发布与订阅模型，即所谓的配置中心，顾名思义就是讲发布者将数据发布到zk节点上，共订阅者动态获取数据，实现配置的集中式管理和动态更新。例如，全局的配置信息，服务服务框架的地址列表就非常适合使用。
分布式环境下，配置文件管理和同步是一个常见问题
一个集群中，所有节点的配置信息是一致的，比如 Hadoop 集群、集群中的数据库配置信息等全局配置对配置文件修改后，希望能够快速同步到各个节点上。配置管理可交由 ZooKeeper 实现
可将配置信息写入 ZooKeeper 上的一个 Znode各个节点监听这个 Znode一旦 Znode 中的数据被修改，ZooKeeper 将通知各个节点在分布式环境中，经常需要对服务进行统一命名，假如有一个服务部署了2两个副本，直接调用具体的服务肯定有些不合适，因为我们并不清楚哪个服务可以更快的处理我们的请求，这时候我们可以将这三个服务进行统一命名，然后其内部再去负载。这样就可以调用最优的那个服务了。例如Dubbo
常见的是发布者将自己的地址列表写到zookeeper的节点上，然后订阅者可以从固定名称的节点获取地址列表，链接到发布者进行相关通讯。
这个利用的是zookeeper的watcher注册和异步通知机制，能够很好的实现分布式环境中不同系统间的通知与协调，实现对数据变更的实时处理。
集群管理，比如在线率，节点上线下线通知这些。Master选举可以使用临时顺序节点来实现。
分布式环境中，实时掌握每个节点的状态是必要的，比如我们要知道集群中各机器状态、收集各个机器的运行时状态数据、服务器动态上下线等。
交由 ZooKeeper 实现的方式
可将节点信息写入 ZooKeeper 上的一个 Znode监听这个 Znode 可获取它的实时状态变化典型应用：HBase 中 Master 状态监控和选举。在分布式环境中，相同的业务应用分布在不同的机器上，有些业务逻辑（例如一些耗时的计算，网络I/O处理），往往只需要让整个集群中的某一台机器进行执行，其余机器可以共享这个结果，这样可以大大减少重复劳动，提高性能，于是这个master选举便是这种场景下的碰到的主要问题。
利用 Zookeeper 的强一致性，能够很好的保证在分布式高并发情况下节点的创建一定是全局唯一的，即：同时有多个客户端请求创建 /currentMaster 节点，最终一定只有一个客户端请求能够创建成功。Zookeeper 通过这种节点唯一的特性，可以创建一个 Master 节点，其他客户端 Watcher 监控当前 Master 是否存活，一旦 Master 挂了，其他机器再创建这样的一个 Master 节点，用来重新选举。
即软件负载均衡。最典型的是消息中间件的生产、消费者负载均衡。
分布式锁，这个主要得益于zookeeper数据的强一致性，利用的是临时节点。锁服务分为两类，一个是独占锁，另一个是控制时序。
独占，是指所有的客户端都来获取这把锁，最终只能有一个获取到。用的是临时节点。
控制时序，所有来获取锁的客户端，都会被安排得到锁，只不过要有个顺序。实际上是某个节点下的临时顺序子节点来实现的。
7，分布式队列
一种是FIFO，这个就是使用临时顺序节点实现的，和分布式锁服务控制时序一样。
第二种是等待队列的成员聚齐之后的才同意按序执行。实际上，是在队列的节点里首先创建一个/queue/num节点，并且赋值队列的大小。这样我们可以通过监控队列节点子节点的变动来感知队列是否已满或者条件已经满足执行的需要。这种，应用场景是有条件执行的任务，条件齐备了之后任务才能执行。
Zookeeper是Apache开源的一个分布式框架，它主要为分布式应用提供协调服务。
ZooKeeper 是用于维护配置信息，命名，提供分布式同步和提供组服务的集中式服务。所有这些类型的服务都以某种形式被分布式应用程序使用。主要负责存储和管理大家都关心的数据，一旦这些数据的状态发生变化，Zookeeper就会通知那些注册在Zookeeper上的服务。简单来讲就是zookeeper=文件系统+通知机制
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。
原子性： 更新只能成功或者失败，没有中间状态。
最终一致性： client不论连接到哪个Server，（最终并非立即）展示给它都是同一个视图（即完全一样的树形结构）， ZAB 协议，写操作并不保证更新被所有的 Follower 立即确认，因此通过部分 Follower 读取数据并不能保证读到最新的数据，而部分 Follwer 及 Leader 可读到最新数据。如果一定要保证单一系统镜像，可在读操作前使用 sync 方法。
可靠性： 一个更新操作一旦被接受即不会意外丢失，除非被其它更新操作覆盖
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。
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。
Zookeeper的数据结构与Unix文件系统 很类似，整体上可以看作是一棵树，与Unix文件系统不同的是Zookeeper的每个节点都可以存放数据，每个节点称作一个ZNode，默认存储 1MB的数据，每个ZNode都可以通过其路径唯一标识。
4.1 ZNode特点：
每个子目录项如NameService都被称作为znode，这个znode是被它所在的路径唯一标识，如Server1这个znode的标识为/NameService/Server1。znode可以有子节点目录，并且每个znode可以存储数据，默认存 储1MB的数据。注意EPHEMERAL（临时的）类型的目录节点不能有子节点目录。znode是有版本的（version），每个 znode中存储的数据可以有多个版本，也就是一个访问路径中可以存储多份数据，version号自动增加。znode可以被 监控，包括这个目录节点中存储的数据的修改，子节点目录的变化等，一旦变化可以通知设置监控的客户端，这个是Zookeeper的核心特性，Zookeeper的很多功能都是基于这个特性实现的。ZXID：每次 对Zookeeper的状态的改变都会产生一个zxid（ZooKeeper Transaction Id），zxid是全局有序的，如果zxid1小于zxid2，则zxid1在zxid2之前发生。说明：创建ZNode时设置顺序标识，ZNode名称后会附加一个值，顺序号是一个单调递增的计数器，由父节点维护。
