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ZooKeeper面试那些事儿
ZooKeeper面试那些事儿
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1
2019-12-02
1.ZooKeeper是什么?
ZooKeeper
是一个分布式的,开放源码的分布式应用程序协调服务,是
Google
的
Chubby
一个开源的实现,它是集群的管理者,监视着集群中各个节点的状态根据节点提交的反馈进行下一步合理操作。最终,将简单易用的接口和性能高效、功能稳定的系统提供给用户。
客户端的读请求可以被集群中的任意一台机器处理,如果读请求在节点上注册了监听器,这个监听器也是由所连接的
zookeeper
机器来处理。对于写请求,这些请求会同时发给其他
zookeeper
机器并且达成一致后,请求才会返回成功。因此,随着
zookeeper
的集群机器增多,读请求的吞吐会提高但是写请求的吞吐会下降。
有序性是
zookeeper
中非常重要的一个特性,所有的更新都是全局有序的,每个更新都有一个唯一的时间戳,这个时间戳称为
zxid
(
Zookeeper
Transaction
Id
)。而读请求只会相对于更新有序,也就是读请求的返回结果中会带有这个
zookeeper
最新的
zxid
。
2.ZooKeeper提供了什么?
1
、文件系统
2
、通知机制
3.Zookeeper文件系统
Zookeeper
提供一个多层级的节点命名空间(节点称为
znode
)。与文件系统不同的是,这些节点都可以设置关联的数据,而文件系统中只有文件节点可以存放数据而目录节点不行。
Zookeeper
为了保证高吞吐和低延迟,在内存中维护了这个树状的目录结构,这种特性使得
Zookeeper
不能用于存放大量的数据,每个节点的存放数据上限为
1M
。
4.四种类型的znode
1
、
PERSISTENT
-持久化目录节点
客户端与
zookeeper
断开连接后,该节点依旧存在
2
、
PERSISTENT
_
SEQUENTIAL
-持久化顺序编号目录节点
客户端与
zookeeper
断开连接后,该节点依旧存在,只是
Zookeeper
给该节点名称进行顺序编号
3
、
EPHEMERAL
-临时目录节点
客户端与
zookeeper
断开连接后,该节点被删除
4
、
EPHEMERAL
_
SEQUENTIAL
-临时顺序编号目录节点
客户端与
zookeeper
断开连接后,该节点被删除,只是
Zookeeper
给该节点名称进行顺序编号
5.Zookeeper通知机制
client
端会对某个
znode
建立一个
watcher
事件,当该
znode
发生变化时,这些
client
会收到
zk
的通知,然后
client
可以根据
znode
变化来做出业务上的改变等。
6.Zookeeper做了什么?
1
、命名服务
2
、配置管理
3
、集群管理
4
、分布式锁
5
、队列管理
7.zk的命名服务(文件系统)
命名服务是指通过指定的名字来获取资源或者服务的地址,利用
zk
创建一个全局的路径,即是唯一的路径,这个路径就可以作为一个名字,指向集群中的集群,提供的服务的地址,或者一个远程的对象等等。
8.zk的配置管理(文件系统、通知机制)
程序分布式的部署在不同的机器上,将程序的配置信息放在
zk
的
znode
下,当有配置发生改变时,也就是
znode
发生变化时,可以通过改变
zk
中某个目录节点的内容,利用
watcher
通知给各个客户端,从而更改配置。
9.Zookeeper集群管理(文件系统、通知机制)
所谓集群管理无在乎两点:是否有机器退出和加入、选举
master
。
对于第一点,所有机器约定在父目录下创建临时目录节点,然后监听父目录节点的子节点变化消息。一旦有机器挂掉,该机器与
zookeeper
的连接断开,其所创建的临时目录节点被删除,所有其他机器都收到通知:某个兄弟目录被删除,于是,所有人都知道:它上船了。
新机器加入也是类似,所有机器收到通知:新兄弟目录加入,
highcount
又有了,对于第二点,我们稍微改变一下,所有机器创建临时顺序编号目录节点,每次选取编号最小的机器作为
master
就好。
10.Zookeeper分布式锁(文件系统、通知机制)
有了
zookeeper
的一致性文件系统,锁的问题变得容易。锁服务可以分为两类,一个是保持独占,另一个是控制时序。
对于第一类,我们将
zookeeper
上的一个
znode
看作是一把锁,通过
createznode
的方式来实现。所有客户端都去创建 /
distribute
_
lock
节点,最终成功创建的那个客户端也即拥有了这把锁。用完删除掉自己创建的
distribute
_
lock
节点就释放出锁。
