zookeeper(三):选举算法

脑裂

网络分区(脑裂): 群集发生管理网络故障时，该群集中的部分主机可能无法通过管理网络与其他主机进行通信。一个群集中可能会出现多个分区。已分区的群集会导致虚拟机保护和群集管理功能降级。请尽快更正已分区的群集。通俗来讲就是一个黑帮中出现了两个老大，所谓一山不容二虎，就造成了领导混乱。
我们拿ZooKeeper集群来讲一下脑裂是如何产生的。
首先，我们有一个集群，集群里只有一个leader

但是此时由于网络波动，使得一部分服务器脱离了集群，形成了一个小的集群，此时群龙无首，他们就会选举出一个新的leader.

解决脑裂:集群要防止出现Split-Brain(脑裂)的问题出现，Quoroms(法定人数)是一种方式，即只有集群中超过半数节点投票才能选举出Leader。这样的方式可以确保leader的唯一性,要么选出唯一的一个leader,要么选举失败.ZooKeeper默认采用了这种方式。

领导者选举算法底层数据流程图

Leader选举

Leader选举是保证分布式数据一致性的关键所在。当Zookeeper集群中的一台服务器出现
以下两种情况之一时，需要进入Leader选举。1.服务器初始化启动。2.Leader 挂掉

服务器启动时期的Leader选举

若进行Leader选举，则至少需要两台机器，这里选取3台机器组成的服务器集群为例。在
集群初始化阶段，当 有一台服务器Serverl启动时，其单独无法进行和完成Leader选
举，当第二台服务器Server2启动时，此时两台 机器可以相互通信，每台机器都试图找到
Leader，于是进入Leader选举过程。选举过程如下：
1.每个Server发出一个投票。由于是初始情况，Serverl和Server2都会将自己作为
Leader服务器来进行投 票，每次投票会包含所推举的服务器的myid和ZXID，使用
(myid, ZXID)来表示，此时Serverl的投票为 (1,0), Server2的投票为(2, 0),然后
各自将这个投票发给集群中其他机器。
2.接受来自各个服务器的投票。集群的每个服务器收到投票后，首先判断该投票的有效
性，如检查是否是 本轮投票(检查ZXID)、是否来自L。OKING状态的服务器。
3.处理投票。针对每一个投票，服务器都需要将别人的投票和自己的投票进行PK, PK规则
如下：(1).优先检查ZXID。ZXID比较大的服务器优先作为Leader。(2).如果ZXID相同，那么就比较myid。myid较大的服务器作为Leader服务器。(3).对于Server 1而言，它的投票是(1,0),接收Server2的投票为(2, 0),首先会比较两者的ZXID，均 为0,再比较myid，此时Server2的myid最大，于是更新自己的投票为(2, 0),然后重新投票，对 于S erver 2而言，其无须更新自己的投票，只是再次向集群中所有机器发出上一次投票信息即 可。
4.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Server, Server2而言，都统计出集群中已经有两台机器接受了(2, 
0)的投票信息，此时便认为已 经选出了 Leader。
5.改变服务器状态。一旦确定了 Leader，每个服务器就会更新自己的状态，如果是
Follower，那么就变更 为 FOLLOWING，如果是 Leader，就变更为 LEADING。

服务器运行时期的Leader选举

在Zookeeper运行期间，Leader与非Leader服务器各司其职，即便当有非Leader服务器宕机或新加入，此时也 不会影响Leader，但是一旦Leader服务器挂了，那么整个集群将暂停对外服务，或者Follower挂掉了导致，进 入新一轮Leader选举，其过程和启动时期的Leader选举过程基本一致。假设正在运行的有Server1、Server2、 Server3三台服务器，当前Leader是Server2,若某一时亥0Leader挂了，此时便开始Leader选举。选举过程如下:
1.变更状态。Leader挂后，余下的服务器都会讲自己的服务器状态变更为LOOKING，然后
开始进入 Leader选举过程，这个时候可以开启只读模式让服务器可以读数据。
2.每个Server会发出一个投票。在运行期间，每个服务器上的ZXID可能不同，此时假定
Serverl的ZXID为 123, Server3的ZXID为122;在第一轮投票中，Serverl和Server3
都会投自己，产生投票(1, 123), (3, 122)，然后各自将投票发送给集群中所有机器。
3.接收来自各个服务器的投票。与启动时过程相同。
4.处理投票。与启动时过程相同，此时，Server 1将会成为Leader(只是投票为Leader
阶段，真正修改为
Leader状态在第六步)
5.统计投票。与启动时过程相同。
6.改变服务器的状态。与启动时过程相同。