Zookeeper 的每个 ZNode 上都会存储数据，Zookeeper 都会为其维护一个叫作 Stat 的数据结构，其中包含数据更改、ACL更改的版本号、时间戳等。
czxid-创建节点的事务 zxid（时间戳）：每次修改 ZooKeeper 状态都会收到一个 zxid 形式的时间戳，也就是 ZooKeeper 事务 ID。事务 ID 是 ZooKeeper 中所有修改总的次序。每个修改都有唯一的 zxid，如果 zxid1 小于 zxid2，那么 zxid1 在 zxid2 之前发生。mzxid：znode 最后更新的事务 zxidpZxid：znode 最后更新的子节点 zxidctime ：znode 被创建的毫秒数(从 1970 年开始)mtime：znode 最后修改的毫秒数(从 1970 年开始)cversion：znode 子节点变化号，znode 子节点修改次数dataversion：znode 数据变化号aclVersion：znode 访问控制列表的变化号ephemeralOwner：如果是临时节点，这个是 znode 拥有者的 session id。如果不是临时节点则是 0dataLength：znode 的数据长度numChildren：znode 子节点数量ZooKeeper 从设计模式角度来理解：就是一个基于观察者模式设计的分布式服务管理框架，它负责存储和管理大家都关心的数据，然后接受观察者的注册，一旦这些数据的状态发生变化，ZK 就将负责通知已经在 ZK 上注册的那些观察者做出相应的反应，从而实现集群中类似 Master/Slave 管理模式。
Zookeeper的核心是原子广播，这个机制保证了各个Server之间的同步。实现这个机制的协议叫做Zab协议（ZooKeeper Atomic Broadcast protocol）。Zab协议有两种模式，它们分别是恢复模式（Recovery选主）和广播模式（Broadcast同步）。
当服务启动或者在领导者崩溃后，Zab就进入了恢复模式，当领导者被选举出来，且大多数Server完成了和leader的状态同步以后，恢复模式就结束了。状态同步保证了leader和Server具有相同的系统状态。
为了保证事务的顺序一致性，zookeeper采用了递增的事务id号（zxid）来标识事务。所有的提议（proposal）都在被提出的时候加上了zxid。
实现中zxid是一个64位的数字，它高32位是epoch用来标识leader关系是否改变，每次一个leader被选出来，它都会有一个新的epoch，标识当前属于那个leader的统治时期。低32位用于递增计数。
leader写
通过Leader进行写操作，主要分为五步：
客户端向Leader发起写请求Leader将写请求以Proposal的形式发给所有Follower并等待ACKFollower收到Leader的Proposal后返回ACKLeader得到过半数的ACK（Leader对自己默认有一个ACK）后向所有的Follower和Observer发送CommmitLeader将处理结果返回给客户端这里要注意
Leader并不需要得到Observer的ACK，即Observer无投票权
Leader不需要得到所有Follower的ACK，只要收到过半的ACK即可，同时Leader本身对自己有一个ACK。上图中有4个Follower，只需其中两个返回ACK即可，因为(2+1) / (4+1) > 1/2
Observer虽然无投票权，但仍须同步Leader的数据从而在处理读请求时可以返回尽可能新的数据
写Follower/Observer
Follower/Observer均可接受写请求，但不能直接处理，而需要将写请求转发给Leader处理
除了多了一步请求转发，其它流程与直接写Leader无任何区别
Leader/Follower/Observer都可直接处理读请求，从本地内存中读取数据并返回给客户端即可。由于处理读请求不需要服务器之间的交互，Follower/Observer越多，整体可处理的读请求量越大，也即读性能越好。
Session 指的是 ZooKeeper 服务器与客户端会话。
在 ZooKeeper 中，一个客户端连接是指客户端和服务器之间的一个 TCP 长连接。客户端启动的时候，首先会与服务器建立一个 TCP 连接，从第一次连接建立开始，客户端会话的生命周期也开始了。通过这个连接，客户端能够通过心跳检测与服务器保持有效的会话，也能够向 Zookeeper 服务器发送请求并接受响应，同时还能够通过该连接接收来自服务器的 Watch 事件通知。
Session 作为会话实体，用来代表客户端会话，其包括 4 个属性：
SessionID，用来全局唯一识别会话；TimeOut，会话超时事件。客户端在创造 Session 实例的时候，会设置一个会话超时的时间。当由于服务器压力太大、网络故障或是客户端主动断开连接等各种原因导致客户端连接断开时，只要在 sessionTimeout 规定的时间内能够重新连接上集群中任意一台服务器，那么之前创建的会话仍然有效；TickTime，下次会话超时时间点；isClosing，当服务端如果检测到会话超时失效了，会通过设置这个属性将会话关闭。Client和Zookeeper集群建立连接，整个session状态变化如图所示：
如果Client因为Timeout和Zookeeper Server失去连接，client处在CONNECTING（图节点2）状态，会自动尝试再去连接Server，如果在session有效期内再次成功连接到某个Server，则回到CONNECTED（图节点3）状态。
