zookeeper leader 选择详细流程

一、集群启动时候选举的流程

先来看第一种 Leader 选举时机：ZooKeeper 服务启动的时候。

在讲解之前，我先来问你一个问题：为什么集群启动时候会进行选举？很简单，因为刚启动的时候，节点状态都是 LOOKING，寻主状态，而且是刚启动，肯定是无主的，需要选举的，所以肯定需要投票进行 Leader 选举。

假设我们要搭建一个 ZooKeeper 集群，集群内有三个 ZooKeeper 服务，分别为：Zookeeper1、Zookeeper2 和 Zookeeper3。按顺序启动，那么哪台机器最有可能被选举为 Leader 呢？为什么？

我先不说答案，我们先分析下集群启动时候的选举流程，然后我们再反过来看这个问题。

首轮投票都会投给自己，因为集群内彼此不知道各自的 zxid 和 myid 等参数，所以 Zookeeper1、Zookeeper2 和 Zookeeper3 的票箱如下图所示：

由于第一轮，大家都自己投了自己，这时候票箱如下：
服务票箱Zookeeper1(1,1)、(2,2)、(3,3)，相当于每人都只有1票，持平Zookeeper2(1,1)、(2,2)、(3,3)，相当于每人都只有1票，持平Zookeeper3(1,1)、(2,2)、(3,3)，相当于每人都只有1票，持平
现在每个节点的票数都一样，都是 1 票，所以不分胜负，那只能进行下一轮投票了。那下一轮投给谁呢？我们先把上一篇画的图拿出来重新回忆一下选举流程：

按照我们在上一篇中的设计来分析的话，先对比 logicClock，优先投给 logicClock 大的；但是现在发现 logicClock 都一样大，也就是走到了上图中的第 6⃣️ 步骤，开始对比 vote_zxid。

vote_zxid 是什么来着？vote_zxid 就是被推荐服务器上所保存数据的最大 zxid。

但是，现在三个 ZooKeeper 服务都把票投递给了自己，并且因为都是刚启动的，还没处理请求，也是首轮选举，所以它们的 epoch 和事物写次数都是 0，也就是说这三个 ZooKeeper 服务的 zxid 也都一样，都是 0。于是就走到了我们上图中的第 7⃣️ 步骤，开始对比 vote_id。

vote_id 就是被推荐服务器的 myid。

那很明显，Zookeeper3 的 myid 是最大的，所以事情变得简单了，终于有结论了。Zookeeper1 和 Zookeeper2 会将票投给 Zookeeper3，而 Zookeeper3 仍然会投给自己。详细核心流程如下。

1. Zookeeper1 收到 Zookeeper2 和 Zookeeper3 的投票后，发现三者的 logicClock 和 vote_zxid 都一样，所以只能找最大的 myid 进行选举，发现 Zookeeper3 的 myid 是3，而 Zookeeper2 的 myid 是 2，因此 Zookeeper1 将宝贵的一票投给 Zookeeper3。
2. Zookeeper2 收到 Zookeeper1 和 Zookeeper3 的投票后，发现三者的 logicClock 和 vote_zxid 都一样，所以只能找最大的 myid 进行选举，发现 Zookeeper3 的 myid 是 3，而Zookeeper1 的 myid 是 1，因此 Zookeeper2 将宝贵的一票也投给 Zookeeper3。
3. Zookeeper3 同理，将票留给自己。

第二轮投完了，这时候我们看下票箱情况：
服务票箱Zookeeper1(1,3)、(2,3)、(3,3)，三个节点都投递给了Zookeeper3Zookeeper2(1,3)、(2,3)、(3,3)，三个节点都投递给了Zookeeper3Zookeeper3(1,3)、(2,3)、(3,3)，三个节点都投递给了Zookeeper3
所以毫无争议，大家都认为 Zookeeper3 最适合当 Leader，其实我们本来是过半就行，但是目前大家都同意，那自然最好不过了。Leader 选完了，我们接下来需要干什么？

