Zookeeper特點
Zookeeper節點類型
如上文《Zookeeper架構及FastLeaderElection機制》所述，Zookeeper 提供了一個類似於 Linux 文件系統的樹形結構。該樹形結構中每個節點被稱為 znode ，可按如下兩個維度分類
Persist vs. EphemeralPersist節點，一旦被創建，便不會意外丟失，即使服務器全部重啟也依然存在。每個 Persist 節點即可包含數據，也可包含子節點Ephemeral節點，在創建它的客戶端與服務器間的 Session 結束時自動被刪除。服務器重啟會導致 Session 結束，因此 Ephemeral 類型的 znode 此時也會自動刪除Sequence vs. Non-sequenceNon-sequence節點，多個客戶端同時創建同一 Non-sequence 節點時，只有一個可創建成功，其它勻失敗。並且創建出的節點名稱與創建時指定的節點名完全一樣Sequence節點，創建出的節點名在指定的名稱之後帶有10位10進制數的序號。多個客戶端創建同一名稱的節點時，都能創建成功，只是序號不同Zookeeper語義保證
Zookeeper 簡單高效，同時提供如下語義保證，從而使得我們可以利用這些特性提供複雜的服務。
順序性 客戶端發起的更新會按發送順序被應用到 Zookeeper 上原子性 更新操作要麼成功要麼失敗，不會出現中間狀態單一系統鏡像 一個客戶端無論連接到哪一個服務器都能看到完全一樣的系統鏡像（即完全一樣的樹形結構）。注：根據上文《Zookeeper架構及FastLeaderElection機制》介紹的 ZAB 協議，寫操作並不保證更新被所有的 Follower 立即確認，因此通過部分 Follower 讀取數據並不能保證讀到最新的數據，而部分 Follwer 及 Leader 可讀到最新數據。如果一定要保證單一系統鏡像，可在讀操作前使用 sync 方法。可靠性 一個更新操作一旦被接受即不會意外丟失，除非被其它更新操作覆蓋最終一致性 寫操作最終（而非立即）會對客戶端可見Zookeeper Watch機制
所有對 Zookeeper 的讀操作，都可附帶一個 Watch 。一旦相應的數據有變化，該 Watch 即被觸發。Watch 有如下特點
分佈式鎖與領導選舉關鍵點
最多一個獲取鎖 / 成為Leader
對於分佈式鎖（這裡特指排它鎖）而言，任意時刻，最多隻有一個進程（對於單進程內的鎖而言是單線程）可以獲得鎖。
對於領導選舉而言，任意時間，最多隻有一個成功當選為Leader。否則即出現腦裂（Split brain）
鎖重入 / 確認自己是Leader
對於分佈式鎖，需要保證獲得鎖的進程在釋放鎖之前可再次獲得鎖，即鎖的可重入性。
對於領導選舉，Leader需要能夠確認自己已經獲得領導權，即確認自己是Leader。
釋放鎖 / 放棄領導權
鎖的獲得者應該能夠正確釋放已經獲得的鎖，並且當獲得鎖的進程宕機時，鎖應該自動釋放，從而使得其它競爭方可以獲得該鎖，從而避免出現死鎖的狀態。
領導應該可以主動放棄領導權，並且當領導所在進程宕機時，領導權應該自動釋放，從而使得其它參與者可重新競爭領導而避免進入無主狀態。
感知鎖釋放 / 領導權的放棄
當獲得鎖的一方釋放鎖時，其它對於鎖的競爭方需要能夠感知到鎖的釋放，並再次嘗試獲取鎖。
原來的Leader放棄領導權時，其它參與方應該能夠感知該事件，並重新發起選舉流程。
非公平領導選舉
從上面幾個方面可見，分佈式鎖與領導選舉的技術要點非常相似，實際上其實現機制也相近。本章就以領導選舉為例來說明二者的實現原理，分佈式鎖的實現原理也幾乎一致。
選主過程
假設有三個Zookeeper的客戶端，如下圖所示，同時競爭Leader。這三個客戶端同時向Zookeeper集群註冊Ephemeral且Non-sequence類型的節點，路徑都為/zkroot/leader（工程實踐中，路徑名可自定義）。
如上圖所示，由於是Non-sequence節點，這三個客戶端只會有一個創建成功，其它節點均創建失敗。此時，創建成功的客戶端（即上圖中的Client 1）即成功競選為 Leader 。其它客戶端（即上圖中的Client 2和Client 3）此時勻為 Follower。
放棄領導權
如果 Leader 打算主動放棄領導權，直接刪除/zkroot/leader節點即可。
如果 Leader 進程意外宕機，其與 Zookeeper 間的 Session 也結束，該節點由於是Ephemeral類型的節點，因此也會自動被刪除。