注意：如果因为网络状态不好，client和Server失去联系，client会停留在当前状态，会尝试主动再次连接Zookeeper Server。client不能宣称自己的session expired，session expired是由Zookeeper Server来决定的，client可以选择自己主动关闭session。
Zookeeper 采用 ACL（Access Control Lists）策略来进行权限控制，类似于 UNIX 文件系统的权限控制。Zookeeper 定义了如下 5 种权限：
CREATE: 创建子节点的权限READ: 获取节点数据和子节点列表的权限WRITE: 更新节点数据的权限DELETE: 删除子节点的权限ADMIN: 设置节点ACL的权限其中尤其需要注意的是，CREATE 和 DELETE 这两种权限都是针对子节点的权限控制。
Zookeeper watch是一种监听通知机制。Zookeeper所有的读操作getData(), getChildren()和 exists()都可附带一个 Watch 。一旦相应的数据有变化，该 Watch 即被触发。Watch 有如下特点
主动推送 Watch被触发时，由 Zookeeper 服务器主动将更新推送给客户端，而不需要客户端轮询。一次性 数据变化时，Watch 只会被触发一次。如果客户端想得到后续更新的通知，必须要在 Watch 被触发后重新注册一个 Watch。可见性 如果一个客户端在读请求中附带 Watch，Watch 被触发的同时再次读取数据，客户端在得到 Watch 消息之前肯定不可能看到更新后的数据。换句话说，更新通知先于更新结果。顺序性 如果多个更新触发了多个 Watch ，那 Watch 被触发的顺序与更新顺序一致。One-time trigger（一次性触发）
Zookeeper 允许用户在指定节点上注册一些 Watcher，当 Znode 发生变化时，将触发并删除一个 watch。监视事件可以理解为一次性的触发器。当 watch 被触发时客户端会收到一个数据包，指示 znode 已经被修改。如果客户端和 ZooKeeper 服务器之间的连接中断，客户端将收到本地通知。该机制是 Zookeeper 实现分布式协调服务的重要特性
3.6.0中的新增功能：客户端还可以在 znode 上设置永久性的递归监视，这些监视在触发时不会删除，并且会以递归方式触发已注册 znode 以及所有子 znode 的更改。
Sent to the client（发送至客户端）
监视事件是通过 socket 异步发送至监视者的，Zookeeper 本身提供了保序性(ordering guarantee)：即客户端只有首先看到了监视事件后，才会感知到它所设置监视的 znode 发生了变化。网络延迟或者其他因素可能导致不同的客户端在不同的时刻感知某一监视事件，但是不同的客户端所看到的一切具有一致的顺序。
The data for which the watch was set（被设置 watch 的数据）
Zookeeper 维护了两条监视链表：数据监视和子节点监视(data watches and child watches) getData() 和exists()设置数据监视，getChildren()设置子节点监视。
znode 节点本身具有不同的改变方式，可能改变的是znode也可能改变的是子节点。getData() 和 exists() 设置数据监视，getChildren() 设置子节点监视。或者，你也可以想象 Zookeeper 设置的不同监视返回不同的数据，getData() 和 exists()返回 znode 节点的相关信息，而 getChildren() 返回子节点列表。
因此， setData() 会触发设置在某一节点上所设置的数据监视(假定数据设置成功)，而一次成功的 create() 操作则会触发当前节点上所设置的数据监视以及父节点的子节点监视。一次成功的 delete() 操作将会触发当前节点的数据监视和子节点监视事件，同时也会触发该节点父节点的 child watch。
exists()丢失监听
Zookeeper 中的监视是轻量级的，容易设置、维护和分发。当客户端与 Zookeeper 服务器端失去联系时，客户端并不会收到监视事件的通知，只有当客户端重新连接后，若在必要的情况下，以前注册的监视会重新被注册并触发，对于开发人员来说这通常是透明的。只有一种情况会导致监视事件的丢失，即：通过 exists() 设置了某个 znode 节点的监视，但是如果某个客户端在此 znode 节点被创建和删除的时间间隔内与 zookeeper 服务器失去了联系，该客户端即使稍后重新连接 zookeepe r服务器后也得不到事件通知。
Watcher 机制包括三个角色：客户端线程、客户端的 WatchManager 以及 ZooKeeper 服务器。Watcher 机制就是这三个角色之间的交互，整个过程分为注册、存储和通知三个步骤：
客户端向 ZooKeeper 服务器注册一个 Watcher 监听；把这个监听信息存储到客户端的 WatchManager 中；当 ZooKeeper 中的节点发生变化时，会通知客户端，客户端会调用相应 Watcher 对象中的回调方法。过程如下：
客户端创建一个Main()线程在Main()线程中创建两个线程，一个负责网络连接通信（connect），一个负责监听（listener）通过connect线程将注册的监听事件发送给Zookeeper将注册的监听事件添加到Zookeeper的注册监听器列表中Zookeeper监听到有数据或路径发生变化时，把这条消息发送给Listener线程Listener线程内部调用process()方法Zookeeper集群虽然没有指定Master和Slave。但是，在Zookeeper工作时，会通过内部选举机制产生一个Leader节点，其他节点为Follower或者是Observer。
Zookeeper集群是一个基于主从复制的高可用集群，每个服务器承担如下三种角色中的一种
