本文轉發自技術世界，原文鏈接　http://www.jasongj.com/zookeeper/distributedlock/

1、Zookeeper特點

1.1 Zookeeper節點類型

如上文《Zookeeper架構及FastLeaderElection機制》所述，Zookeeper 提供了一個類似于 Linux 文件系統的樹形結構。該樹形結構中每個節點被稱為 znode ，可按如下兩個維度分類

• Persist vs. Ephemeral

Persist節點，一旦被創建，便不會意外丟失，即使服務器全部重啟也依然存在。每個 Persist 節點即可包含數據，也可包含子節點

Ephemeral節點，在創建它的客戶端與服務器間的 Session 結束時自動被刪除。服務器重啟會導致 Session 結束，因此 Ephemeral 類型的 znode 此時也會自動刪除

• Sequence vs. Non-sequence

Non-sequence節點，多個客戶端同時創建同一 Non-sequence 節點時，只有一個可創建成功，其它均失敗。并且創建出的節點名稱與創建時指定的節點名完全一樣

Sequence節點，創建出的節點名在指定的名稱之后帶有10位10進制數的序號。多個客戶端創建同一名稱的節點時，都能創建成功，只是序號不同

1.2 Zookeeper語義保證

Zookeeper 簡單高效，同時提供如下語義保證，從而使得我們可以利用這些特性提供復雜的服務。

• 順序性　客戶端發起的更新會按發送順序被應用到 Zookeeper 上
• 原子性 更新操作要么成功要么失敗，不會出現中間狀態
• 單一系統鏡像　一個客戶端無論連接到哪一個服務器都能看到完全一樣的系統鏡像（即完全一樣的樹形結構）。注：根據上文《Zookeeper架構及FastLeaderElection機制》介紹的 ZAB 協議，寫操作并不保證更新被所有的 Follower 立即確認，因此通過部分 Follower 讀取數據并不能保證讀到最新的數據，而部分 Follwer 及 Leader 可讀到最新數據。如果一定要保證單一系統鏡像，可在讀操作前使用 sync 方法。
• 可靠性　一個更新操作一旦被接受即不會意外丟失，除非被其它更新操作覆蓋
• 最終一致性　寫操作最終（而非立即）會對客戶端可見

1.3 Zookeeper Watch機制

所有對 Zookeeper 的讀操作，都可附帶一個 Watch 。一旦相應的數據有變化，該 Watch 即被觸發。Watch 有如下特點

• 主動推送　Watch被觸發時，由 Zookeeper 服務器主動將更新推送給客戶端，而不需要客戶端輪詢。
• 一次性　數據變化時，Watch 只會被觸發一次。如果客戶端想得到后續更新的通知，必須要在 Watch 被觸發后重新注冊一個 Watch。
• 可見性　如果一個客戶端在讀請求中附帶 Watch，Watch 被觸發的同時再次讀取數據，客戶端在得到 Watch 消息之前肯定不可能看到更新后的數據。換句話說，更新通知先于更新結果。
• 順序性　如果多個更新觸發了多個 Watch ，那 Watch 被觸發的順序與更新順序一致。

2、 分布式鎖與領導選舉關鍵點

2.1 最多一個獲取鎖 / 成為Leader

對于分布式鎖（這里特指排它鎖）而言，任意時刻，最多只有一個進程（對于單進程內的鎖而言是單線程）可以獲得鎖。

對于領導選舉而言，任意時間，最多只有一個成功當選為Leader。否則即出現腦裂（Split brain）

2.2 鎖重入 / 確認自己是Leader

對于分布式鎖，需要保證獲得鎖的進程在釋放鎖之前可再次獲得鎖，即鎖的可重入性。

對于領導選舉，Leader需要能夠確認自己已經獲得領導權，即確認自己是Leader。

2.3 釋放鎖 / 放棄領導權

鎖的獲得者應該能夠正確釋放已經獲得的鎖，并且當獲得鎖的進程宕機時，鎖應該自動釋放，從而使得其它競爭方可以獲得該鎖，從而避免出現死鎖的狀態。

領導應該可以主動放棄領導權，并且當領導所在進程宕機時，領導權應該自動釋放，從而使得其它參與者可重新競爭領導而避免進入無主狀態。

2.4 感知鎖釋放 / 領導權的放棄

當獲得鎖的一方釋放鎖時，其它對于鎖的競爭方需要能夠感知到鎖的釋放，并再次嘗試獲取鎖。

原來的Leader放棄領導權時，其它參與方應該能夠感知該事件，并重新發起選舉流程。

3、非公平領導選舉

從上面幾個方面可見，分布式鎖與領導選舉的技術要點非常相似，實際上其實現機制也相近。本章就以領導選舉為例來說明二者的實現原理，分布式鎖的實現原理也幾乎一致。

3.1 選主過程

假設有三個Zookeeper的客戶端，如下圖所示，同時競爭Leader。這三個客戶端同時向Zookeeper集群注冊Ephemeral且Non-sequence類型的節點，路徑都為/zkroot/leader（工程實踐中，路徑名可自定義）。

