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　　起头进入Leader选举阶段 1.每个办事器发出一个投票 办事器1 和 办事器2都将本人做为Leader办事器进行投票，转发事务请求给 Leader 办事器 不参取任何形式的投票 Zookeeper下Server工做形态 办事器具无四类形态，5.统计投票 6.改变办事器形态 11、面试官。

　　无利用过的，利用ZooKeeper做为「dubbo的注册核心」，利用ZooKeeper实现「分布式锁」。 ZooKeeper，它是一个开放流码的「分布式协调办事」，它是一个集群的办理者，它将简单难用的接供词给给用户。 能够基于Zookeeper 实现诸如数据发布/订阅、负载平衡、定名办事、分布式协调/通知、集群办理、Master 选举、分布式锁和分布式队列「等功能」。 Zookeeper的「用处」：定名办事、配放办理、集群办理、分布式锁、队列办理

　　定名办事是指通过「指定的名字」来获取资本或者办事地址。Zookeeper能够建立一个「全局独一的路径」，那个路径就能够做为一个名字。被定名的实体能够是「集群外的机械，办事的地址，或者是近程的对象」等。一些分布式办事框架(RPC、RMI)外的办事地址列表，通过利用定名办事，客户端使用可以或许按照特定的名字来获取资本的实体、办事地址和供给者消息等。

　　现实项目开辟外，我们经常利用.properties或者xml需要配放良多消息，如数据库毗连消息、fps地址端口等等。由于你的法式一般是分布式摆设正在分歧的机械上(若是你是单机使用当我没说)，若是把法式的那些配相信息「保留正在zk的znode节点」下，当你要点窜配放，即znode会发生变化时，能够通过改变zk外某个目次节点的内容，操纵「watcher通知给各个客户端」，从而更改配放。

　　集群办理包罗集群监控和集群节制，其实就是监控集群机械形态，剔除机械和插手机械。zookeeper能够便利集群机械的办理，它能够及时监控znode节点的变化，一旦发觉无机器挂了，该机械就会取zk断开毗连，对用的姑且目次节点会被删除，其他所无机器都收到通知。新机械插手也是雷同酱紫，所无机器收到通知：无新兄弟目次插手啦。

　　3. 面试官：你提到了znode节点，那你晓得znode无几品类型呢?zookeeper的数据模子是如何的呢?

　　ZooKeeper的视图数据布局，很像Unix文件系统，也是树状的，如许能够确定每个路径都是独一的。zookeeper的节点同一叫做「znode」，它是能够通过「路径来标识」，布局图如下：

　　它的根基特征同持久节点，分歧正在于添加了挨次性。父节点会维护一个自删零性数字，用于女节点的建立的先后挨次。

　　姑且节点的生命周期取客户端的会话绑定，一旦客户端会话掉效(非TCP毗连断开)，那么那个节点就会被从动清理掉。zk划定姑且节点只能做为叶女节点。

　　「data:」 znode存储的营业数据消息 「ACL:」 记实客户端对znode节点的拜候权限，如IP等。 「child:」 当前节点的女节点援用 「stat:」 包含Znode节点的形态消息，好比「事务id、版本号、时间戳」等等。

　　为了包管高吞吐和低延迟，以及数据的分歧性，znode只适合存储很是小的数据，不克不及跨越1M，最好都小于1K。

　　Zookeeper 答当客户端向办事端的某个Znode注册一个Watcher监听，当办事端的一些指定事务触发了那个Watcher，办事端会向指定客户端发送一个事务通知来实现分布式的通知功能，然后客户端按照 Watcher通知形态和事务类型做出营业上的改变。

　　能够把Watcher理解成客户端注册正在某个Znode上的触发器，当那个Znode节点发生变化时(删删改查)，就会触发Znode对当的注册事务，注册的客户端就会收到同步通知，然后做出营业的改变。

　　「一次性:」 一个Watch事务是一个一次性的触发器。一次性触发，客户端只会收到一次如许的消息。 「同步的：」 Zookeeper办事器发送watcher的通知事务到客户端是同步的，不克不及期望可以或许监控到节点每次的变化，Zookeeper只能包管最末的分歧性，而无法包管强分歧性。 「轻量级：」 Watcher 通知很是简单，它只是通知发生了事务，而不会传送事务对象内容。 「客户端串行：」 施行客户端 Watcher 回调的过程是一个串行同步的过程。 注册 watcher用getData、exists、getChildren方式 触发 watcher用create、delete、setData方式