Leader： 一个Zookeeper集群同一时间只会有一个实际工作的Leader，它会发起并维护与各Follwer及Observer间的心跳。所有的写操作必须要通过Leader完成再由Leader将写操作广播给其它服务器。Follower： 一个Zookeeper集群可能同时存在多个Follower，它会响应Leader的心跳。Follower可直接处理并返回客户端的读请求，同时会将写请求转发给Leader处理，并且负责在Leader处理写请求时对请求进行投票。Observer： 角色与Follower类似，但是无投票权7.1.1 Leader主要功能：
恢复数据；
维持与follower的心跳，接收follower请求并判断follower的请求消息类型；
follower的消息类型主要有PING消息（follower的心跳信息）、REQUEST消息（follower发送的提议信息，包括写请求及同步请求）、ACK消息（follower的对提议的回复，超过半数的follower通过，则commit该提议；）、REVALIDATE消息（REVALIDATE消息是用来延长SESSION有效时间），根据不同的消息类型，进行不同的处理。
7.1.2 Follower主要功能
向Leader发送请求（PING消息、REQUEST消息、ACK消息、REVALIDATE消息）；
接收Leader消息并进行处理；
接收Client的请求，如果为写请求，发送给Leader进行投票；
返回Client结果。
Follower循环处理如下来自Leader的消息：
PING消息：心跳消息PROPOSAL消息：Leader发起的提案，要求Follower投票COMMIT消息：服务器端最新一次提案的信息UPTODATE消息：表明同步完成REVALIDATE消息：根据Leader的REVALIDATE结果，关闭待revalidate的session还是允许其接受消息SYNC消息：返回SYNC结果到客户端，这个消息最初由客户端发起，用来强制得到最新的更新被声明为Observer的节点，不参与选举过程，也不参与写操作的 ”过半写成功“ 策略。
过半写成功策略：Leader节点接收到写请求后，这个Leader会将写请求广播给各个server，各个server会将该写请求加入待写队列，并向Leader发送成功信息，当Leader收到一半以上的成功消息后，说明该写操作可以执行。Leader会向各个server发送提交消息，各个server收到消息后开始写。
Follower和Observer只提供数据的读操作，当他们接收的写请求时，会将该请求转发给Leader节点（只有leader进行写操作）。
集群中只要有半数以上的节点存活，Zookeeper集群就能正常服务。因此Zookeeper集群适合安装奇数台机器。
当leader崩溃或者leader失去大多数的follower，这时候zk进入崩溃恢复模式，恢复模式需要重新选举出一个新的leader，让所有的Server都恢复到一个正确的状态。
Zk的选举算法到3.4.10版本为止，可选项有
0 基于UDP的LeaderElection1 基于UDP的FastLeaderElection2 基于UDP和认证的FastLeaderElection3 基于TCP的FastLeaderElection在3.4.10版本中，默认值为3，也即基于TCP的FastLeaderElection。另外三种算法已经被弃用，并且有计划在之后的版本中将它们彻底删除而不再支持。
FastLeaderElection选举算法是标准的Fast Paxos算法实现，可解决LeaderElection选举算法收敛速度慢的问题。
Paxos是一个共识（consensus）算法，用于解决分布式共识问题。其目的是在一个分布式系统中如何就某一个值（proposal） 达成一致。
每个服务器在进行领导选举时，会发送如下关键信息
logicClock 每个服务器会维护一个自增的整数，名为logicClock，它表示这是该服务器发起的第多少轮投票state 当前服务器的状态self_id 当前服务器的myidself_zxid 当前服务器上所保存的数据的最大zxidvote_id 被推举的服务器的myidvote_zxid 被推举的服务器上所保存的数据的最大zxid自增选举轮次：Zookeeper规定所有有效的投票都必须在同一轮次中。每个服务器在开始新一轮投票时，会先对自己维护的logicClock进行自增操作。
初始化选票：每个服务器在广播自己的选票前，会将自己的投票箱清空。该投票箱记录了所收到的选票。例：服务器2投票给服务器3，服务器3投票给服务器1，服务器1投票给自己，则服务器1的投票箱为(2, 3), (3, 1), (1, 1)。票箱中只会记录每一投票者的最后一票，如投票者更新自己的选票，则其它服务器收到该新选票后会在自己票箱中更新该服务器的选票。
发送初始化选票： 每个服务器最开始都是通过广播把票投给自己。
接收外部投票： 服务器会尝试从其它服务器获取投票，并记入自己的投票箱内。如果无法获取任何外部投票，则会确认自己是否与集群中其它服务器保持着有效连接。如果是，则再次发送自己的投票；如果否，则马上与之建立连接。
判断选举轮次：收到外部投票后，首先会根据投票信息中所包含的logicClock（第几轮投票） 来进行不同处理
外部投票的logicClock大于自己的logicClock。说明该服务器的选举轮次落后于其它服务器的选举轮次，立即清空自己的投票箱并将自己的logicClock更新为收到的logicClock，然后再对比自己之前的投票与收到的投票以确定是否需要变更自己的投票，最终再次将自己的投票广播出去。外部投票的logicClock小于自己的logicClock。当前服务器直接忽略收到的该投票，继续处理其他投票。外部投票的logickClock与自己的相等。当时进行选票PK。选票PK： 选票PK是基于(self_id, self_zxid)与(vote_id, vote_zxid)的对比