对于第二类, /
distribute
_
lock
已经预先存在,所有客户端在它下面创建临时顺序编号目录节点,和选
master
一样,编号最小的获得锁,用完删除,依次方便。
11.获取分布式锁的流程
在获取分布式锁的时候在
locker
节点下创建临时顺序节点,释放锁的时候删除该临时节点。客户端调用
createNode
方法在
locker
下创建临时顺序节点,
然后调用
getChildren
(“
locker
”)来获取
locker
下面的所有子节点,注意此时不用设置任何
Watcher
。客户端获取到所有的子节点
path
之后,如果发现自己创建的节点在所有创建的子节点序号最小,那么就认为该客户端获取到了锁。
如果发现自己创建的节点并非
locker
所有子节点中最小的,说明自己还没有获取到锁,此时客户端需要找到比自己小的那个节点,然后对其调用
exist
()方法,同时对其注册事件监听器。之后,让这个被关注的节点删除,则客户端的
Watcher
会收到相应通知,此时再次判断自己创建的节点是否是
locker
子节点中序号最小的,如果是则获取到了锁,如果不是则重复以上步骤继续获取到比自己小的一个节点并注册监听。当前这个过程中还需要许多的逻辑判断。
代码的实现主要是基于互斥锁,获取分布式锁的重点逻辑在于
BaseDistributedLock
,实现了基于
Zookeeper
实现分布式锁的细节。
12.Zookeeper队列管理(文件系统、通知机制)
两种类型的队列:
同步队列,当一个队列的成员都聚齐时,这个队列才可用,否则一直等待所有成员到达。
队列按照
FIFO
方式进行入队和出队操作。
第一类,在约定目录下创建临时目录节点,监听节点数目是否是我们要求的数目。
第二类,和分布式锁服务中的控制时序场景基本原理一致,入列有编号,出列按编号。在特定的目录下创建
PERSISTENT
_
SEQUENTIAL
节点,创建成功时
Watcher
通知等待的队列,队列删除序列号最小的节点用以消费。此场景下
Zookeeper
的
znode
用于消息存储,
znode
存储的数据就是消息队列中的消息内容,
SEQUENTIAL
序列号就是消息的编号,按序取出即可。由于创建的节点是持久化的,所以不必担心队列消息的丢失问题。
13.Zookeeper数据复制
Zookeeper
作为一个集群提供一致的数据服务,自然,它要在所有机器间做数据复制。数据复制的好处:
容错:一个节点出错,不致于让整个系统停止工作,别的节点可以接管它的工作;
提高系统的扩展能力 :把负载分布到多个节点上,或者增加节点来提高系统的负载能力;
提高性能:让客户端本地访问就近的节点,提高用户访问速度。
从客户端读写访问的透明度来看,数据复制集群系统分下面两种:
写主(
WriteMaster
) :对数据的修改提交给指定的节点。读无此限制,可以读取任何一个节点。这种情况下客户端需要对读与写进行区别,俗称读写分离;
写任意(
Write
Any
):对数据的修改可提交给任意的节点,跟读一样。这种情况下,客户端对集群节点的角色与变化透明。
对
zookeeper
来说,它采用的方式是写任意。通过增加机器,它的读吞吐能力和响应能力扩展性非常好,而写,随着机器的增多吞吐能力肯定下降(这也是它建立
observer
的原因),而响应能力则取决于具体实现方式,是延迟复制保持最终一致性,还是立即复制快速响应。
14.Zookeeper工作原理
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。
Zab
协议有两种模式,它们分别是恢复模式(选主)和广播模式(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。
15.zookeeper是如何保证事务的顺序一致性的?
zookeeper
采用了递增的事务
Id
来标识,所有的
proposal
(提议)都在被提出的时候加上了
zxid
,
zxid
实际上是一个
64
位的数字,高
32
位是
epoch
(时期; 纪元; 世; 新时代)用来标识
leader
是否发生改变,如果有新的
leader
产生出来,
epoch
会自增,低
32
位用来递增计数。当新产生
proposal
的时候,会依据数据库的两阶段过程,首先会向其他的
server
发出事务执行请求,如果超过半数的机器都能执行并且能够成功,那么就会开始执行。
16.Zookeeper 下 Server工作状态
每个
Server
在工作过程中有三种状态:
LOOKING
:当前
Server
不知道
leader
是谁,正在搜寻
LEADING
:当前
Server
即为选举出来的
leader
FOLLOWING
:
leader
已经选举出来,当前
Server
与之同步
17.zookeeper是如何选取主leader的?
