之前的文章Zookeeper基础原理&应用场景详解中将Zookeeper的基本原理及其应用场景做了一个详细的介绍，虽然介绍了其底层的存储原理、如何使用Zookeeper来实现分布式锁。但是我认为这样也仅仅只是了解了Zookeeper的一点皮毛而已。所以这篇文章就给大家详细聊聊Zookeeper的核心底层原理。不太熟悉Zookeeper的可以回过头去看看。

ZNode

这个应该算是Zookeeper中的基础，数据存储的最小单元。在Zookeeper中，类似文件系统的存储结构，被Zookeeper抽象成了树，树中的每一个节点（Node）被叫做ZNode。ZNode中维护了一个数据结构，用于记录ZNode中数据更改的版本号以及ACL（Access Control List）的变更。

有了这些数据的版本号以及其更新的Timestamp，Zookeeper就可以验证客户端请求的缓存是否合法，并协调更新。

而且，当Zookeeper的客户端执行更新或者删除操作时，都必须要带上要修改的对应数据的版本号。如果Zookeeper检测到对应的版本号不存在，则不会执行这次更新。如果合法，在ZNode中数据更新之后，其对应的版本号也会一起更新。

这套版本号的逻辑，其实很多框架都在用，例如RocketMQ中，Broker向NameServer注册的时候，也会带上这样一个版本号，叫DateVersion。

接下来我们来详细看一下这个维护版本号相关数据的数据结构，它叫Stat Structure，其字段有：

举个例子，通过stat命令，我们可以查看某个ZNode中Stat Structure具体的值。

关于这里的epoch、zxid是Zookeeper集群相关的东西，后面会详细的对其进行介绍。

ACL

ACL（Access Control List）用于控制ZNode的相关权限，其权限控制和Linux中的类似。Linux中权限种类分为了三种，分别是读、写、执行，分别对应的字母是r、w、x。其权限粒度也分为三种，分别是拥有者权限、群组权限、其他组权限，举个例子：

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

什么叫粒度？粒度是对权限所作用的对象的分类，把上面三种粒度换个说法描述就是**对用户（Owner）、用户所属的组（Group)、其他组（Other）**的权限划分，这应该算是一种权限控制的标准了，典型的三段式。

Zookeeper中虽然也是三段式，但是两者对粒度的划分存在区别。Zookeeper中的三段式为Scheme、ID、Permissions，含义分别为权限机制、允许访问的用户和具体的权限。

Scheme代表了一种权限模式，有以下5种类型：

• world 在此中Scheme下，ID只能是anyone，代表所有人都可以访问
• auth 代表已经通过了认证的用户
• digest 使用用户名+密码来做校验。
• ip 只允许某些特定的IP访问ZNode
• X509 通过客户端的证书进行认证

同时权限种类也有五种：

• CREATE 创建节点
• READ 获取节点或列出其子节点
• WRITE 能设置节点的数据
• DELETE 能够删除子节点
• ADMIN 能够设置权限

同Linux中一样，这个权限也有缩写，举个例子：

getAcl方法用户查看对应的ZNode的权限，如图，我们可以输出的结果呈三段式。分别是：

• scheme 使用了world
• id 值为anyone，代表所有用户都有权限
• permissions 其具体的权限为cdrwa，分别是CREATE、DELETE、READ、WRITE和ADMIN的缩写

Session机制

了解了Zookeeper的Version机制，我们可以继续探索Zookeeper的Session机制了。

我们知道，Zookeeper中有4种类型的节点，分别是持久节点、持久顺序节点、临时节点和临时顺序节点。

在之前的文章我们聊到过，客户端如果创建了临时节点，并在之后断开了连接，那么所有的临时节点就都会被删除。实际上断开连接的说话不是很精确，应该是说客户端建立连接时的Session过期之后，其创建的所有临时节点就会被全部删除。

那么Zookeeper是怎么知道哪些临时节点是由当前客户端创建的呢？

答案是Stat Structure中的**ephemeralOwner（临时节点的Owner）**字段

上面说过，如果当前是临时顺序节点，那么ephemeralOwner则存储了创建该节点的Owner的SessionID，有了SessionID，自然就能和对应的客户端匹配上，当Session失效之后，才能将该客户端创建的所有临时节点全部删除。