Leader选举算法分析

在3.4.0后的Zoo keeper的版本只保留了 TCP版本的FastLeaderElection选举算法。当一台机器进入Leader选举时，当前集群可能会处于以下两种状态。•集群中已经存在Leader。•集群中不存在Leader。
对于集群中已经存在Leader而言，此种情况一般都是某台机器启动得较晚，在其启动之前，集群已经在正常工 作，对这种情况，该机器试图去选举Leader时，会被告知当前服务器的Leader信息，对于该机器而言，仅仅需 要和Leader机器建立起连接，并进行状态同步即可。
而在集群中不存在Leader情况下则会相对复杂，其步骤如下：
1.第一次投票。无论哪种导致进行Leader选举，集群的所有机器都处于试图选举出一个Leader的状态，即LOOKING状态，LOOKING机器会向所有其他机器发送消息，该消息称为投票。投票中包含了SID (服 务器的唯一标识，MYID )和ZXID (事务ID), (SID, ZXID)形式来标识一次投票信息。假定Zookeeper 由5台机器组成，SID分别为1、2、3、4、5, ZXID分别为9、9、9、8、8(为什么会出现不同？)，并且 此时SID为2的机器是Leader机器，某一时刻，1、2所在机器出现故障，因此集群开始进行Leader选 举。在第一次投票时，每台机器都会将自己作为投票对象，于是SID为3、4、5的机器投票情况分别为 (3, 9), (4, 8), (5, 8)。
2.变更投票。每台机器发出投票后，也会收到其他机器的投票，每台机器会根据一定规则来处理收到的其 他机器的投票，并以此来决定是否需要变更自己的投票，这个规则也是整个Leader选举算法的核心所 在，其中术语描述如下：(1).vote_sid:接收到的投票中所推举Leader服务器的SID。(2).vote_zxid :接收到的投票中所推举Leader服务器的ZXID。(3).self_sid :当前服务器自己的SID。(4).self_zxid：当前服务器自己的ZXID。(5).每次对收到的投票的处理，都是对(v ote_sid, vote_zxid)和(self_sid,self_zxid)对比的过程。1.如果vote_zxid大于self_zxid，就认可当前收到的投票，并再次将该投票发送出去。2.如果vote_zxid小于self_zxid,那么坚持自己的投票，不做任何变更。3.如果vote_zxid等于self_zxid，那么就对比两者的SID,如果vote_sid大于self_sid，那么就 认可当前收到的投票，并再次将该投票发送出去。4.如果vote_zxid等于self_zxid，并且vote_sid小于self_sid，那么坚持自己的投票，不做任 何变更。
3.确定L eader。经过第二轮投票后，集群中的每台机器都会再次接收到其他机器的投
票，然后开始统计 投票，如果一台机器收到了超过半数的相同投票，那么这个投票对应的
SID机器即为Leader。此时 Server3 将成为 Leader。由上面规则可知，通常那台服务器上的数据越新(ZXID会越大)，其成为Leader的可能性越
大，也就越能够保 证数据的恢复。如果ZXID相同，则SID越大机会越大。

Leader选举实现细节

服务器状态

服务器具有四种状态，分别是L。OKING、FOLLOWING、LEADING、OBSERVING。
・LOOKING：寻找Leader状态。当服务器处于该状态时，它会认为当前集群中没有
Leader，因此需要进入L eader选举状态。
・FOLLOWING:跟随者状态。表明当前服务器角色是Follower。
・LEADING:领导者状态。表明当前服务器角色是Leader。
・OBSERVING :观察者状态。表明当前服务器角色是Observer。

