大家好，又见面了，我是全栈君，今天给大家准备了Idea注册码。

　　在上篇博客<<
深入了解ZooKeeper（一）>>中我们知道了分布式协调技术、分布式锁的实现和zookeeper服务机制，接下来将进一步了解zookeeper究竟能为我们做了什么以及如何去实现的！

1. 内容思维导图

2. ZooKeeper提供了什么？

2.1 设计原则

（1）最终一致性

　　client不论连接到哪个Server，展示给它的都是同一个视图

（2）可靠性

　　具有简单、健壮、良好的性能，如果消息messgae被一台服务器接受，那么它将被所有的服务器接受

（3）实时性

　　Zookeeper保证客户端将在一个时间间隔范围内获得服务器的更新信息，或者服务器失效的信息。但由于网络延时等原因，Zookeeper不能保证两个客户端能同时得到刚更新的数据，如果需要最新数据，应该在读数据之前调用sync()接口

（4）等待无关（wait-free）

　　慢的或者失效的client不得干预快速的client的请求，使得每个client都能有效的等待

（5）原子性

　　更新智能成功或者失败，没有中间状态

（6）顺序性

　　包括全局有序和偏序两种，全局有序是指如果在一台服务器上消息a在消息b前发布，则在所有Server上消息a都将在消息b前被发布；偏序是指如果一个消息b在消息a后被同一个发送者发布，a必将排在b前面

2.2 角色

　　Zookeeper中的角色主要有以下三类，如下表所示：

2.3 文件系统

　　Zookeeper维护一个类似文件系统的数据结构：

　　每个子目录都被称为znode，和文件系统一样可以增加、删除和修改，唯一不同的是znode可以存储数据，znode有四种类型：

（1）PERSISTENT-持久化目录节点

　　客户端与zookeeper断开连接后，该节点依旧存在

（2） PERSISTENT_SEQUENTIAL-持久化顺序编号目录节点

　　客户端与zookeeper断开连接后，该节点依旧存在，只是Zookeeper给该节点名称进行顺序编号

（3）EPHEMERAL-临时目录节点

　　客户端与zookeeper断开连接后，该节点被删除

（4）EPHEMERAL_SEQUENTIAL-临时顺序编号目录节点

　　客户端与zookeeper断开连接后，该节点被删除，只是Zookeeper给该节点名称进行顺序编号

2.4 通知机制

　　客户端注册监听它关心的目录节点，当目录节点发生变化（数据改变、被删除、子目录节点增加删除）时，zookeeper会通知客户端。watch触发器实现zookeeper的通知机制，关于watch的触发机制看上篇博客。

2.5 系统模型

3. 我们用Zookeeper能做什么？

3.1 命名服务

　　 这个似乎最简单，在zookeeper的文件系统里创建一个目录，即有唯一的path。在我们使用tborg无法确定上游程序的部署机器时即可与下游程序约定好path，通过path即能互相探索发现，不见不散了。

3.2 配置管理

　　   程序总是需要配置的，如果程序分散部署在多台机器上，要逐个改变配置就变得困难。好吧，现在把这些配置全部放到zookeeper上去，保存在 Zookeeper 的某个目录节点中，然后所有相关应用程序对这个目录节点进行监听，一旦配置信息发生变化，每个应用程序就会收到 Zookeeper 的通知，然后从 Zookeeper 获取新的配置信息应用到系统中就好。

3.3 集群管理

　　所谓集群管理无在乎两点：是否有机器退出和加入、选举master

（1）机器退出和加入

　　所有机器约定在父目录GroupMembers下创建临时目录节点，然后监听父目录节点的子节点变化消息。一旦有机器挂掉，该机器与 zookeeper的连接断开，其所创建的临时目录节点被删除，所有其他机器都收到通知：某个兄弟目录被删除，于是，所有人都知道：它上船了。新机器加入 也是类似，所有机器收到通知：新兄弟目录加入，highcount又有了。