若logicClock一致，则对比二者的vote_zxid（选择大的），若外部投票的vote_zxid比较大，则将自己的票中的vote_zxid与vote_myid更新为收到的票中的vote_zxid与vote_myid并广播出去，另外将收到的票及自己更新后的票放入自己的票箱。如果票箱内已存在(self_myid, self_zxid)相同的选票，则直接覆盖若二者vote_zxid一致，则比较二者的vote_myid（选择大的），若外部投票的vote_myid比较大，则将自己的票中的vote_myid更新为收到的票中的vote_myid并广播出去，另外将收到的票及自己更新后的票放入自己的票箱统计选票：如果已经确定有过半服务器认可了自己的投票（可能是更新后的投票，所以zookeeper部署奇数台），则终止投票。否则继续接收其它服务器的投票。
更新服务器状态： 投票终止后，服务器开始更新自身状态。若过半的票投给了自己，则将自己的服务器状态更新为LEADING，否则将自己的状态更新为FOLLOWING
集群有三个服务器1，2，3。当集群刚启动时，所有服务器的 logicClock都为1，zxid都为0。
(1)初始投票给自己：各服务器初始化后，都投票给自己，并将自己的一票存入自己的票箱。(1, 1, 0)第一位数代表投出该选票的服务器的logicClock，第二位数代表被推荐的服务器的myid，第三位代表被推荐的服务器的最大的zxid。由于该步骤中所有选票都投给自己，所以第二位的myid即是自己的myid，第三位的zxid即是自己的zxid。此时各服务器自己的票箱中只有自己投给自己的一票。
(2)更新选票：服务器收到外部投票后，进行选票PK，相应更新自己的选票并广播出去，并将合适的选票存入自己的票箱。
服务器1收到服务器2的选票（1, 2, 0）和服务器3的选票（1, 3, 0）后，由于所有的logicClock都相等，所有的zxid都相等，因此选择myid最大的更新自己的选票为（1, 3, 0），并将自己的票箱全部清空，再将服务器3的选票与自己的选票存入自己的票箱，接着将自己更新后的选票广播出去。此时服务器1票箱内的选票为(1, 3)，(3, 3)。
同理，服务器2收到服务器3的选票后也将自己的选票更新为（1, 3, 0）并存入票箱然后广播。此时服务器2票箱内的选票为(2, 3)，(3, ,3)。
服务器3根据上述规则，无须更新选票，自身的票箱内选票仍为（3, 3）。服务器1与服务器2更新后的选票广播出去后，由于三个服务器最新选票都相同，最后三者的票箱内都包含三张投给服务器3的选票。
（3）根据选票确定角色： 根据上述选票，三个服务器一致认为此时服务器3应该是Leader。因此服务器1和2都更改自身为FOLLOWING状态，而服务器3更改自身为LEADING状态。之后Leader发起并维护与Follower间的心跳。
8.4.1 当Follower重启
Follower重启，或者发生网络分区（脑裂）后找不到Leader，会进入LOOKING状态并发起新的一轮投票。当服务器3收到服务器1的投票后，将自己的LEADING状态以及选票返回给服务器1。服务器2收到服务器1的投票后，将自己的状态FOLLOWING及选票返回给服务器1。此时服务器1知道服务器3是Leader，并且通过服务器2与服务器3的选票可以确定服务器3确实得到了超过半数的选票。因此服务器1更改自己为FOLLOWING状态。
8.4.2 当Leader重启
（1）Follower发起新投票：Leader（服务器3）宕机后，Follower（服务器1和2）发现Leader不工作了，因此进入LOOKING状态并发起新的一轮投票，并且都将票投给自己。
（2）选票PK和广播： 服务器1和2根据外部投票确定是否要更新自身的选票。这里有两种情况
服务器1和2的**zxid（最大数据）相同。例如在服务器3宕机前服务器1与2完全与之同步。此时选票的更新主要取决于myid（服务器id）**的大小，投票给大的服务器1和2的zxid不同。在旧Leader宕机之前，其所主导的写操作，只需过半服务器确认即可，而不需所有服务器确认。所以服务器1和2可能一个与旧Leader同步（即zxid与之相同）另一个不同步（即zxid比之小）。此时选票的更新主要取决于谁的zxid较大（3）选出新Leader： 经过上一步选票PK后，服务器1与服务器2均将选票投给服务器1，因此服务器2成为Follower，而服务器1成为新的Leader并维护与服务器2的心跳。
（4）旧Leader恢复后称为FOLLOWING： 旧的Leader服务器3恢复后，进入LOOKING状态并发起新一轮领导选举，并将选票投给自己。此时服务器1会将自己的LEADING状态及选票（3, 1, zxid）返回给服务器3，而服务器2将自己的FOLLOWING状态及选票（3, 1, zxid）返回给服务器3。此时，服务器3了解到Leader为服务器1，且根据选票了解到服务器1确实得到过半服务器的选票，因此自己进入FOLLOWING状态。
选举线程由当前Server发起选举的线程担任，其主要功能是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）；
选举线程收到回复后，验证是否是自己发起的询问（验证zxid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；
收到所有Server回复以后，就计算出zxid最大的那个Server，并将这个Server相关信息设置成下一次要投票的Server；
线程将当前zxid最大的Server设置为当前Server要推荐的Leader，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，否则，继续这个过程，直到leader被选举出来。
fast paxos 是在选举初始时，各个server都提议自己称为leaer。basic paxos 是
通过流程分析我们可以得出：要使Leader获得多数Server的支持，则Server总数必须是奇数2n+1，且存活的Server的数目不得少于n+1.