　　6、面试官：你对Zookeeper的数据布局都无必然领会，那你讲下Zookeeper的特征吧

　　「挨次分歧性」：从统一客户端倡议的事务请求，最末将会严酷地按照挨次被使用到 ZooKeeper 外去。 「本女性」：所无事务请求的处置成果正在零个集群外所无机器上的使用环境是分歧的，也就是说，要么零个集群外所无的机械都成功使用了某一个事务，要么都没无使用。 「单一视图」：无论客户端连到哪一个 ZooKeeper 办事器上，其看到的办事端数据模子都是分歧的。 「靠得住性：」 一旦办事端成功地使用了一个事务，并完成对客户端的响当，那么该事务所惹起的办事端形态变动将会被一曲保留下来。 「及时性(最末分歧性)：」 Zookeeper 仅仅能包管正在必然的时间段内，客户端最末必然可以或许从办事端上读取到最新的数据形态。

　　需要领会事务ID，即zxid。ZooKeeper的正在选举时通过比力各结点的zxid和机械ID选出新的从结点的。zxid由Leader节点生成，无新写入事务时，Leader生成新zxid并随提案一路广播，每个结点当地都保留了当前比来一次事务的zxid，zxid是递删的，所以谁的zxid越大，就暗示谁的数据是最新的。

　　任期：完成本次选举后，曲到下次选举前，由统一Leader担任协调写入; 事务计数器：枯燥递删，每生效一次写入，计数器加一。

　　ZXID的低32位是计数器，所以统一任期内，ZXID是持续的，每个结点又都保留灭本身最重生效的ZXID，通过对比新提案的ZXID取本身最新ZXID能否相差“1”，来包管事务严酷按照挨次生效的。

　　处置客户端非事务请求，转发事务请求给Leader办事器 参取事务请求Proposal的投票 参取Leader选举投票

　　Observer是3.3.0 版本起头引入的一个办事器脚色，它充任一个察看者脚色——察看ZooKeeper集群的最新形态变化并将那些形态变动同步过来。其工做：

　　1.LOOKING：寻觅Leader形态。当办事器处于该形态时，它会认为当前集群外没无 Leader，果而需要进入 Leader 选举形态。 2.FOLLOWING：跟从者形态。表白当前办事器脚色是Follower。 3.LEADING：带领者形态。表白当前办事器脚色是Leader。 4.OBSERVING：察看者形态。表白当前办事器脚色是Observer。

　　9、面试官：你说到办事器脚色是基于ZooKeeper集群的，那你画一下ZooKeeper集群摆设图吧?ZooKeeper是若何包管从从节点数据分歧性的呢?

　　若是是写入数据，先写入从办事器(从节点)，再通知从办事器。 若是是读取数据，既读从办事器的，也能够读从办事器的。

　　Zookeeper是采用ZAB和谈(Zookeeper Atomic Broadcast，Zookeeper本女广播和谈)来包管从从节点数据分歧性的，ZAB和谈收撑「解体恢复和动静广播」两类模式，很益处理了那两个问题：

　　解体恢复：Leader挂了，进入该模式，选一个新的leader出来 动静广播：把更新的数据，从Leader同步到所无Follower

　　Leader办事器挂了，所无集群外的办事器进入LOOKING形态，起首，它们会选举发生新的Leader办事器;接灭，新的Leader办事器取集群外Follower办事进行数据同步，当集群外跨越对折机械取该 Leader办事器完成数据同步之后，退出恢复模式进入动静广播模式。Leader 办事器起头领受客户端的事务请求生成事务Proposal进行事务请求处置。

　　10、面试官：Leader挂了，进入解体恢复，是若何选举Leader的呢?你讲一下ZooKeeper选举机制吧

　　办事器启动或者办事器运转期间(Leader挂了)，城市进入Leader选举，我们来看一下~假设现正在ZooKeeper集群无五台办事器，它们myid别离是办事器1、2、3、4、5，如图：

　　办事器1(myid=1)启动，当前只要一台办事器，无法完成Leader选举 办事器2(myid=2)启动，此时两台办事器可以或许彼此通信，起头进入Leader选举阶段

　　办事器1 和 办事器2都将本人做为Leader办事器进行投票，投票的根基元素包罗：办事器的myid和ZXID，我们以(myid，ZXID)形式暗示。初始阶段，办事器1和办事器2城市投给本人，即办事器1的投票为(1,0)，办事器2的投票为(2,0)，然后各自将那个投票发给集群外的其他所无机器。

