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Leader選舉概述
Leader選舉是保證分佈式數據一致性的關鍵所在。當Zookeeper集羣中的一臺服務器出現以下兩種情況之一時，需要進入Leader選舉。
(1) 服務器初始化啓動。
(2) 服務器運行期間無法和Leader保持連接。
下面就兩種情況進行分析講解。
1. 服務器啓動時期的Leader選舉
若進行Leader選舉，則至少需要兩臺機器，這裏選取3臺機器組成的服務器集羣爲例。在集羣初始化階段，當有一臺服務器Server1啓動時，其單獨無法進行和完成Leader選舉，當第二臺服務器Server2啓動時，此時兩臺機器可以相互通信，每臺機器都試圖找到Leader，於是進入Leader選舉過程。選舉過程如下
(1) 每個Server發出一個投票。由於是初始情況，Server1和Server2都會將自己作爲Leader服務器來進行投票，每次投票會包含所推舉的服務器的myid和ZXID，使用(myid, ZXID)來表示，此時Server1的投票爲(1, 0)，Server2的投票爲(2, 0)，然後各自將這個投票發給集羣中其他機器。
(2) 接受來自各個服務器的投票。集羣的每個服務器收到投票後，首先判斷該投票的有效性，如檢查是否是本輪投票、是否來自LOOKING狀態的服務器。
(3) 處理投票。針對每一個投票，服務器都需要將別人的投票和自己的投票進行PK，PK規則如下
· 優先檢查ZXID。ZXID比較大的服務器優先作爲Leader。
· 如果ZXID相同，那麼就比較myid。myid較大的服務器作爲Leader服務器。
zxid由兩部分構成：主進程週期epoch和事務單調遞增的計數器。zxid是一個64位的數，高32位代表主進程週期epoch，低32位代表事務單調遞增的計數器。
- 當有新的Leader產生時，Leader週期epoch加1，計數器從0開始；
- 每處理一個事務請求，計數器加1；
對於Server1而言，它的投票是(1, 0)，接收Server2的投票爲(2, 0)，首先會比較兩者的ZXID，均爲0，再比較myid，此時Server2的myid最大，於是更新自己的投票爲(2, 0)，然後重新投票，對於Server2而言，其無須更新自己的投票，只是再次向集羣中所有機器發出上一次投票信息即可。
(4) 統計投票。每次投票後，服務器都會統計投票信息，判斷是否已經有過半機器接受到相同的投票信息，對於Server1、Server2而言，都統計出集羣中已經有兩臺機器接受了(2, 0)的投票信息，此時便認爲已經選出了Leader。
(5) 改變服務器狀態。一旦確定了Leader，每個服務器就會更新自己的狀態，如果是Follower，那麼就變更爲FOLLOWING，如果是Leader，就變更爲LEADING。
2. 服務器運行時期的Leader選舉
在Zookeeper運行期間，Leader與非Leader服務器各司其職，即便當有非Leader服務器宕機或新加入，此時也不會影響Leader，但是一旦Leader服務器掛了，那麼整個集羣將暫停對外服務，進入新一輪Leader選舉，其過程和啓動時期的Leader選舉過程基本一致。假設正在運行的有Server1、Server2、Server3三臺服務器，當前Leader是Server2，若某一時刻Leader掛了，此時便開始Leader選舉。選舉過程如下
(1) 變更狀態。Leader掛後，餘下的非Observer服務器都會講自己的服務器狀態變更爲LOOKING，然後開始進入Leader選舉過程。
(2) 每個Server會發出一個投票。在運行期間，每個服務器上的ZXID可能不同，此時假定Server1的ZXID爲123，Server3的ZXID爲122；在第一輪投票中，Server1和Server3都會投自己，產生投票(1, 123)，(3, 122)，然後各自將投票發送給集羣中所有機器。
(3) 接收來自各個服務器的投票。與啓動時過程相同。
(4) 處理投票。與啓動時過程相同，此時，Server1將會成爲Leader。
(5) 統計投票。與啓動時過程相同。
(6) 改變服務器的狀態。與啓動時過程相同。
2.2 Leader選舉算法分析