每个Server启动后都会重复以上流程。在恢复模式下，如果是刚从崩溃状态恢复的或者刚启动的server还会从磁盘快照中恢复数据和会话信息，zk会记录事务日志并定期进行快照，方便在恢复时进行状态恢复。
Zookeeper是一个高效的、可扩展的服务，read和write操作都被设计为快速的，read比write操作更快。
顺序一致性（Sequential Consistency）：从一个客户端来的更新请求会被顺序执行。
原子性（Atomicity）： 更新要么成功要么失败，没有部分成功的情况。
唯一的系统镜像（Single System Image）：无论客户端连接到哪个Server，看到系统镜像是一致的。
可靠性（Reliability）： 更新一旦有效，持续有效，直到被覆盖。
时间线（Timeliness）： 保证在一定的时间内各个客户端看到的系统信息是一致的。
Zab协议 的全称是 Zookeeper Atomic Broadcast （Zookeeper原子广播）。Zookeeper 是通过 Zab 协议来保证分布式事务的最终一致性。实现了主从模式（即Leader和Follower模型）的系统架构来保持集群中各个副本之间的数据一致性。
根据ZAB协议，所有的写操作都必须通过Leader完成，Leader写入本地日志后再复制到所有的Follower节点。
一旦Leader节点无法工作，ZAB协议能够自动从Follower节点中重新选出一个合适的替代者，即新的Leader，该过程即为领导选举。该领导选举过程，是ZAB协议中最为重要和复杂的过程。
Zookeeper 客户端会随机的链接到 zookeeper 集群中的一个节点，如果是读请求，就直接从当前节点中读取数据；如果是写请求，那么节点就会向 Leader 提交事务，Leader 接收到事务提交，会广播该事务，只要超过半数节点写入成功，该事务就会被提交。
1）客户端发起一个写操作请求。
2）Leader 服务器将客户端的请求转化为事务 Proposal 提案，同时为每个 Proposal 分配一个全局的ID，即zxid。
3）Leader 服务器为每个 Follower 服务器分配一个单独的队列，然后将需要广播的 Proposal 依次放到队列中取，并且根据 FIFO 策略进行消息发送。
4）Follower 接收到 Proposal 后，会首先将其以事务日志的方式写入本地磁盘中，写入成功后向 Leader 反馈一个 Ack 响应消息。
5）Leader 接收到超过半数以上 Follower 的 Ack 响应消息后，即认为消息发送成功，可以发送 commit 消息。
6）Leader 向所有 Follower 广播 commit 消息，同时自身也会完成事务提交。Follower 接收到 commit 消息后，会将上一条事务提交。
zookeeper 采用 Zab 协议的核心，就是只要有一台服务器提交了 Proposal，就要确保所有的服务器最终都能正确提交 Proposal。这也是 CAP/BASE 实现最终一致性的一个体现。
Leader 服务器与每一个 Follower 服务器之间都维护了一个单独的 FIFO 消息队列进行收发消息，使用队列消息可以做到异步解耦。 Leader 和 Follower 之间只需要往队列中发消息即可。如果使用同步的方式会引起阻塞，性能要下降很多。
Zab 协议需要确保已经在 Leader 服务器上提交（Commit）的事务最终被所有的服务器提交即已经被Commit的数据不会丢失。
Zab 协议需要确保丢弃那些只在 Leader 上被提出而没有被提交的事务即未被Commit的数据对客户端不可见。
如果leader以T1和T2的顺序广播，那么所有的Server必须先执行T1，再执行T2。
如果任意一个Server以T1、T2的顺序commit执行，其他所有的Server也必须以T1、T2的顺序执行。
在新的leader广播Transaction之前，先前Leader commit的Transaction都会先执行。在任意时刻，都不会有2个Server同时有法定人数（quorum）的支持者。 这里的quorum是一半以上的Server数目，确切的说是有投票权力的Server（不包括Observer）。“两段提交协议”最大的问题是如果Leader发送了PROPOSAL（提案询问） 消息后crash或暂时失去连接，会导致整个集群处在一种不确定的状态（follower不知道该放弃这次提交还是执行提交）。Zookeeper这时会选出新的leader，请求处理也会移到新的leader上，不同的leader由不同的epoch标识。切换Leader时，需要解决下面
9.5.1 Commit过的数据不丢失
Leader在保存消息后进行广播，收到超过一半follower的ack 确认，此时消息已经被commint， 客户端可见此消息，但是仍有部分 follower 没有同步到此消息。 此时leader 宕机。则新Leader必须保证这个事务也必须commit。
选举出新的 leader 之后，各个follower 会将自己最大的zxid 发送给 新的leader。此时新的 leader 会将Follower的zxid与自身zxid之间 的所有被 Commit过的消息（即超过一半的follower 都commit的消息）同步给Follower。此时zxid 小于 新leader 的 follower会根据广播，写入和ack确认。此时便保证了已经被Commit的数据不会丢失。
Leader 服务器需要确保所有的 Follower 服务器能够接收到每一条事务的 Proposal ，并且能将所有已经提交的事务 Proposal 应用到内存数据中。等到 Follower 将所有尚未同步的事务 Proposal 都从 Leader 服务器上同步过啦并且应用到内存数据中以后，Leader 才会把该 Follower 加入到真正可用的 Follower 列表中。