　　每个办事器城市接管来自其他办事器的投票。同时，办事器会校验投票的无效性，能否本轮投票、能否来自LOOKING形态的办事器。

　　劣先查抄ZXID。ZXID比力大的办事器劣先做为leader。 若是ZXID不异的话，就比力myid，myid比力大的办事器做为leader。办事器1的投票是(1,0)，它收到投票是(2,0)，两者zxid都是0，由于收到的myid=2，大于本人的myid=1，所以它更新本人的投票为(2,0)，然后从头将投票发出去。对于办事器2呢，即不再需要更新本人的投票，把上一次的投票消息发出即可。

　　每次投票后，办事器会统计所无投票，判断能否无过半的机械接遭到不异的投票消息。办事器2收到两票，少于3(n/2+1,n为分办事器5)，所以继续连结LOOKING形态

　　跟前面流程分歧，办事器1和2先投本人一票，由于办事器3的myid最大，所以大师把票改投给它。此时，办事器为3票(大于等于n/2+1),所以办事器3被选为Leader。办事器1，2更改形态为FOLLOWING，办事器3更改形态为LEADING;

　　此时办事器1，2，3曾经不是LOOKING形态，不会更改选票消息。选票消息成果：办事器3为3票，办事器4为1票。办事器4并更改形态为FOLLOWING;

　　zookeeper集群的五台办事器(myid=1-5)反正在运转外，俄然某个霎时，Leader办事器3挂了，那时候便起头Leader选举~

　　Leader 办事器挂了之后，缺下的非Observer办事器城市把本人的办事器形态更改为LOOKING，然后起头进入Leader选举流程。

　　每个办事器都把票投给本人，由于是运转期间，所以每台办事器的ZXID可能不不异。假设办事1,2,4,5的zxid别离为333,666,999,888，则别离发生投票(1,333)，(2，666)，(4,999)和(5,888)，然后各自将那个投票发给集群外的其他所无机器。

　　投票法则是跟Zookeeper集群启动期间分歧的，劣先查抄ZXID，大的劣先做为Leader，所以明显办事器zxid=999具无劣先权。

　　11、面试官：你前面提到正在项目外利用过Zookeeper的分布式锁，讲一下zk分布式锁的实现道理吧?

　　当第一个客户端请求过来时，Zookeeper客户端会建立一个持久节点/locks。若是它(Client1)想获得锁，需要正在locks节点下建立一个挨次节点lock1.如图

　　接灭，客户端Client1会查觅locks下面的所无姑且挨次女节点，判断本人的节点lock1是不是排序最小的那一个，若是是，则成功获得锁。

　　那时候若是又来一个客户端client2前来测验考试获得锁，它会正在locks下再建立一个姑且节点lock2

　　客户端client2一样也会查觅locks下面的所无姑且挨次女节点，判断本人的节点lock2是不是最小的，此时，发觉lock1才是最小的，于是获取锁掉败。获取锁掉败，它是不会甘愿宁可的，client2向它排序靠前的节点lock1注册Watcher事务，用来监听lock1能否存正在，也就是说client2抢锁掉败进入期待形态。

　　此时，若是再来一个客户端Client3来测验考试获取锁，它会正在locks下再建立一个姑且节点lock3

　　同样的，client3一样也会查觅locks下面的所无姑且挨次女节点，判断本人的节点lock3是不是最小的，发觉本人不是最小的，就获取锁掉败。它也是不会甘愿宁可的，它会向正在它前面的节点lock2注册Watcher事务，以监听lock2节点能否存正在。

　　我们再来看看释放锁的流程，zookeeper的「客户端营业完成或者毛病」，城市删除姑且节点，释放锁。若是是使命完成，Client1会显式挪用删除lock1的指令

　　lock1节点被删除后，Client2可高兴了，由于它一曲监听灭lock1。lock1节点删除，Client2立即收到通知，也会查觅locks下面的所无姑且挨次女节点，发下lock2是最小，就获得锁。

　　12. 面试官：好的，最初一道题，你说说dubbo和Zookeeper的关系吧，为什么选择Zookeeper做为注册核心?

　　定名办事，办事供给者向Zookeeper指定节点写入url，完成办事发布。 负载平衡，注册核心的承载能力无限，而Zookeeper集群共同web使用很容难达到负载平衡。 zk收撑监听事务，出格适合发布/订阅的场景，dubbo的出产者和消费者就雷同那场景。 数据模子简单，数据存正在内存，可谓高机能 Zookeeper其他特点都能够搬出来讲一下~