ZAB 協議的全稱是 Zookeeper Atomic Broadcase，原子廣播協議。
作用：通過這個 ZAB 協議可以進行集群間主備節點的數據同步，保證數據的一致性。
在講解 ZAB 協議之前，我們必須要了解 Zookeeper 的各節點的角色。
Zookeeper 各節點的角色Leader：
負責處理客戶端發送的讀、寫事務請求。這里的事務請求可以理解這個請求具有事務的 ACID 特性。同步寫事務請求給其他節點，且需要保證事務的順序性。狀態為 LEADING。Follower：
負責處理客戶端發送的讀請求轉發寫事務請求給 Leader。參與 Leader 的選舉。狀態為 FOLLOWING。Observer：
和 Follower 一樣，唯一不同的是，不參與 Leader 的選舉，且狀態為 OBSERING?？梢杂脕砭€性擴展讀的 QPS。啟動階段，如何選 Leader？Zookeeper 剛啟動的時候，多個節點需要找出一個 Leader。怎么找呢，就是用投票。
比如集群中有兩個節點，A 和 B，原理圖如下所示：
節點 A 先投票給自己，投票信息包含節點 id(SID) 和一個 ZXID，如 (1,0)。SID 是配置好的，且唯一，ZXID 是唯一的遞增編號。節點 B 先投票給自己，投票信息為(2,0)。然后節點 A 和 B 將自己的投票信息投票給集群中所有節點。節點 A 收到節點 B 的投票信息后，檢查下節點 B 的狀態是否是本輪投票，以及是否是正在選舉(LOOKING)的狀態。投票 PK：節點 A 會將自己的投票和別人的投票進行 PK，如果別的節點發過來的 ZXID 較大，則把自己的投票信息更新為別的節點發過來的投票信息，如果 ZXID 相等，則比較 SID。這里節點 A 和 節點 B 的 ZXID 相同，SID 的話，節點 B 要大些，所以節點 A 更新投票信息為(2，0)，然后將投票信息再次發送出去。而節點 B 不需要更新投票信息，但是下一輪還需要再次將投票發出去。這個時候節點 A 的投票信息為(2，0)，如下圖所示：
統計投票：每一輪投票，都會統計每臺節點收到的投票信息，判斷是否有過半的節點收到了相同的投票信息。節點 A 和 節點 B 收到的投票信息都為(2，0)，且數量來說，大于一半節點的數量，所以將節點 B 選出來作為 Leader。更新節點狀態：節點 A 作為 Follower，更新狀態為 FOLLOWING，節點 B 作為 Leader，更新狀態為 LEADING。運行期間，Leader 宕機了怎么辦？在 Zookeeper 運行期間，Leader 會一直保持為 LEADING 狀態，直到 Leader 宕機了，這個時候就要重新選 Leader，而選舉過程和啟動階段的選舉過程基本一致。
需要注意的點：
剩下的 Follower 進行選舉，Observer 不參與選舉。投票信息中的 zxid 用的是本地磁盤日志文件中的。如果這個節點上的 zxid 較大，就會被當選為 Leader。如果 Follower 的 zxid 都相同，則 Follower 的節點 id 較大的會被選為 Leader。節點之間如何同步數據的？不同的客戶端可以分別連接到主節點或備用節點。
而客戶端發送讀寫請求時是不知道自己連的是Leader 還是 Follower，如果客戶端連的是主節點，發送了寫請求，那么 Leader 執行 2PC(兩階段提交協議)同步給其他 Follower 和 Observer 就可以了。但是如果客戶端連的是 Follower，發送了寫請求，那么 Follower 會將寫請求轉發給 Leader，然后 Leader 再進行 2PC 同步數據給 Follower。
兩階段提交協議：
第一階段：Leader 先發送 proposal 給 Follower，Follower 發送 ack 響應給 Leader。如果收到的 ack 過半，則進入下一階段。第二階段： Leader 從磁盤日志文件中加載數據到內存中，Leader 發送 commit 消息給 Follower，Follower 加載數據到內存中。我們來看下 Leader 同步數據的流程：
① 客戶端發送寫事務請求。② Leader 收到寫請求后，轉化為一個 "proposal01：zxid1" 事務請求，存到磁盤日志文件。③ 發送 proposal 給其他 Follower。④ Follower 收到 proposal 后，Follower 寫磁盤日志文件。接著我們看下 Follower 收到 Leader 發送的 proposal 事務請求后，怎么處理的：
⑤ Follower 返回 ack 給 Leader。⑥ Leader 收到超過一半的 ack，進行下一階段⑦ Leader 將磁盤中的日志文件的 proposal 加載到 znode 內存數據結構中。⑧ Leader 發送 commit 消息給所有 Follower 和 Observer。⑨ Follower 收到 commit 消息后，將 磁盤中數據加載到 znode 內存數據結構中。現在 Leader 和 Follower 的數據都是在內存數據中的，且是一致的，客戶端從 Leader 和 Follower 讀到的數據都是一致的。
ZAB 的順序一致性怎么做到的？Leader 發送 proposal 時，其實會為每個 Follower 創建一個隊列，都往各自的隊列中發送 proposal。
如下圖所示是 Zookeeper 的消息廣播流程：
客戶端發送了三條寫事務請求，對應的 proposal 為：
proposal01:zxid1proposal02:zxid2proposal03:zxid3
Leader 收到請求后，依次放到隊列中，然后 Follower 依次從隊列中獲取請求，這樣就保證了數據的順序性。
Zookeeper 到底是不是強一致性？官方定義：順序一致性。
不保證強一致性，為什么呢？
因為 Leader 再發送 commit 消息給所有 Follower 和 Observer 后，它們并不是同時完成 commit 的。
比如因為網絡原因，不同節點收到的 commit 較晚，那么提交的時間也較晚，就會出現多個節點的數據不一致，但是經過短暫的時間后，所有節點都 commit 后，數據就保持同步了。
另外 Zookeeper 支持強一致性，就是手動調用 sync 方法來保證所有節點都 commit 才算成功。
這里有個問題：如果某個節點 commit 失敗，那么 Leader 會進行重試嗎？如何保證數據的一致性？歡迎討論。
Leader 宕機數據丟失問題第一種情況：
假設 Leader 已經將消息寫入了本地磁盤，但是還沒有發送 proposal 給 Follower，這個時候 Leader 宕機了。
那就需要選新的 Leader，新 Leader 發送 proposal 的時候，包含的 zxid 自增規律會發生一次變化：
zxid 的高 32 位自增 1 一次，高 32 位代表 Leader 的版本號。zxid 的低 32 位自增 1，后續還是繼續保持自增長。當老 Leader 恢復后，會轉成 Follower，Leader 發送最新的 proposal 給它時，發現本地磁盤的 proposal 的 zxid 的高 32 位小于新 Leader 發送的 proposal，就丟棄自己的 proposal。
第二種情況：
如果 Leader 成功發送了 commit 消息給 Follower，但是所有或者部分 Follower 還沒來得及 commit 這個 proposal，也就是加載磁盤中的 proposal 到 內存中，這個時候 Leader 宕機了。
那么就需要選出磁盤日志中 zxid 最大的 Follower，如果 zxid 相同，則比較節點 id，節點 id 大的作為 Leader。
本篇盡量用大白話+畫圖的方式進行講解，希望能給大家帶來啟發。
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