对应的服务在创建连接的时候，必须要提供一个带有所有服务器、端口的字符串，单个之间逗号相隔，举个例子。

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

Zookeeper的客户端收到这个字符串之后，会从中随机选一个服务、端口来建立连接。如果连接在之后断开，客户端会从字符串中选择下一个服务器，继续尝试连接，直到连接成功。

除了这种最基本的IP+端口，在Zookeeper的3.2.0之后的版本中还支持连接串中带上路径，举个例子。

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

这样一来，/app/a就会被当成当前服务的根目录，在其下创建的所有的节点路经都会带上前缀/app/a。举个例子，我创建了一个节点/node_name，那其完整的路径就会为/app/a/node_name。这个特性特别适用于多租户的环境，对于每个租户来说，都认为自己是最顶层的根目录/。

当Zookeeper的客户端和服务器都建立了连接之后，客户端会拿到一个64位的SessionID和密码。这个密码是干什么用的呢？我们知道Zookeeper可以部署多个实例，如果客户端断开了连接又和另外的Zookeeper服务器建立了连接，那么在建立连接使就会带上这个密码。该密码是Zookeeper的一种安全措施，所有的Zookeeper节点都可以对其进行验证。这样一来，即使连接到了其他Zookeeper节点，Session同样有效。

Session过期有两种情况，分别是：

• 过了指定的失效时间
• 指定时间内客户端没有发送心跳

对于第一种情况，过期时间会在Zookeeper客户端建立连接的时候传给服务器，这个过期时间的范围目前只能在2倍tickTime和20倍tickTime之间。

ticktime是Zookeeper服务器的配置项，用于指定客户端向服务器发送心跳的间隔，其默认值为tickTime=2000，单位为毫秒

而这套Session的过期逻辑由Zookeeper的服务器维护，一旦Session过期，服务器会立即删除由Client创建的所有临时节点，然后通知所有正在监听这些节点的客户端相关变更。

对于第二种情况，Zookeeper中的心跳是通过PING请求来实现的，每隔一段时间，客户端都会发送PING请求到服务器，这就是心跳的本质。心跳使服务器感知到客户端还活着，同样的让客户端也感知到和服务器的连接仍然是有效的，这个间隔就是**tickTime**，默认为2秒。

Watch机制

了解完ZNode和Session，我们终于可以来继续下一个关键功能Watch了，在上面的内容中也不止一次的提到**监听（Watch）**这个词。首先用一句话来概括其作用

给某个节点注册监听器，该节点一旦发生变更（例如更新或者删除），监听者就会收到一个Watch Event

和ZNode中有多种类型一样，Watch也有多种类型，分别是一次性Watch和永久性Watch。

• 一次性Watch 在被触发之后，该Watch就会移除
• 永久性Watch 在被触发之后，仍然保留，可以继续监听ZNode上的变更，是Zookeeper 3.6.0版本新增的功能

一次性的Watch可以在调用getData()、getChildren()和exists()等方法时在参数中进行设置，永久性的Watch则需要调用addWatch()来实现。

并且一次性的Watch会存在问题，因为在Watch触发的事件到达客户端、再到客户端设立新的Watch，是有一个时间间隔的。而如果在这个时间间隔中发生的变更，客户端则无法感知。

Zookeeper集群架构

ZAB协议

把前面的都铺垫好之后就可以来从整体架构的角度再深入了解Zookeeper。Zookeeper为了保证其高可用，采用的基于主从的读写分离架构。

我们知道在类似的Redis主从架构中，节点之间是采用的Gossip协议来进行通信的，那么在Zookeeper中通信协议是什么？

答案是**ZAB（Zookeeper Atomic Broadcast）**协议。

ZAB协议是一种支持崩溃恢复的的原子广播协议，用于在Zookeeper之间传递消息，使所有的节点都保持同步。ZAB同时具有高性能、高可用的、容易上手、利于维护的特点，同时支持自动的故障恢复。

ZAB协议将Zookeeper集群中的节点划分成了三个角色，分别是Leader、Follower和Observer，如下图：

总的来说，这套架构和Redis主从或者MySQL主从的架构类似（感兴趣的也可以去看之前的写的文章，都有聊过）

• Redis主从
• MySQL主从

不同点在于，通常的主从架构中存在两种角色，分别是Leader、Follower（或者是Master、Slave），但Zookeeper中多了一个Observer。

