举leader的时候采用了paxos算法(主要是fast paxos)，这里主要介绍其中两种：LeaderElection 和FastLeaderElection.

我们先要清楚以下几点

•一个Server是如何知道其它的Server

在zookeeper中,一个zookeeper集群有多少个Server是固定，每个Server用于选举的IP和PORT都在配置文件中

•除了IP和PORT能标识一个Server外，还有没有别的方法

每一个Server都有一个数字编号，而且是唯一的，我们根据配置文件中的配置来对每一个Server进行编号，这一步在部署时需要人工去做，需要在存储数据文件的目录中创建一个文件叫myid的文件，并写入自己的编号,这个编号在处理我提交的value相同很有用

•成为Leader的必要条件

获得n/2 + 1个Server同意(这里意思是n/2 + 1个Server要同意拥有zxid是所有Server最大的哪个Server)

•zookeeper中选举采用UDP还是TCP

zookeeper中选举主要是采用UDP，也一种实现是采用TCP，在这里介绍的两种实现采用的是UDP

•zookeeper中有哪几种状态

LOOKING 初始化状态

LEADING 领导者状态

FOLLOWING 跟随者状态

•如果所有zxid都相同(例如: 刚初始化时),此时有可能不能形成n/2+1个Server，怎么办

zookeeper中每一个Server都有一个ID,这个ID是不重复的，而且按大小排序，如果遇到这样的情况时，zookeeper就推荐ID最大的哪个Server作为Leader

•zookeeper中Leader怎么知道Fllower还存活，Fllower怎么知道Leader还存活

Leader定时向Fllower发ping消息，Fllower定时向Leader发ping消息，当发现Leader无法ping通时，就改变自己的状态(LOOKING)，发起新的一轮选举

名词解释

zookeeer Server： zookeeper中一个Server,以下简称Server

zxid(zookeeper transtion id)： zookeeper 事务id，他是选举过程中能否成为leader的关键因素，它决定当前Server要将自己这一票投给谁(也就是我在选举过程中的value,这只是其中一个,还有id)

myid/id(zookeeper server id)： zookeeper server id ，他也是能否成为leader的一个因素

epoch/logicalclock：他主要用于描述leader是否已经改变,每一个Server中启动都会有一个epoch,初始值为0,当 开始新的一次选举时epoch加1,选举完成时 epoch加1。fast paxos

tag/sequencer：消息编号

xid：随机生成的一个数字，跟epoch功能相同

Fast Paxos消息流向图与Basic Paxos的对比

消息流向图

•basic paxos 消息流向图

Client Proposer Acceptor Learner

| | | | | | |

X-------->| | | | | | Request

| X--------->|->|->| | | Prepare(N)//向所有Server提议

| X--------->|->|->| | | Accept!(N,Vn)//向所有人发送接受提议消息

|<---------------------------------X--X Response

| | | | | | |

•fast paxos消息流向图

没有冲突的选举过程

Client Leader Acceptor Learner

| | | | | | | |

| X--------->|->|->|->| | | Any(N,I,Recovery)

| | | | | | | |

X------------------->|->|->|->| | | Accept!(N,I,W)//向所有Server提议，所有Server收到消息后，接受提议

| |<---------X--X--X--X------>|->| Accepted(N,I,W)//向提议人发送接受提议的消息

|<------------------------------------X--X Response(W)

| | | | | | | |

第一种实现: LeaderElection

每个Server都有一个response线程和选举线程,我们先看一下每个线程是做一些什么事情

response线程

LOOKING状态：

自己要推荐的Server相关信息(id,zxid)

LEADING状态

myid,上一次推荐的Server的id

FLLOWING状态:

当前Leader的id，以及上一次处理的事务ID(zxid)

选举线程

了解每个线程的功能以后，我们来看一看选举过程

•选举过程中，Server的加入

当一个Server启动时它都会发起一次选举，此时由选举线程发起相关流程，那么每个Server都会获得当前zxid最大的哪个Server是谁，如果当次最大的Server没有获得n/2+1个票数，那么下一次投票时，他将向zxid最大的Server投票，重复以上流程，最后一定能选举出一个Leader

•选举过程中，Server的退出

只要保证n/2+1个Server存活就没有任何问题，如果少于n/2+1个Server存活就没办法选出Leader

•选举过程中，Leader死亡

当选举出Leader以后，此时每个Server应该是什么状态(FLLOWING)都已经确定，此时由于Leader已经死亡我们就不管它，其它的Fllower按正常的流程继续下去，当完成这个流程以后，所有的Fllower都会向Leader发送Ping消息，如果无法ping通，就改变自己的状态为(FLLOWING ==> LOOKING)，发起新的一轮选举