在3.4.0後的Zookeeper的版本只保留了TCP版本的FastLeaderElection選舉算法。當一臺機器進入Leader選舉時，當前集羣可能會處於以下兩種狀態
· 集羣中已經存在Leader。
· 集羣中不存在Leader。
對於集羣中已經存在Leader而言，此種情況一般都是某臺機器啓動得較晚，在其啓動之前，集羣已經在正常工作，對這種情況，該機器試圖去選舉Leader時，會被告知當前服務器的Leader信息，對於該機器而言，僅僅需要和Leader機器建立起連接，並進行狀態同步即可。而在集羣中不存在Leader情況下則會相對複雜，其步驟如下
(1) 第一次投票。無論哪種導致進行Leader選舉，集羣的所有機器都處於試圖選舉出一個Leader的狀態，即LOOKING狀態，LOOKING機器會向所有其他機器發送消息，該消息稱爲投票。投票中包含了SID（服務器的唯一標識）和ZXID（事務ID），(SID, ZXID)形式來標識一次投票信息。假定Zookeeper由5臺機器組成，SID分別爲1、2、3、4、5，ZXID分別爲9、9、9、8、8，並且此時SID爲2的機器是Leader機器，某一時刻，1、2所在機器出現故障，因此集羣開始進行Leader選舉。在第一次投票時，每臺機器都會將自己作爲投票對象，於是SID爲3、4、5的機器投票情況分別爲(3, 9)，(4, 8)， (5, 8)。
(2) 變更投票。每臺機器發出投票後，也會收到其他機器的投票，每臺機器會根據一定規則來處理收到的其他機器的投票，並以此來決定是否需要變更自己的投票，這個規則也是整個Leader選舉算法的核心所在，其中術語描述如下
· vote_sid：接收到的投票中所推舉Leader服務器的SID。
· vote_zxid：接收到的投票中所推舉Leader服務器的ZXID。
· self_sid：當前服務器自己的SID。
· self_zxid：當前服務器自己的ZXID。
每次對收到的投票的處理，都是對(vote_sid, vote_zxid)和(self_sid, self_zxid)對比的過程。
規則一：如果vote_zxid大於self_zxid，就認可當前收到的投票，並再次將該投票發送出去。
規則二：如果vote_zxid小於self_zxid，那麼堅持自己的投票，不做任何變更。
規則三：如果vote_zxid等於self_zxid，那麼就對比兩者的SID，如果vote_sid大於self_sid，那麼就認可當前收到的投票，並再次將該投票發送出去。
規則四：如果vote_zxid等於self_zxid，並且vote_sid小於self_sid，那麼堅持自己的投票，不做任何變更。
結合上面規則，給出下面的集羣變更過程。
(3) 確定Leader。經過第二輪投票後，集羣中的每臺機器都會再次接收到其他機器的投票，然後開始統計投票，如果一臺機器收到了超過半數的相同投票，那麼這個投票對應的SID機器即爲Leader。此時Server3將成爲Leader。
由上面規則可知，通常那臺服務器上的數據越新（ZXID會越大），其成爲Leader的可能性越大，也就越能夠保證數據的恢復。如果ZXID相同，則SID越大機會越大。
2.3 Leader選舉實現細節
1. 服務器狀態
服務器具有四種狀態，分別是LOOKING、FOLLOWING、LEADING、OBSERVING。
LOOKING：尋找Leader狀態。當服務器處於該狀態時，它會認爲當前集羣中沒有Leader，因此需要進入Leader選舉狀態。
FOLLOWING：跟隨者狀態。表明當前服務器角色是Follower。
LEADING：領導者狀態。表明當前服務器角色是Leader。
OBSERVING：觀察者狀態。表明當前服務器角色是Observer。
2. 投票數據結構
每個投票中包含了兩個最基本的信息，所推舉服務器的SID和ZXID，投票（Vote）在Zookeeper中包含字段如下
id：被推舉的Leader的SID。
zxid：被推舉的Leader事務ID。
electionEpoch：邏輯時鐘，用來判斷多個投票是否在同一輪選舉週期中，該值在服務端是一個自增序列，每次進入新一輪的投票後，都會對該值進行加1操作。
peerEpoch：被推舉的Leader的epoch。
state：當前服務器的狀態。
3. QuorumCnxManager：網絡I/O