改状态呀！

现在状态还是 LOOKING 呢，我们需要给 Zookeeper3 改为

LEADING

，而 Zookeeper1 和 Zookeeper2 改为

FOLLOWING

状态，然后 Leader 发起与各个 Follower 之间的心跳。

好了，目前我们已经讲解完第一个选举时机的全流程了，接下来回归到我们最初的问题：集群内有三个 ZooKeeper 服务，分别为 Zookeeper1、Zookeeper2 和 Zookeeper3，

按顺序启动

，那么哪台机器最有可能被选举为 Leader 呢？为什么？

按照我们上面的分析，好像最后选出来的是 Zookeeper3 这个服务，但最后选出来的 Leader 真的是 Zookeeper3 吗？错！因为我说了按顺序启动，你想想按顺序，也就是先启动 Zookeeper1，然后 Zookeeper1 开始寻主，发现只有自己，不能构成集群，所以不能升级为 Leader；这时候 Zookeeper2 启动了，也开始寻主、投票。开始都会投给自己，但是第二轮的时候 Zookeeper1 发现 Zookeeper2 的 myid 最大，会把票投给 Zookeeper2，那这时候的结果就是 Zookeeper1 零票、Zookeeper2 两票。按照过半原则，已经符合升级为 Leader 的条件，所以这时候 Zookeeper2 就已经被选为 Leader 了。

有人问：那 Zookeeper3 呢？你想一个问题，选主是毫秒级别的，而服务启动是秒级别的，在 Zookeeper3 启动完成之前，Zookeeper2 早就被选为 Leader 啦！因此，这个问题的答案大概率是 Zookeeper2 被选为 Leader！

那还有人问：Zookeeper3 启动完成后咋办呢？它当然也会进行投票，但是投完后发现 Zookeeper1 和 Zookeeper2 都回应已经有Leader了且 Leader 是 Zookeeper2，那么 Zookeeper3 发现过半的人都回复 Leader 是 Zookeeper2，那就不折腾了，直接作为 Follower 追随 Zookeeper2 这个 Leader。

二、Follower 重启投票流程

我们接着看第二个投票时机：Follower 宕机重启了，这时候该怎么办？

在这之前，我先问个问题：Follower 宕机有啥问题？啥问题也没有，无伤大雅！只是少了一台节点对外提供读能力而已，因为只有 Leader 能处理写请求，所以我们先可以明确一点就是 Follower 意外宕机，其实影响范围不是很大。

好了，回归正题：Follower 重启投票流程。

假设 Zookeeper1 重启了，首先 Follower 重启后的状态是 LOOKING，所以会发起投票，且首轮会把票投给自己然后通过网络广播出去，如下图所示：

这时候 Zookeeper2 和 Zookeeper3 收到了 Zookeeper1 的投票，会响应给 Zookeeper1 什么呢？

• 首先，假设 Zookeeper3 是 Leader，那么 Zookeeper3 会给它回复一个：我就是 Leader，你还投什么？直接变 Follower 给我当小弟。
• 其次，Zookeeper2 收到 Zookeeper1 的投票后，也会回复一个：Zookeeper3 是 Leader，我是 Follower，在当 Zookeeper3 的小弟，你别投了，已经有 Leader 了，你也一起加入吧。
• 最后，Zookeeper1 收到其他两台机器的回复后，发现 Zookeeper3 就是 Leader 的票数超过一半了，所以 Zookeeper1 心甘情愿地改为 Follower 给 Zookeeper3 当小弟。

具体过程如下图：

当然不能忘了改状态，给 Zookeeper1 修改状态为 Follower，且 Zookeeper3 会维持 Follower 的心跳。

上面讲解了 Follower 挂了的投票流程，那么如果是 Leader 挂了，该怎么办？

三、Leader 重启投票流程

Leader 挂了就不是那么简单的事情了，相当于老大没了，这时候所有的写请求都无法得到处理，那就是属于亚健康状态了，所以需要进行

选主

。那怎么选主呢？我不怕啰嗦，再从头到尾以图文结合的方式阐述下。

首先，假设 Zookeeper3 是 Leader，然后它挂了，所以 Follower1 和 Follower2 发现 Leader 挂了（没心跳了），就会进入 LOOKING 状态，重新进行选举。我们先来看下图（Leader 挂了，Follower 进入 LOOKING 状态）：