投票数据结构

投票数据结构 每个投票中包含了两个最基本的信息，所推举服务器的SID和ZXID,投票（Vote）在Zookeeper中包含字段如 下：
・id：被推举的Leader的SID。
・zxid :被推举的Leader事务ID。
•electionEpoch :逻辑时钟，用来判断多个投票是否在同一轮选举周期中，该值在服务
端是一个自 增序列，每次进入新一轮的投票后，都会对该值进行加1操作。
•peerEpoch :被推举的 Leader 的 epoch。
・state：当前服务器的状态。

QuorumCnxManager

每台服务器在启动的过程中，会启动一个QuorumPeerManager,负责各台服务器之间的底层Leader选举过程 中的网络通信，对应的类就是QuorumCnxManager。
1.	消息队列。QuorumCnxManager内部维护了一系列的队列，用来保存接收到的、待发送的消息以及消 息的发送器，除接收队列以外，其他队列都按照SID分组形成队列集合，如一个集群中除了自身还有3 台机器，那么就会为这3台机器分别创建一个发送队列，互不干扰。1.recvQueue：消息接收队列，用于存放那些从其他服务器接收到的消息。2.queueSendMap：消息发送队列，用于保存那些待发送的消息，按照SID进行分组。3.senderWorkerMap :发送器集合，每个SenderWorker消息发送器，都对应一台远程Zookeeper 服务器，负责消息的发送，也按照SID进行分组。4.lastMessageSent :最近发送过的消息，为每个SID保留最近发送过的一个消息。
2.建立连接。为了能够相互投票，Zookeeper集群中的所有机器都需要两两建立起网络连
接。QuorumCnxManager在启动时会创建一个ServerSocket来监听Leader选举的通信端口（默认为3888）。开 启监听后，Zookeeper能够不断地接收到来自其他服务器的创建连接请求，在接收到其他服务器的TCP 连接请求时，会进行处理。为了避免两台机器之间重复地创建TCP连接，Zookeeper只允许SID大的服 务器主动和其他机器建立连接，否则断开连接。在接收到创建连接请求后，服务器通过对比自己和远程 服务器的SID值来判断是否接收连接请求，如果当前服务器发现自己的SID更大，那么会断开当前连 接，然后自己主动和远程服务器建立连接（自己作为“客户端”）。一旦连接建立，就会根据远程服务器 的SID来创建相应的消息发送器SendWorker和消息接收器RecvWorker,并启动。
3.消息接收与发送1.消息接收：由消息接收器RecvWorker负责，由于Zookeeper为每个远程服务器都分配一个单独 的RecvWorker，因此，每个RecvWorker只需要不断地从这个TCP连接中读取消息，并将其保存 至OrecvQueue队列中。RecvWorker是一个单独的线程。2.消息发送：由于Zookeeper为每个远程服务器都分配一个单独的S endWorker，因此，每个SendWorker只需要不断地从对应的消息发送队列中获取出一个消息发送即可，同时将这个消息 放入lastMessageSent中。在SendWorker中，一旦Zookeeper发现针对当前服务器的消息发送队 列为空，那么此时需要从lastMessageSent中取出一个最近发送过的消息来进行再次发送，这是 为了解决接收方在消息接收前或者接收到消息后服务器挂了，导致消息尚未被正确处理。同 时，Zookeeper能够保证接收方在处理消息时，会对重复消息进行正确的处理。SendWorker是 —个单独的线程。

FastLeaderElection:选举算法核心

-外部投票：特指其他服务器发来的投票。
・内部投票：服务器自身当前的投票。
•选举轮次：Zookeeper服务器Leader选举的轮次，即logicalclock。
-PK：对内部投票和外部投票进行对比来确定是否需要变更内部投票。