9.5.2 未Commit过的消息对客户端不可见
Leader在保存消息后进行广播，收到少于一半follower的ack 确认。此时消息没有被commint ，客户端不可见此消息。但是有部分 follower 已经同步到此消息了。 此时leader 宕机。则新Leader必须必须丢弃这个 proposal（需要部分节点将已经ack 的消息删除） 。
选举出新的 leader 之后，各个follower 会将自己最大的zxid 发送给 新的leader 。此时新的 leader 会将Follower的zxid与自身zxid比较，得出自身所包含的被Commit过的消息中的最小zxid（记为min_zxid）与最大zxid（记为max_zxid）。以及各个 follower 发送自身Commit过的最大消息zxid（记为max_zxid）和未被Commit过的所有消息（记为zxid_set）。新leader 根据这些信息作出如下操作
如果Follower的max_zxid与Leader的max_zxid相等，说明该Follower与Leader完全同步，无须同步任何数据如果Follower的max_zxid在Leader的(min_zxid，max_zxid)范围内，Leader会通过TRUNC命令通知Follower将其zxid_set中大于Follower的max_zxid（如果有）的所有消息全部删除9.5.4 通知Follower可对外服务
同步完数据后，新leader会向follower 发送NEWLEADER命令并等待大多数服务器的ACK（占集群的大多数follower），然后向所有服务器广播UPTODATE命令。收到该命令后的服务器即可对外提供服务。
有了 Watcher 机制，就可以实现分布式协调/通知了，假设有这样的场景，两个客户端同时对 B接点 进行写入操作，这两个客户端就会存在竞争关系，通常需要对 B 进行加锁操作，ZK 通过 version 版本号来控制实现乐观锁中的“写入校验”机制。
ZNode 会维护一个叫作 Stat 的数据结构，Stat 中记录了这个 ZNode 的三个数据版本，分别是 version（当前ZNode的版本）、cversion（当前ZNode 子节点的版本）和 aversion（当前ZNode的ACL版本）。
一致性部分参考：http://www.jasongj.com/zookeeper/fastleaderelection/ https://www.jianshu.com/p/2bceacd60b8a
9.7 总结
由于使用主从复制模式，所有的写操作都要由Leader主导完成，而读操作可通过任意节点完成，因此Zookeeper读性能远好于写性能，更适合读多写少的场景虽然使用主从复制模式，同一时间只有一个Leader，但是Failover机制保证了集群不存在单点失败（SPOF）的问题ZAB协议保证了Failover过程中的数据一致性服务器收到数据后先写本地文件再进行处理，保证了数据的持久性此部分描述分布式锁，及其他分布式框架使用 zookeeper 作为集群管理和master选举的机制
10.1.1 最多一个获取锁 / 集群管理选举Leader
对于分布式锁（这里特指排它锁）而言，任意时刻，最多只有一个进程（对于单进程内的锁而言是单线程）可以获得锁。
对于领导选举而言，任意时间，最多只有一个成功当选为Leader。否则即出现脑裂（Split brain）
10.1.2 锁重入 / 确认自己是Leader
对于分布式锁，需要保证获得锁的进程在释放锁之前可再次获得锁，即锁的可重入性。
对于领导选举，Leader需要能够确认自己已经获得领导权，即确认自己是Leader。
10.1.3 释放锁 / 放弃领导权
锁的获得者应该能够正确释放已经获得的锁，并且当获得锁的进程宕机时，锁应该自动释放，从而使得其它竞争方可以获得该锁，从而避免出现死锁的状态。
领导应该可以主动放弃领导权，并且当领导所在进程宕机时，领导权应该自动释放，从而使得其它参与者可重新竞争领导而避免进入无主状态。
10.1.4 感知锁释放 / 领导权的放弃
当获得锁的一方释放锁时，其它对于锁的竞争方需要能够感知到锁的释放，并再次尝试获取锁。
原来的Leader放弃领导权时，其它参与方应该能够感知该事件，并重新发起选举流程。
从上面几个方面可见，分布式锁与领导选举的技术要点非常相似，实际上其实现机制也相近。本章就以领导选举为例来说明二者的实现原理，分布式锁的实现原理也几乎一致。
10.2.1 选主过程
假设有三个Zookeeper的客户端（假设为Kafka节点Client 1，Client 2，Client 3），同时竞争Leader。这三个客户端同时向Zookeeper集群注册 *Ephemeral* 且 *Non-sequence* 类型的节点，路径都为/zkroot/leader（工程实践中，路径名可自定义）。
如上图所示，由于是 *Non-sequence* 节点，这三个客户端只会有一个创建成功，其它节点均创建失败。此时，客户端Client 1创建成功。即成功竞选为 Leader 。其它客户端（Client 2和Client 3`）此时匀为 Follower。
10.2.2 放弃领导权
如果 Leader 打算主动放弃领导权，直接删除/zkroot/leader节点即可。
如果 Leader 进程意外宕机，其与 Zookeeper 间的 Session 也结束，该节点由于是Ephemeral类型的节点，因此也会自动被删除。
此时/zkroot/leader节点不复存在，对于其它参与竞选的客户端而言，之前的 Leader 已经放弃了领导权。
10.2.3 感知领导权的放弃
由上图可见，创建节点失败的节点，除了成为 Follower 以外，还会向/zkroot/leader注册一个 Watch ，一旦 Leader 放弃领导权，也即该节点被删除，所有的 Follower 会收到通知。