如上圖所示，由于是Non-sequence節點，這三個客戶端只會有一個創建成功，其它節點均創建失敗。
此時，創建成功的客戶端（即上圖中的Client 1）即成功競選為 Leader 。其它客戶端（即上圖中的Client 2和Client 3）此時均為 Follower。

3.2 放棄領導權

如果 Leader 打算主動放棄領導權，直接刪除/zkroot/leader節點即可。

如果 Leader 進程意外宕機，其與 Zookeeper 間的 Session 也結束，該節點由于是Ephemeral類型的節點，因此也會自動被刪除。

此時/zkroot/leader節點不復存在，對于其它參與競選的客戶端而言，之前的 Leader 已經放棄了領導權。

3.3 感知領導權的放棄

由上圖可見，創建節點失敗的節點，除了成為 Follower 以外，還會向/zkroot/leader注冊一個 Watch ，一旦 Leader 放棄領導權，也即該節點被刪除，所有的 Follower 會收到通知。

3.4 重新選舉

感知到舊 Leader 放棄領導權后，所有的 Follower 可以再次發起新一輪的領導選舉，如下圖所示。

從上圖中可見

• 新一輪的領導選舉方法與最初的領導選舉方法完全一樣，都是發起節點創建請求，創建成功即為 Leader，否則為 Follower ，且 Follower 會 Watch 該節點
• 新一輪的選舉結果，無法預測，與它們在第一輪選舉中的順序無關。這也是該方案被稱為非公平模式的原因

3.5 非公平模式總結

• 非公平模式實現簡單，每一輪選舉方法都完全一樣
• 競爭參與方不多的情況下，效率高。每個 Follower 通過 Watch 感知到節點被刪除的時間不完全一樣，只要有一個 Follower 得到通知即發起競選，即可保證當時有新的 Leader 被選出
• 給Zookeeper 集群造成的負載大，因此擴展性差。如果有上萬個客戶端都參與競選，意味著同時會有上萬個寫請求發送給 Zookeper。如《Zookeeper架構》一文所述，Zookeeper 存在單點寫的問題，寫性能不高。同時一旦 Leader 放棄領導權，Zookeeper 需要同時通知上萬個 Follower，負載較大。

4、公平領導選舉

4.1 選主過程

如下圖所示，公平領導選舉中，各客戶端均創建/zkroot/leader節點，且其類型為Ephemeral與Sequence。

由于是Sequence類型節點，故上圖中三個客戶端均創建成功，只是序號不一樣。此時，每個客戶端都會判斷自己創建成功的節點的序號是不是當前最小的。如果是，則該客戶端為 Leader，否則即為 Follower。

在上圖中，Client 1創建的節點序號為 1 ，Client 2創建的節點序號為 2，Client 3創建的節點序號為3。由于最小序號為 1 ，且該節點由Client 1創建，故Client 1為 Leader 。

4.2 放棄領導權

Leader 如果主動放棄領導權，直接刪除其創建的節點即可。

如果 Leader 所在進程意外宕機，其與 Zookeeper 間的 Session 結束，由于其創建的節點為Ephemeral類型，故該節點自動被刪除。

4.3 感知領導權的放棄

與非公平模式不同，每個 Follower 并非都 Watch 由 Leader 創建出來的節點，而是 Watch 序號剛好比自己序號小的節點。

在上圖中，總共有 1、2、3 共三個節點，因此Client 2 Watch /zkroot/leader1，Client 3 Watch /zkroot/leader2。（注：序號應該是10位數字，而非一位數字，這里為了方便，以一位數字代替）

一旦 Leader 宕機，/zkroot/leader1被刪除，Client 2可得到通知。此時Client 3由于 Watch 的是/zkroot/leader2，故不會得到通知。

4.4 重新選舉

Client 2得到/zkroot/leader1被刪除的通知后，不會立即成為新的 Leader 。而是先判斷自己的序號 2 是不是當前最小的序號。在該場景下，其序號確為最小。因此Client 2成為新的 Leader 。

這里要注意，如果在Client 1放棄領導權之前，Client 2就宕機了，Client 3會收到通知。此時Client 3不會立即成為Leader，而是要先判斷自己的序號 3 是否為當前最小序號。很顯然，由于Client 1創建的/zkroot/leader1還在，因此Client 3不會成為新的 Leader ，并向Client 2序號 2 前面的序號，也即 1 創建 Watch。該過程如下圖所示。

4.5 公平模式總結

• 實現相對復雜
• 擴展性好，每個客戶端都只 Watch 一個節點且每次節點被刪除只須通知一個客戶端
• 舊 Leader 放棄領導權時，其它客戶端根據競選的先后順序（也即節點序號）成為新 Leader，這也是公平模式的由來
• 延遲相對非公平模式要高，因為它必須等待特定節點得到通知才能選出新的 Leader

5、總結

基于 Zookeeper 的領導選舉或者分布式鎖的實現均基于 Zookeeper 節點的特性及通知機制。充分利用這些特性，還可以開發出適用于其它場景的分布式應用。

總結

以上是生活随笔為你收集整理的Zookeeper：基于Zookeeper的分布式锁与领导选举的全部內容，希望文章能夠幫你解決所遇到的問題。

如果覺得生活随笔網站內容還不錯，歡迎將生活随笔推薦給好友。