每臺服務器在啓動的過程中，會啓動一個QuorumPeerManager，負責各臺服務器之間的底層Leader選舉過程中的網絡通信。
(1) 消息隊列。QuorumCnxManager內部維護了一系列的隊列，用來保存接收到的、待發送的消息以及消息的發送器，除接收隊列以外，其他隊列都按照SID分組形成隊列集合，如一個集羣中除了自身還有3臺機器，那麼就會爲這3臺機器分別創建一個發送隊列，互不干擾。
· recvQueue：消息接收隊列，用於存放那些從其他服務器接收到的消息。
· queueSendMap：消息發送隊列，用於保存那些待發送的消息，按照SID進行分組。
· senderWorkerMap：發送器集合，每個SenderWorker消息發送器，都對應一臺遠程Zookeeper服務器，負責消息的發送，也按照SID進行分組。
· lastMessageSent：最近發送過的消息，爲每個SID保留最近發送過的一個消息。
(2) 建立連接。爲了能夠相互投票，Zookeeper集羣中的所有機器都需要兩兩建立起網絡連接。QuorumCnxManager在啓動時會創建一個ServerSocket來監聽Leader選舉的通信端口(默認爲3888)。開啓監聽後，Zookeeper能夠不斷地接收到來自其他服務器的創建連接請求，在接收到其他服務器的TCP連接請求時，會進行處理。爲了避免兩臺機器之間重複地創建TCP連接，Zookeeper只允許SID大的服務器主動和其他機器建立連接，否則斷開連接。在接收到創建連接請求後，服務器通過對比自己和遠程服務器的SID值來判斷是否接收連接請求，如果當前服務器發現自己的SID更大，那麼會斷開當前連接，然後自己主動和遠程服務器建立連接。一旦連接建立，就會根據遠程服務器的SID來創建相應的消息發送器SendWorker和消息接收器RecvWorker，並啓動。
(3) 消息接收與發送。消息接收：由消息接收器RecvWorker負責，由於Zookeeper爲每個遠程服務器都分配一個單獨的RecvWorker，因此，每個RecvWorker只需要不斷地從這個TCP連接中讀取消息，並將其保存到recvQueue隊列中。消息發送：由於Zookeeper爲每個遠程服務器都分配一個單獨的SendWorker，因此，每個SendWorker只需要不斷地從對應的消息發送隊列中獲取出一個消息發送即可，同時將這個消息放入lastMessageSent中。在SendWorker中，一旦Zookeeper發現針對當前服務器的消息發送隊列爲空，那麼此時需要從lastMessageSent中取出一個最近發送過的消息來進行再次發送，這是爲了解決接收方在消息接收前或者接收到消息後服務器掛了，導致消息尚未被正確處理。同時，Zookeeper能夠保證接收方在處理消息時，會對重複消息進行正確的處理。
4. FastLeaderElection：選舉算法核心
· 外部投票：特指其他服務器發來的投票。
· 內部投票：服務器自身當前的投票。
· 選舉輪次：Zookeeper服務器Leader選舉的輪次，即logicalclock。
· PK：對內部投票和外部投票進行對比來確定是否需要變更內部投票。
(1) 選票管理
· sendqueue：選票發送隊列，用於保存待發送的選票。
· recvqueue：選票接收隊列，用於保存接收到的外部投票。
· WorkerReceiver：選票接收器。其會不斷地從QuorumCnxManager中獲取其他服務器發來的選舉消息，並將其轉換成一個選票，然後保存到recvqueue中，在選票接收過程中，如果發現該外部選票的選舉輪次小於當前服務器的，那麼忽略該外部投票，同時立即發送自己的內部投票。
· WorkerSender：選票發送器，不斷地從sendqueue中獲取待發送的選票，並將其傳遞到底層QuorumCnxManager中。
(2) 算法核心
上圖展示了FastLeaderElection模塊是如何與底層網絡I/O進行交互的。Leader選舉的基本流程如下
1. 自增選舉輪次。Zookeeper規定所有有效的投票都必須在同一輪次中，在開始新一輪投票時，會首先對logicalclock進行自增操作。
2. 初始化選票。在開始進行新一輪投票之前，每個服務器都會初始化自身的選票，並且在初始化階段，每臺服務器都會將自己推舉爲Leader。