10.2.4 重新选举
感知到旧 Leader 放弃领导权后，所有的 Follower 可以再次发起新一轮的领导选举。
新一轮的领导选举方法与最初的领导选举方法完全一样，都是发起节点创建请求，创建成功即为 Leader，否则为 Follower ，且 Follower 会 Watch 该节点新一轮的选举结果，无法预测，与它们在第一轮选举中的顺序无关。这也是该方案被称为非公平模式的原因10.2.5 非公平模式总结
非公平模式实现简单，每一轮选举方法都完全一样竞争参与方不多的情况下，效率高。每个 Follower 通过 Watch 感知到节点被删除的时间不完全一样，只要有一个 Follower 得到通知即发起竞选，即可保证当时有新的 Leader 被选出给Zookeeper 集群造成的负载大，因此扩展性差。如果有上万个客户端都参与竞选，意味着同时会有上万个写请求发送给 Zookeper。Zookeeper 存在单点写的问题，写性能不高。同时一旦 Leader 放弃领导权，Zookeeper 需要同时通知上万个 Follower，负载较大。10.3.1 选主过程
公平领导选举中，各客户端均创建/zkroot/leader节点，且其类型为*Ephemeral* 与 *Sequence*（有顺序的临时节点）。
由于是*Sequence*类型节点，故 三个客户端均创建成功，只是序号不一样。此时，每个客户端都会判断自己创建成功的节点的序号是不是当前最小的。如果是，则该客户端为 Leader，否则即为 Follower。
在上图中，Client 1创建的节点序号为 1 ，Client 2创建的节点序号为 2，Client 3创建的节点序号为3。由于最小序号为 1 ，且1节点由Client 1创建，故Client 1为 Leader 。
10.3.2 放弃领导权
Leader 如果主动放弃领导权，直接删除其创建的节点即可。
如果 Leader 所在进程意外宕机，其与 Zookeeper 间的 Session 结束，由于其创建的节点为*Ephemeral* 类型，故该节点自动被删除。
10.3.3 感知领导权的放弃
与非公平模式不同，每个 Follower 并非都 Watch 由 Leader 创建出来的节点，而是 Watch 序号刚好比自己序号小的节点。
假设总共有 1、2、3 共三个节点，因此Client 2 Watch /zkroot/leader1，Client 3 Watch /zkroot/leader2。（注：序号应该是10位数字，而非一位数字，这里为了方便，以一位数字代替）
一旦 Leader 宕机，/zkroot/leader1被删除，Client 2可得到通知。此时Client 3由于 Watch 的是/zkroot/leader2，故不会得到通知。
10.3.4 重新选举
Client 2得到/zkroot/leader1被删除的通知后，不会立即成为新的 Leader 。而是先判断自己的序号 2 是不是当前最小的序号。在该场景下，其序号确为最小。因此Client 2成为新的 Leader 。
这里要注意，如果在Client 1放弃领导权之前，Client 2就宕机了，Client 3会收到通知。此时Client 3不会立即成为Leader，而是要先判断自己的序号 3 是否为当前最小序号。很显然，由于Client 1创建的/zkroot/leader1还在，因此Client 3不会成为新的 Leader ，并向Client 2序号 2 前面的序号，也即 1 创建 Watch。该过程如下图所示。
10.3.5 公平模式总结
实现相对复杂扩展性好，每个客户端都只 Watch 一个节点且每次节点被删除只须通知一个客户端旧 Leader 放弃领导权时，其它客户端根据竞选的先后顺序（也即节点序号）成为新 Leader，这也是公平模式的由来延迟相对非公平模式要高，因为它必须等待特定节点得到通知才能选出新的 Leader在粗粒度分布式锁，分布式选主，主备高可用切换等，不需要高TPS 支持的场景下有不可替代的作用，而这些需求往往多集中在大数据、离线任务等相关的业务领域，因为大数据领域，讲究分割数据集，并且大部分时间分任务多进程/线程并行处理这些数据集，但是总是有一些点上需要将这些任务和进程统一协调，这时候就是 ZooKeeper 发挥巨大作用的用武之地。
但是在交易场景交易链路上，在主业务数据存取，大规模服务发现（服务注册）、大规模健康监测等方面有天然的短板，应该竭力避免在这些场景下引入 ZooKeeper，在阿里巴巴的生产实践中，应用对ZooKeeper申请使用的时候要进行严格的场景、容量、SLA需求的评估。
因为ZooKeeper 的写并不是可扩展的，不可以通过加节点解决水平扩展性问题。一个实践中可以考虑的方法是想办法梳理业务，垂直划分业务域，将其划分到多个 ZooKeeper 注册中心。但是因自己提供的服务能力不足要业务按照技术的指挥棒配合划分治理业务，是不会被允许的。不能因为注册中心自身的原因（能力不足）破坏了服务的可连通性，妨碍业务服务的发展。
而且zookeeper 的长链接也容易出现闪断，闪断后，期间的业务操作是否需要重试等机制也需要异常捕获业务控制。
详情看：https://mp.weixin.qq.com/s/CbYJaPa8sMqyXZIEeN8P3w
本文参考：http://www.jasongj.com/zookeeper/fastleaderelection/
http://www.jasongj.com/zookeeper/distributedlock/
https://www.jianshu.com/p/2bceacd60b8a
https://mp.weixin.qq.com/s/i5CMn9_wVJyy7ZkPimSJMw