•选举完成以后，Leader死亡

这个过程的处理跟选举过程中Leader死亡处理方式一样，这里就不再描述

第二种实现: FastLeaderElection

fastLeaderElection是标准的fast paxos的实现，它首先向所有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

数据结构

本地消息结构：

static public class Notification {

long leader; //所推荐的Server id

long zxid; //所推荐的Server的zxid(zookeeper transtion id)

long epoch; //描述leader是否变化(每一个Server启动时都有一个logicalclock，初始值为0)

QuorumPeer.ServerState state; //发送者当前的状态

InetSocketAddress addr; //发送者的ip地址

}

网络消息结构：

static public class ToSend {

int type; //消息类型

long leader; //Server id

long zxid; //Server的zxid

long epoch; //Server的epoch

QuorumPeer.ServerState state; //Server的state

long tag; //消息编号

InetSocketAddress addr;

}

Server具体的实现

每个Server都一个接收线程池(3个线程)和一个发送线程池 (3个线程),在没有发起选举时，这两个线程池处于阻塞状态，直到有消息到来时才解除阻塞并处理消息，同时每个Server都有一个选举线程(可以发起 选举的线程担任)；我们先看一下每个线程所做的事情，如下：

被动接收消息端(接收线程池)的处理:

notification： 首先检测当前Server上所被推荐的zxid,epoch是否合法(currentServer.epoch <= currentMsg.epoch && (currentMsg.zxid > currentServer.zxid || (currentMsg.zxid == currentServer.zxid && currentMsg.id > currentServer.id))) 如果不合法就用消息中的zxid,epoch,id更新当前Server所被推荐的值，此时将收到的消息转换成Notification消息放入接收队列中，将向对方发送ack消息

ack: 将消息编号放入ack队列中，检测对方的状态是否是LOOKING状态，如果不是说明此时已经有Leader已经被选出来，将接收到的消息转发成Notification消息放入接收对队列

主动发送消息端(发送线程池)的处理:

ack: 主要将自己相关信息发送给对方

主动发起选举端(选举线程)的处理:

首先自己的epoch 加1，然后生成notification消息,并将消息放入发送队列中，系统中配置有几个Server就生成几条消息，保证每个Server都能收到此消息,如果当前Server的状态是LOOKING就一直循环检查接收队列是否有消息，如果有消息，根据消息中对方的状态进行相应的处理。

LOOKING状态:

首先检测消息中epoch是否合法，是否比当前Server的大,如果比较当前Server的epoch大时，更新epoch，检测是消息中的zxid,id是否比当前推荐的Server大，如果是更新相关值，并新生成notification消息放入发关队列，清空投票统计表； 如果消息小的epoch则什么也不做； 如果相同检测消息中zxid,id是否合法,如果消息中的zxid，id大，那么更新当前Server相关信息，并新生成notification消息放入发送队列，将收到的消息的IP和投票结果放入统计表中，并计算统计结果，根据结果设置自己相应的状态

LEADING状态:

将收到的消息的IP和投票结果放入统计表中(这里的统计表是独立的)，并计算统计结果，根据结果设置自己相应的状态

FOLLOWING状态:

将收到的消息的IP和投票结果放入统计表中(这里的统计表是独立的)，并计算统计结果，根据结果设置自己相应的状态

了解每个线程的功能以后，我们来看一看选举过程,选举过程跟第一程一样

•选举过程中，Server的加入

当一个Server启动时它都会发起一次选举，此时由选举线程发起相关流程，通过将自己的zxid和epoch告诉其它Server，最后每个Server都会得zxid值最大的哪个Server的相关信息，并且在下一次投票时就投zxid值最大的哪个Server，重复以上流程，最后一定能选举出一个Leader

•选举过程中，Server的退出

只要保证n/2+1个Server存活就没有任何问题，如果少于n/2+1个Server存活就没办法选出Leader

•选举过程中，Leader死亡

当选举出Leader以后，此时每个Server应该是什么状态 (FLLOWING)都已经确定，此时由于Leader已经死亡我们就不管它，其它的Fllower按正常的流程继续下去，当完成这个流程以后，所有的 Fllower都会向Leader发送Ping消息，如果无法ping通，就改变自己的状态为(FLLOWING ==> LOOKING)，发起新的一轮选举

•选举完成以后，Leader死亡

这个过程的处理跟选举过 程中Leader死亡处理方式一样，这里就不再描述

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