3. 發送初始化選票。完成選票的初始化後，服務器就會發起第一次投票。Zookeeper會將剛剛初始化好的選票放入sendqueue中，由發送器WorkerSender負責發送出去。
4. 接收外部投票。每臺服務器會不斷地從recvqueue隊列中獲取外部選票。如果服務器發現無法獲取到任何外部投票，那麼就會立即確認自己是否和集羣中其他服務器保持着有效的連接，如果沒有連接，則馬上建立連接，如果已經建立了連接，則再次發送自己當前的內部投票。
5. 判斷選舉輪次。在發送完初始化選票之後，接着開始處理外部投票。在處理外部投票時，會根據選舉輪次來進行不同的處理。
· 外部投票的選舉輪次大於內部投票。若服務器自身的選舉輪次落後於該外部投票對應服務器的選舉輪次，那麼就會立即更新自己的選舉輪次(logicalclock)，並且清空所有已經收到的投票，然後使用初始化的投票來進行PK以確定是否變更內部投票。最終再將內部投票發送出去。
· 外部投票的選舉輪次小於內部投票。若服務器接收的外選票的選舉輪次落後於自身的選舉輪次，那麼Zookeeper就會直接忽略該外部投票，不做任何處理，並返回步驟4。
· 外部投票的選舉輪次等於內部投票。此時可以開始進行選票PK。
6. 選票PK。在進行選票PK時，符合任意一個條件就需要變更投票。
· 若外部投票中推舉的Leader服務器的選舉輪次大於內部投票，那麼需要變更投票。
· 若選舉輪次一致，那麼就對比兩者的ZXID，若外部投票的ZXID大，那麼需要變更投票。
· 若兩者的ZXID一致，那麼就對比兩者的SID，若外部投票的SID大，那麼就需要變更投票。
7. 變更投票。經過PK後，若確定了外部投票優於內部投票，那麼就變更投票，即使用外部投票的選票信息來覆蓋內部投票，變更完成後，再次將這個變更後的內部投票發送出去。
8. 選票歸檔。無論是否變更了投票，都會將剛剛收到的那份外部投票放入選票集合recvset中進行歸檔。recvset用於記錄當前服務器在本輪次的Leader選舉中收到的所有外部投票（按照服務隊的SID區別，如{(1, vote1), (2, vote2)...}）。
9. 統計投票。完成選票歸檔後，就可以開始統計投票，統計投票是爲了統計集羣中是否已經有過半的服務器認可了當前的內部投票，如果確定已經有過半服務器認可了該投票，則終止投票。否則返回步驟4。
10. 更新服務器狀態。若已經確定可以終止投票，那麼就開始更新服務器狀態，服務器首選判斷當前被過半服務器認可的投票所對應的Leader服務器是否是自己，若是自己，則將自己的服務器狀態更新爲LEADING，若不是，則根據具體情況來確定自己是FOLLOWING或是OBSERVING。
以上10個步驟就是FastLeaderElection的核心，其中步驟4-9會經過幾輪循環，直到有Leader選舉產生。
三、總結
經過本篇博文的學習，瞭解了Leader選舉的具體細節，這對於之後的代碼分析會打下很好的基礎。也謝謝各位園友的觀看~
gaoshan個人解釋，選舉輪次，也就是邏輯時鐘，即logicalclock。這個值，不會頻繁變化，一次選舉，自增一次。一次選舉過程中，可能包括多次投票，投票不涉及邏輯時鐘的自增。
舉例，初始情況下5臺機器，sid分別爲1、2、3、4、5，邏輯時鐘都是0。依次啓動後，開始選舉，所有的機器邏輯時鐘自增爲1。經過多次投票，假設第三臺機器爲leader，其他4臺機器爲follower，此時5臺機器的邏輯時鐘都爲1。
一般情況下，邏輯時鐘應該都是相同的。但是，由於一些機器崩潰的問題，是可能出現邏輯時鐘不一致的情況的。例如，上例中，sid=3的機器爲leader。之後某一刻，sid爲1、3的機器崩潰，zookeeper仍然可以正常對外提供服務。但需要重新選主，剩下的2、4、5重新投票選主，假設sid=5成爲新的leader，邏輯時鐘自增，由1變成2。之後某一刻，sid爲5的機器奔潰，sid爲1的機器復活，仍然有3臺機器運行，zookeeper可以對外提供服務，但需要重新選主。重新選主，邏輯時鐘自增，這時sid爲2、4的機器的邏輯時鐘是由2自增爲3，而sid爲1的機器的邏輯時鐘是由1自增爲2。這種情況下，就出現了邏輯時鐘不一致的情況。這時，需要清楚sid爲1的機器內部的投票數據，因爲這些投票數據都是過時的數據。