paxos 实现

本文主要介绍zookeeper中zookeeperServerleader的选举,zookeeper在选举leader的时候采用了paxos算法(主要是fastpaxos),这里主要介绍其中两种:LeaderElection和FastLeaderElection.

我们先要清楚以下几点

•一个Server是如何知道其它的Server

在zookeeper中,一个zookeeper集群有多少个Server是固定,每个Server用于选举的IP和PORT都在配置文件中

•除了IP和PORT能标识一个Server外,还有没有别的方法

每一个Server都有一个数字编号,而且是唯一的,我们根据配置文件中的配置来对每一个Server进行编号,这一步在部署时需要人工去做,需要在存储数据文件的目录中创建一个文件叫myid的文件,并写入自己的编号,这个编号在处理我提交的value相同很有用

•成为Leader的必要条件

获得n/2+1个Server同意(这里意思是n/2+1个Server要同意拥有zxid是所有Server最大的哪个Server)

•zookeeper中选举采用UDP还是TCP

zookeeper中选举主要是采用UDP,也一种实现是采用TCP,在这里介绍的两种实现采用的是UDP

•zookeeper中有哪几种状态

LOOKING初始化状态

LEADING领导者状态

FOLLOWING跟随者状态

•如果所有zxid都相同(例如:刚初始化时),此时有可能不能形成n/2+1个Server,怎么办

zookeeper中每一个Server都有一个ID,这个ID是不重复的,而且按大小排序,如果遇到这样的情况时,zookeeper就推荐ID最大的哪个Server作为Leader

•zookeeper中Leader怎么知道Fllower还存活,Fllower怎么知道Leader还存活

Leader定时向Fllower发ping消息,Fllower定时向Leader发ping消息,当发现Leader无法ping通时,就改变自己的状态(LOOKING),发起新的一轮选举

名词解释

zookeeerServer:zookeeper中一个Server,以下简称Server

zxid(zookeepertranstionid):zookeeper事务id,他是选举过程中能否成为leader的关键因素,它决定当前Server要将自己这一票投给谁(也就是我在选举过程中的value,这只是其中一个,还有id)

myid/id(zookeeperserverid):zookeeperserverid,他也是能否成为leader的一个因素

epoch/logicalclock:他主要用于描述leader是否已经改变,每一个Server中启动都会有一个epoch,初始值为0,当开始新的一次选举时epoch加1,选举完成时epoch加1。

tag/sequencer:消息编号

xid:随机生成的一个数字,跟epoch功能相同

FastPaxos消息流向图与BasicPaxos的对比

消息流向图

•basicpaxos消息流向图

ClientProposerAcceptorLearner

|||||||

X-------->||||||Request

|X--------->|->|->|||Prepare(N)//向所有Server提议

||<---------X--X--X||Promise(N,{Va,Vb,Vc})//向提议人回复是否接受提议(如果不接受回到上一步)

|X--------->|->|->|||Accept!(N,Vn)//向所有人发送接受提议消息

||<---------X--X--X------>|->|Accepted(N,Vn)//向提议人回复自己已经接受提议)

|<---------------------------------X--XResponse

|||||||

•fastpaxos消息流向图

没有冲突的选举过程

ClientLeaderAcceptorLearner

||||||||

|X--------->|->|->|->|||Any(N,I,Recovery)

||||||||

X------------------->|->|->|->|||Accept!(N,I,W)//向所有Server提议,所有Server收到消息后,接受提议

||<---------X--X--X--X------>|->|Accepted(N,I,W)//向提议人发送接受提议的消息

|<------------------------------------X--XResponse(W)

||||||||

第一种实现:LeaderElection

LeaderElection是Fastpaxos最简单的一种实现,每个Server启动以后都询问其它的Server它要投票给谁,收到所有Server回复以后,就计算出zxid最大的哪个Server,并将这个Server相关信息设置成下一次要投票的Server

每个Server都有一个response线程和选举线程,我们先看一下每个线程是做一些什么事情

response线程

它主要功能是被动的接受对方法的请求,并根据当前自己的状态作出相应的回复,每次回复都有自己的Id,以及xid,我们根据他的状态来看一看他都回复了哪些内容

LOOKING状态:

自己要推荐的Server相关信息(id,zxid)

LEADING状态

myid,上一次推荐的Server的id

FLLOWING状态:

当前Leader的id,以及上一次处理的事务ID(zxid)

选举线程

选举线程由当前Server发起选举的线程担任,他主要的功能对投票结果进行统计,并选出推荐的Server。选举线程首先向所有Server发起一次询问(包括自己),被询问方,根据自己当前的状态作相应的回复,选举线程收到回复后,验证是否是自己发起的询问(验证xid是否一致),然后获取对方的id(myid),并存储到当前询问对象列表中,最后获取对方提议的leader相关信息(id,zxid),并将这些信息存储到当次选举的投票记录表中,当向所有Server都询问完以后,对统计结果进行筛选并进行统计,计算出当次询问后获胜的是哪一个Server,并将当前zxid最大的Server设置为当前Server要推荐的Server(有可能是自己,也有可以是其它的Server,根据投票结果而定,但是每一个Server在第一次投票时都会投自己),如果此时获胜的Server获得n/2+1的Server票数,设置当前推荐的leader为获胜的Server,将根据获胜的Server相关信息设置自己的状态。每一个Server都重复以上流程,直到选出leader

了解每个线程的功能以后,我们来看一看选举过程

•选举过程中,Server的加入

当一个Server启动时它都会发起一次选举,此时由选举线程发起相关流程,那么每个Server都会获得当前zxid最大的哪个Server是谁,如果当次最大的Server没有获得n/2+1个票数,那么下一次投票时,他将向zxid最大的Server投票,重复以上流程,最后一定能选举出一个Leader