（2）master选举

　　我们稍微改变一下，所有机器创建临时顺序编号目录节点，每次选取编号最小的机器作为master就好

3.4 分布式锁

　　 有了zookeeper的一致性文件系统，锁的问题变得容易。锁服务可以分为两类，一个是保持独占，另一个是控制时序。

（1）保存独占

　　我们将zookeeper上的一个znode看作是一把锁，通过createznode的方式来实现。所有客户端都去创建 /distribute_lock 节点，最终成功创建的那个客户端也即拥有了这把锁。厕所有言：来也冲冲，去也冲冲，用完删除掉自己创建的distribute_lock 节点就释放出锁。

（2）控制时序

　　 /distribute_lock 已经预先存在，所有客户端在它下面创建临时顺序编号目录节点，和选master一样，编号最小的获得锁，用完删除，依次进行

3.5 队列管理

　　两种类型的队列：

（1） 同步队列，当一个队列的成员都聚齐时，这个队列才可用，否则一直等待所有成员到达

　　在约定目录下创建临时目录节点，监听节点数目是否是我们要求的数目

（2）队列按照 FIFO 方式进行入队和出队操作

　　和分布式锁服务中的控制时序场景基本原理一致，入列有编号，出列按编号

4. Zookeeper如何实现集群维护一个文件系统的？

4.1 分布式与数据复制

　　Zookeeper作为一个集群提供一致的数据服务，自然，它要在所有机器间做数据复制。

4.1.1 数据复制的好处

（1）容错

　　一个节点出错，不致于让整个系统停止工作，别的节点可以接管它的工作

（2）提高系统的扩展能力

　　把负载分布到多个节点上，或者增加节点来提高系统的负载能力

（3）提高性能

　　让客户端本地访问就近的节点，提高用户访问速度

4.1.2 数据复制集群系统分类

　　从客户端读写访问的透明度来看，数据复制集群系统分下面两种：

（1）写主(WriteMaster)

　　对数据的修改提交给指定的节点。读无此限制，可以读取任何一个节点。这种情况下客户端需要对读与写进行区别，俗称读写分离

（2）写任意(Write Any)

　　对数据的修改可提交给任意的节点，跟读一样。这种情况下，客户端对集群节点的角色与变化透明　　

　　对zookeeper来说，它采用的方式是写任意。通过增加机器，它的读吞吐能力和响应能力扩展性非常好，而写，随着机器的增多吞吐能力肯定下降（这 也是它建立observer的原因），而响应能力则取决于具体实现方式，是延迟复制保持最终一致性，还是立即复制快速响应。我们关注的重点还是在如何保证数据在集群所有机器的一致性，这就涉及到paxos算法。

4.2 数据一致性与paxos算法　

　　据说Paxos算法的难理解与算法的知名度一样令人敬仰，所以我们先看如何保持数据的一致性，这里有个原则就是：

　　在一个分布式数据库系统中，如果各节点的初始状态一致，每个节点都执行相同的操作序列，那么他们最后能得到一个一致的状态。

        Paxos算法解决的什么问题呢，解决的就是保证每个节点执行相同的操作序列。好吧，这还不简单，master维护一个全局写队列，所有写操作都必须 放入这个队列编号，那么无论我们写多少个节点，只要写操作是按编号来的，就能保证一致性。没错，就是这样，可是如果master挂了呢。

        Paxos算法通过投票来对写操作进行全局编号，同一时刻，只有一个写操作被批准，同时并发的写操作要去争取选票，只有获得过半数选票的写操作才会被 批准（所以永远只会有一个写操作得到批准），其他的写操作竞争失败只好再发起一轮投票，就这样，在日复一日年复一年的投票中，所有写操作都被严格编号排 序。编号严格递增，当一个节点接受了一个编号为100的写操作，之后又接受到编号为99的写操作（因为网络延迟等很多不可预见原因），它马上能意识到自己 数据不一致了，自动停止对外服务并重启同步过程。任何一个节点挂掉都不会影响整个集群的数据一致性（总2n+1台，除非挂掉大于n台）。