选票管理

・sendqueue:选票发送队列，用于保存待发送的选票。
・recvqueue:选票接收队列，用于保存接收到的外部投票。
• WorkerReceiver :选票接收器。其会不断地从QuorumCnxManager中获取其他服务器发来的选举
消息，并将其转换成一个选票，然后保存到recvqueue中，在选票接收过程中，如果发现该外部 选票的选举轮次小于当前服务器的，那么忽略该外部投票，同时立即发送自己的内部投票。
・WorkerSender:选票发送器，不断地从sendqueue中获取待发送的选票，并将其传递到底层
QuorumCnxManager 中。

算法核心

上图展示了FastLeader曰ection模块是如何与底层网络I/O进行交互的。Leader选举的基本流程如下：
1.自增选举轮次。Zookeeper规定所有有效的投票都必须在同一轮次中，在开始新一轮投票时，会首先对 logicalclock进行自增操作。
2.初始化选票。在开始进行新一轮投票之前，每个服务器都会初始化自身的选票，并且在初始化阶段，每 台服务器都会将自己推举为Leader。
3.发送初始化选票。完成选票的初始化后，服务器就会发起第一次投票。Zookeeper会将刚刚初始化好的 选票放入sendqueue中，由发送器WorkerSender负责发送出去。
4.接收外部投票。每台服务器会不断地从recvqueue队列中获取外部选票。如果服务器发现无法获取到任 何外部投票，那么就会立即确认自己是否和集群中其他服务器保持着有效的连接，如果没有连接，则马 上建立连接，如果已经建立了连接，则再次发送自己当前的内部投票。
5.判断选举轮次。在发送完初始化选票之后，接着开始处理外部投票。在处理外部投票时，会根据选举轮 次来进行不同的处理。1.外部投票的选举轮次大于内部投票。若服务器自身的选举轮次落后于该外部投票对应服务器的 选举轮次，那么就会立即更新自己的选举轮次(logicalclock)，并且清空所有已经收到的投票，然 后使用初始化的投票来进行PK以确定是否变更内部投票。最终再将内部投票发送出去。2.外部投票的选举轮次小于内部投票.若服务器接收的外选票的选举轮次落后于自身的选举轮次,那么Zookeeper就会直接忽略该外部投票,不做任何处理,并返回步骤4。3.外部投票的选举轮次等于内部投票。此时可以开始进行选票PK。
6.选票PK。在进行选票PK时，符合任意一个条件就需要变更投票。1.若外部投票中推举的Leader服务器的选举轮次大于内部投票，那么需要变更投票。2.若选举轮次一致，那么就对比两者的ZXID，若外部投票的ZXID大，那么需要变更投票。3.若两者的ZXID一致，那么就对比两者的SID,若外部投票的SID大，那么就需要变更投票。
7.变更投票。经过PK后，若确定了外部投票优于内部投票，那么就变更投票，即使用外部
投票的选票信息来覆盖内部投票，变更完成后，再次将这个变更后的内部投票发送出去。
8.选票归档。无论是否变更了投票，都会将刚刚收到的那份外部投票放入选票集合
recvset中进行归档。 recvset用于记录当前服务器在本轮次的Leader选举中收到的所
有外部投票(按照服务端的SID区别，如 ((1, votel), (2, vote2)...})。
9.统计投票。完成选票归档后，就可以开始统计投票，统计投票是为了统计集群中是否已
经有过半的服务 器认可了当前的内部投票，如果确定已经有过半服务器认可了该投票，则
终止投票。否则返回步骤4。
10.更新服务器状态。若已经确定可以终止投票，那么就开始更新服务器状态，服务器首选
判断当前被过半 服务器认可的投票所对应的Leader服务器是否是自己，若是自己，则将
自己的服务器状态更新为 LEADING,若不是，则根据具体情况来确定自己是FOLLOWING或
是OBSERVING。
以上10个步骤就是FastLeaderElection的核心，其中步骤4-9会经过几轮循环，直到有Leader选举产生。