•选举过程中,Server的退出

只要保证n/2+1个Server存活就没有任何问题,如果少于n/2+1个Server存活就没办法选出Leader

•选举过程中,Leader死亡

当选举出Leader以后,此时每个Server应该是什么状态(FLLOWING)都已经确定,此时由于Leader已经死亡我们就不管它,其它的Fllower按正常的流程继续下去,当完成这个流程以后,所有的Fllower都会向Leader发送Ping消息,如果无法ping通,就改变自己的状态为(FLLOWING==>LOOKING),发起新的一轮选举

•选举完成以后,Leader死亡

这个过程的处理跟选举过程中Leader死亡处理方式一样,这里就不再描述

第二种实现:FastLeaderElection

fastLeaderElection是标准的fastpaxos的实现,它首先向所有Server提议自己要成为leader,当其它Server收到提议以后,解决epoch和zxid的冲突,并接受对方的提议,然后向对方发送接受提议完成的消息

数据结构

本地消息结构:

staticpublicclassNotification{

longleader;//所推荐的Serverid

longzxid;//所推荐的Server的zxid(zookeepertranstionid)

longepoch;//描述leader是否变化(每一个Server启动时都有一个logicalclock,初始值为0)

QuorumPeer.ServerStatestate;//发送者当前的状态

InetSocketAddressaddr;//发送者的ip地址

}

网络消息结构:

staticpublicclassToSend{

inttype;//消息类型

longleader;//Serverid

longzxid;//Server的zxid

longepoch;//Server的epoch

QuorumPeer.ServerStatestate;//Server的state

longtag;//消息编号

InetSocketAddressaddr;

}

Server具体的实现

每个Server都一个接收线程池(3个线程)和一个发送线程池(3个线程),在没有发起选举时,这两个线程池处于阻塞状态,直到有消息到来时才解除阻塞并处理消息,同时每个Server都有一个选举线程(可以发起选举的线程担任);我们先看一下每个线程所做的事情,如下:

被动接收消息端(接收线程池)的处理:

notification:首先检测当前Server上所被推荐的zxid,epoch是否合法(currentServer.epoch<=currentMsg.epoch&&(currentMsg.zxid>currentServer.zxid||(currentMsg.zxid==currentServer.zxid&&currentMsg.id>currentServer.id)))如果不合法就用消息中的zxid,epoch,id更新当前Server所被推荐的值,此时将收到的消息转换成Notification消息放入接收队列中,将向对方发送ack消息

ack:将消息编号放入ack队列中,检测对方的状态是否是LOOKING状态,如果不是说明此时已经有Leader已经被选出来,将接收到的消息转发成Notification消息放入接收对队列

主动发送消息端(发送线程池)的处理:

notification:将要发送的消息由Notification消息转换成ToSend消息,然后发送对方,并等待对方的回复,如果在等待结束没有收到对方法回复,重做三次,如果重做次还是没有收到对方的回复时检测当前的选举(epoch)是否已经改变,如果没有改变,将消息再次放入发送队列中,一直重复直到有Leader选出或者收到对方回复为止

ack:主要将自己相关信息发送给对方

主动发起选举端(选举线程)的处理:

首先自己的epoch加1,然后生成notification消息,并将消息放入发送队列中,系统中配置有几个Server就生成几条消息,保证每个Server都能收到此消息,如果当前Server的状态是LOOKING就一直循环检查接收队列是否有消息,如果有消息,根据消息中对方的状态进行相应的处理。

LOOKING状态:

首先检测消息中epoch是否合法,是否比当前Server的大,如果比较当前Server的epoch大时,更新epoch,检测是消息中的zxid,id是否比当前推荐的Server大,如果是更新相关值,并新生成notification消息放入发关队列,清空投票统计表;如果消息小的epoch则什么也不做;如果相同检测消息中zxid,id是否合法,如果消息中的zxid,id大,那么更新当前Server相关信息,并新生成notification消息放入发送队列,将收到的消息的IP和投票结果放入统计表中,并计算统计结果,根据结果设置自己相应的状态

LEADING状态:

将收到的消息的IP和投票结果放入统计表中(这里的统计表是独立的),并计算统计结果,根据结果设置自己相应的状态

FOLLOWING状态:

将收到的消息的IP和投票结果放入统计表中(这里的统计表是独立的),并计算统计结果,根据结果设置自己相应的状态

了解每个线程的功能以后,我们来看一看选举过程,选举过程跟第一程一样

•选举过程中,Server的加入

当一个Server启动时它都会发起一次选举,此时由选举线程发起相关流程,通过将自己的zxid和epoch告诉其它Server,最后每个Server都会得zxid值最大的哪个Server的相关信息,并且在下一次投票时就投zxid值最大的哪个Server,重复以上流程,最后一定能选举出一个Leader

•选举过程中,Server的退出

只要保证n/2+1个Server存活就没有任何问题,如果少于n/2+1个Server存活就没办法选出Leader

•选举过程中,Leader死亡

当选举出Leader以后,此时每个Server应该是什么状态(FLLOWING)都已经确定,此时由于Leader已经死亡我们就不管它,其它的Fllower按正常的流程继续下去,当完成这个流程以后,所有的Fllower都会向Leader发送Ping消息,如果无法ping通,就改变自己的状态为(FLLOWING==>LOOKING),发起新的一轮选举

•选举完成以后,Leader死亡

这个过程的处理跟选举过程中Leader死亡处理方式一样,这里就不再描述

【转自淘宝核心团队博客】:http://rdc.taobao.com/blog/cs/?p=162