那问题来了，Observer和Follower的区别是啥呢？

本质上来说两者的功能是一样的， 都为Zookeeper提供了横向扩展的能力，使其能够扛住更多的并发。但区别在于Leader的选举过程中，Observer不参与投票选举。

顺序一致性

上文提到了Zookeeper集群中是读写分离的，只有Leader节点能处理写请求，如果Follower节点接收到了写请求，会将该请求转发给Leader节点处理，Follower节点自身是不会处理写请求的。

Leader节点接收到消息之后，会按照请求的严格顺序一一的进行处理。这是Zookeeper的一大特点，它会保证消息的顺序一致性。

举个例子，如果消息A比消息B先到，那么在所有的Zookeeper节点中，消息A都会先于消息B到达，Zookeeper会保证消息的全局顺序。

zxid

那Zookeeper是如何保证消息的顺序？答案是通过zxid。

可以简单的把zxid理解成Zookeeper中消息的唯一ID，节点之间会通过发送**Proposal（事务提议）**来进行通信、数据同步，proposal中就会带上zxid和具体的数据（Message）。而zxid由两部分组成：

• epoch 可以理解成朝代，或者说Leader迭代的版本，每个Leader的epoch都不一样
• counter 计数器，来一条消息就会自增

这也是唯一zxid生成算法的底层实现，由于每个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，这样一来所有的proposal在Zookeeper集群中都有唯一的zxid。

恢复模式

正常运行的Zookeeper集群会处于广播模式。相反，如果超过半数的节点宕机，就会进入恢复模式。

什么是恢复模式？

在Zookeeper集群中，存在两种模式，分别是：

• 恢复模式
• 广播模式

当Zookeeper集群故障时会进入恢复模式，也叫做Leader Activation，顾名思义就是要在此阶段选举出Leader。节点之间会生成zxid和Proposal，然后相互投票。投票是要有原则的，主要有两条：

• 选举出来的Leader的zxid一定要是所有的Follower中最大的
• 并且已有超过半数的Follower返回了ACK，表示认可选举出来的Leader

如果在选举的过程中发生异常，Zookeeper会直接进行新一轮的选举。如果一切顺利，Leader就会被成功选举出来，但是此时集群还不能正常对外提供服务，因为新的Leader和Follower之间还没有进行关键的数据同步。

此后，Leader会等待其余的Follower来连接，然后通过Proposal向所有的Follower发送其缺失的数据。

至于怎么知道缺失哪些数据，Proposal本身是要记录日志，通过Proposal中的zxid的低32位的Counter中的值，就可以做一个Diff

当然这里有个优化，如果缺失的数据太多，那么一条一条的发送Proposal效率太低。所以如果Leader发现缺失的数据过多就会将当前的数据打个快照，直接打包发送给Follower。

新选举出来的Leader的Epoch，会在原来的值上+1，并且将Counter重置为0。

到这你是不是以为就完了？实际上到这还是无法正常提供服务

数据同步完成之后，Leader会发送一个NEW_LEADER的Proposal给Follower，当且仅当该Proposal被过半的Follower返回Ack之后，Leader才会Commit该NEW_LEADER Proposal，集群才能正常的进行工作。

至此，恢复模式结束，集群进入广播模式。

广播模式

在广播模式下，Leader接收到消息之后，会向其他所有Follower发送Proposal（事务提议），Follower接收到Proposal之后会返回ACK给Leader。当Leader收到了quorums个ACK之后，当前Proposal就会提交，被应用到节点的内存中去。quorum个是多少呢？

Zookeeper官方建议每2个Zookeeper节点中，至少有一个需要返回ACK才行，假设有N个Zookeeper节点，那计算公式应该是n/2 + 1。

这样可能不是很直观，用大白话来说就是，超过半数的Follower返回了ACK，该Proposal就能够提交，并且应用至内存中的ZNode。

Zookeeper使用2PC来保证节点之间的数据一致性（如上图），但是由于Leader需要跟所有的Follower交互，这样一来通信的开销会变得较大，Zookeeper的性能就会下降。所以为了提升Zookeeper的性能，才从所有的Follower节点返回ACK变成了过半的Follower返回ACK即可。

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