然后，两个 LOOKING 状态的 Zookeeper 要重新发起选举，老规矩，还是先投自己，然后通过网络广播出去。如下图：

接下来又是重复的流程。

• Zookeeper2 收到 Zookeeper1 的投票，发现二者的 logicClock 和 zxid 都一样，那就对比 myid，结果发现 Zookeeper2 自己的 myid 是大于接收到外部 Zookeeper1 发起的投票的 myid，所以 Zookeeper2 仍然投自己一票并通过网络发给 Zookeeper1。
• Zookeeper1 同样收到 Zookeeper2 的投票，结果发现二者的 logicClock 和 zxid 都一样，myid 还小于 Zookeeper2 的，那就也将宝贵的一票投给 Zookeeper2。

如下图：

这时候我们看下票箱情况：
服务票箱Zookeeper1(1,2)、(2,2)，Zookeeper2两票，Zookeeper1零票Zookeeper2(1,2)、(2,2)，Zookeeper2两票，Zookeeper1零票
符合过半原则，所以 Zookeeper2 被选举为 Leader，而 Zookeeper1 成为 Zookeeper2 的 Follower，最后修改各自的状态且在二者之间建立心跳。

看起来好像一切恢复正常了，那如果 Zookeeper3 重新启动了呢？这时候会怎样？

首先 Zookeeper3 重新启动它的状态会变为 LOOKING，所以它会再次投给自己一票，并通过网络广播给其他人，如下：

这时候当 Zookeeper1 和 Zookeeper2 收到 Zookeeper3 的广播后，会给予相应的回应。

• Zookeeper1 会回复：你别投票了，现在整个集群是有主的，Zookeeper2 就是主，我是追随它的 Follower，你也一起加入吧。
• Zookeeper2 会回复：我就是 Leader，你想谋权？赶紧当我小弟（Follower）追随我，别找事。

Zookeeper3 收到各位大佬的回复后，发现 Zookeeper1 和 Zookeeper2 都说 Zookeeper2 是 Leader，且集群算上自己就三台机器，符合过半原则了，那就不犹豫了，直接修改自己的状态为 FOLLOWING 去追随 Zookeeper2，然后 Zookeeper2 维护 Zookeeper3 这个 Follower 的心跳。

看到这里，有的同学可能会产生这样一个疑问。假设写请求刚写到 Leader，尚未同步到各个 Follower 呢，然后 Leader 宕机了，接下来其他 Follower 肯定会选出一个新的 Leader。但这时候恰巧新 Leader 刚选出来，还没接收写请求呢，旧 Leader 就恢复了，别忘了旧 Leader 宕机之前是写成功的，所以旧 Leader 的 zxid 肯定大于新 Leader 的，也就是说旧 Leader 的消息更全、更新，那么旧 Leader 恢复后，会顶替新 Leader 吗？

不会！我不管你 zxid 是不是大，你启动回来后就是 LOOKING 寻主状态，但是集群内已经有新的 Leader 了，旧 Leader 只能抹掉数据同步我新 Leader 的。

你想想，如果让你设计一个 ZooKeeper 的选举功能，你考虑一大堆情况，只会造成代码的

复杂性

和

臃肿性

，因此没必要为一些非常见场景而破坏整个优雅的项目，情况很多，考虑不完的，何况目前 ZooKeeper 的设计我个人觉得已经很合理了。

一言以蔽之：Leader 选举有三个时机，集群刚启动、Follower 宕机和 Leader 宕机，核心选举流程就是先对比 logicClock ➡️ 再对比 zxid➡️最后对比 myid，选出 Leader 后修改状态以及建立心跳。