此時/zkroot/leader節點不復存在，對於其它參與競選的客戶端而言，之前的 Leader 已經放棄了領導權。
感知領導權的放棄
由上圖可見，創建節點失敗的節點，除了成為 Follower 以外，還會向/zkroot/leader註冊一個 Watch ，一旦 Leader 放棄領導權，也即該節點被刪除，所有的 Follower 會收到通知。
重新選舉
感知到舊 Leader 放棄領導權後，所有的 Follower 可以再次發起新一輪的領導選舉，如下圖所示。
從上圖中可見
新一輪的領導選舉方法與最初的領導選舉方法完全一樣，都是發起節點創建請求，創建成功即為 Leader，否則為 Follower ，且 Follower 會 Watch 該節點新一輪的選舉結果，無法預測，與它們在第一輪選舉中的順序無關。這也是該方案被稱為非公平模式的原因非公平模式總結
非公平模式實現簡單，每一輪選舉方法都完全一樣競爭參與方不多的情況下，效率高。每個 Follower 通過 Watch 感知到節點被刪除的時間不完全一樣，只要有一個 Follower 得到通知即發起競選，即可保證當時有新的 Leader 被選出給Zookeeper 集群造成的負載大，因此擴展性差。如果有上萬個客戶端都參與競選，意味著同時會有上萬個寫請求發送給 Zookeper。如《Zookeeper架構》一文所述，Zookeeper 存在單點寫的問題，寫性能不高。同時一旦 Leader 放棄領導權，Zookeeper 需要同時通知上萬個 Follower，負載較大。公平領導選舉
選主過程
如下圖所示，公平領導選舉中，各客戶端均創建/zkroot/leader節點，且其類型為
由於是Sequence類型節點，故上圖中三個客戶端均創建成功，只是序號不一樣。此時，每個客戶端都會判斷自己創建成功的節點的序號是不是當前最小的。如果是，則該客戶端為 Leader，否則即為 Follower。
在上圖中，Client 1創建的節點序號為 1 ，Client 2創建的節點序號為 2，Client 3創建的節點序號為3。由於最小序號為 1 ，且該節點由Client 1創建，故Client 1為 Leader 。
放棄領導權
Leader 如果主動放棄領導權，直接刪除其創建的節點即可。
如果 Leader 所在進程意外宕機，其與 Zookeeper 間的 Session 結束，由於其創建的節點為Ephemeral類型，故該節點自動被刪除。
感知領導權的放棄
與非公平模式不同，每個 Follower 並非都 Watch 由 Leader 創建出來的節點，而是 Watch 序號剛好比自己序號小的節點。
在上圖中，總共有 1、2、3 共三個節點，因此Client 2 Watch /zkroot/leader1，Client 3 Watch /zkroot/leader2。（注：序號應該是10位數字，而非一位數字，這裡為了方便，以一位數字代替）
一旦 Leader 宕機，/zkroot/leader1被刪除，Client 2可得到通知。此時Client 3由於 Watch 的是/zkroot/leader2，故不會得到通知。
重新選舉
Client 2得到/zkroot/leader1被刪除的通知後，不會立即成為新的 Leader 。而是先判斷自己的序號 2 是不是當前最小的序號。在該場景下，其序號確為最小。因此Client 2成為新的 Leader 。
這裡要注意，如果在Client 1放棄領導權之前，Client 2就宕機了，Client 3會收到通知。此時Client 3不會立即成為Leader，而是要先判斷自己的序號 3 是否為當前最小序號。很顯然，由於Client 1創建的/zkroot/leader1還在，因此Client 3不會成為新的 Leader ，並向Client 2序號 2 前面的序號，也即 1 創建 Watch。該過程如下圖所示。
公平模式總結
實現相對複雜擴展性好，每個客戶端都只 Watch 一個節點且每次節點被刪除只須通知一個客戶端舊 Leader 放棄領導權時，其它客戶端根據競選的先後順序（也即節點序號）成為新 Leader，這也是公平模式的由來延遲相對非公平模式要高，因為它必須等待特定節點得到通知才能選出新的 Leader總結
基於 Zookeeper 的領導選舉或者分佈式鎖的實現均基於 Zookeeper 節點的特性及通知機制。充分利用這些特性，還可以開發出適用於其它場景的分佈式應用。
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