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)。
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