当
leader
崩溃或者
leader
失去大多数的
follower
,这时
zk
进入恢复模式,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
的选举算法有两种:一种是基于
basic
paxos
实现的,另外一种是基于
fast
paxos
算法实现的。系统默认的选举算法为
fast
paxos
。
1
、
Zookeeper
选主流程(
basic
paxos
)
1
.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
;
2
.选举线程首先向所有
Server
发起一次询问(包括自己);
3
.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;
4
.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
;
5
.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。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。
2
、
Zookeeper
选主流程(
basic
paxos
)
fast
paxos
流程是在选举过程中,某
Server
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,重复这个流程,最后一定能选举出
Leader
。
18.Zookeeper同步流程
选完
Leader
以后,
zk
就进入状态同步过程。
Leader
等待
server
连接;
Follower
连接
leader
,将最大的
zxid
发送给
leader
;
Leader
根据
follower
的
zxid
确定同步点;
完成同步后通知
follower
已经成为
uptodate
状态;
Follower
收到
uptodate
消息后,又可以重新接受
client
的请求进行服务了。
19.分布式通知和协调
对于系统调度来说:操作人员发送通知实际是通过控制台改变某个节点的状态,然后
zk
将这些变化发送给注册了这个节点的
watcher
的所有客户端。
对于执行情况汇报:每个工作进程都在某个目录下创建一个临时节点。并携带工作的进度数据,这样汇总的进程可以监控目录子节点的变化获得工作进度的实时的全局情况。
20.机器中为什么会有leader?
在分布式环境中,有些业务逻辑只需要集群中的某一台机器进行执行,其他的机器可以共享这个结果,这样可以大大减少重复计算,提高性能,于是就需要进行
leader
选举。
21.zk节点宕机如何处理?
Zookeeper
本身也是集群,推荐配置不少于
3
个服务器。
Zookeeper
自身也要保证当一个节点宕机时,其他节点会继续提供服务。
如果是一个
Follower
宕机,还有
2
台服务器提供访问,因为
Zookeeper
上的数据是有多个副本的,数据并不会丢失;
如果是一个
Leader
宕机,
Zookeeper
会选举出新的
Leader
。
ZK
集群的机制是只要超过半数的节点正常,集群就能正常提供服务。只有在
ZK
节点挂得太多,只剩一半或不到一半节点能工作,集群才失效。
所以
3
个节点的
cluster
可以挂掉
1
个节点(
leader
可以得到
2
票&
gt
;
1
.
5
)
2
个节点的
cluster
就不能挂掉任何
1
个节点了(
leader
可以得到
1
票&
lt
;=
1
)
22.zookeeper负载均衡和nginx负载均衡区别
zk
的负载均衡是可以调控,
nginx
只是能调权重,其他需要可控的都需要自己写插件;但是
nginx
的吞吐量比
zk
大很多,应该说按业务选择用哪种方式。
23.zookeeper watch机制
Watch
机制官方声明:一个
Watch
事件是一个一次性的触发器,当被设置了
Watch
的数据发生了改变的时候,则服务器将这个改变发送给设置了
Watch
的客户端,以便通知它们。
Zookeeper
机制的特点:
1
、一次性触发数据发生改变时,一个
watcher
event
会被发送到
client
,但是
client
只会收到一次这样的信息。
2
、
watcher
event
异步发送
watcher
的通知事件从
server
发送到
client
是异步的,这就存在一个问题,不同的客户端和服务器之间通过
socket
进行通信,由于网络延迟或其他因素导致客户端在不通的时刻监听到事件,由于
Zookeeper
本身提供了
ordering
guarantee
,即客户端监听事件后,才会感知它所监视
znode
发生了变化。所以我们使用
Zookeeper
不能期望能够监控到节点每次的变化。
Zookeeper
只能保证最终的一致性,而无法保证强一致性。
3
、数据监视
Zookeeper
有数据监视和子数据监视
getdata
()
and
exists
()设置数据监视,
getchildren
()设置了子节点监视。
4
、注册
watcher
getData
、
exists
、
getChildren
5
、触发
watcher
create
、
delete
、
setData
6
、
setData
()会触发
znode
上设置的
data
watch
(如果
set
成功的话)。一个成功的
create
() 操作会触发被创建的
znode
上的数据
watch
,以及其父节点上的
child
watch
。而一个成功的
delete
()操作将会同时触发一个
znode
的
data
watch
和
child
watch
(因为这样就没有子节点了),同时也会触发其父节点的
child
watch
。
7
、当一个客户端连接到一个新的服务器上时,
watch
将会被以任意会话事件触发。当与一个服务器失去连接的时候,是无法接收到
watch
的。而当
client
重新连接时,如果需要的话,所有先前注册过的
watch
,都会被重新注册。通常这是完全透明的。只有在一个特殊情况下,
watch
可能会丢失:对于一个未创建的
znode
的
exist
watch
,如果在客户端断开连接期间被创建了,并且随后在客户端连接上之前又删除了,这种情况下,这个
watch
事件可能会被丢失。
8
、
Watch
是轻量级的,其实就是本地
JVM
的
Callback
,服务器端只是存了是否有设置了
Watcher
的布尔类型
来源:
segmentfault
.
com
/
a
/
1190000014479433
最近三期
【
25
期】这三道常见的面试题,你有被问过吗?
【
26
期】如何判断一个对象是否存活?(或者
GC
对象的判定方法)?
【
27
期】
Dubbo
面试八连问,这些你都能答上来吗?
? ~
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