一、一致性
1.1 CAP 理論
- C 一致性：分散式環境中，一致性是指多個副本之間，在同一時刻能否有同樣的值
- A 可用性：系統提供的服務必須一直處於可用的狀態。即使叢集中一部分節點故障。
- P 分割槽容錯性：系統在遇到節點故障，或者網路分割槽時，任然能對外提供一致性和可用性的服務。以實際效果而言，分割槽相當於通訊的時限要求。系統如果不能在一定實現內達成資料一致性，也就意味著發生了分割槽的情況。必須就當前操作在 C 和 A 之前作出選擇
1.2 CAP不能同時滿足的證明
假設系統中有 5 個節點，n1~n5。n1，n2，n3 在A物理機房。n4，n5 在 B 物理機房。現在發生了網路分割槽，A 機房和 B 機房網路不通。 保證一致性：此時客戶端在 A 機房寫入資料，不能同步到B機房。寫入失敗。此時失去了可用性。 保證可用性：資料在 A 機房的 n1~n3 節點都寫入成功後返回成功。資料在 B 機房的 n4~n5 節點也寫入資料，返回成功。同一份資料在 A 機房和 B 機房出現了資料不一致的情況。聰明如你，可以想到 zookeeper，當一個節點 down 掉，系統會將其剔出節點，然其它一半以上的節點寫入成功即可。是不是 zookeeper 同時滿足了 CAP 呢。其實這裡有一個誤區，系統將其剔出節點。有一個隱含的條件是，系統引入了一個排程者，一個踢出壞節點的排程者。當排程者和 zookeeper 節點出現網路分割槽，整個系統還是不可用的。
1.3 常見場景
CA without P： 在分散式環境中，P 是不可避免的，天災（某軟公司的Azure被雷劈劈中）人禍（某裡公司 A 和 B 機房之間的光纜被挖斷）都能導致P CP without A：相當於每個寫請求都須在Server之前強一致。P (分割槽)會導致同步時間無限延長。這個是可以保證的。例如資料庫的分散式事務，兩階段提交，三階段提交等 AP without C： 當網路分割槽發生，A 和 B 叢集失去聯絡。為了保證高可用，系統在寫入時，系統寫入部分節點就會返回成功，這會導致在一定時間之內，客戶端從不同的機器上面讀取到的是資料是不一樣的。例如 redis 主從非同步複製架構，當 master down 掉，系統會切換到 slave，由於是非同步複製，salve 不是最新的資料，會導致一致性的問題。
二、一致性協議
2.1 兩階段提交協議（2PC）
二階段提交( Two-phaseCommit )是指，在計算機網路以及資料庫領域內，為了使基於分散式系統架構下的所有節點在進行事務提交時保持一致性而設計的一種演算法( Algorithm )。通常，二階段提交也被稱為是一種協議( Protocol )。在分散式系統中，每個節點雖然可以知曉自己的操作時成功或者失敗，卻無法知道其他節點的操作的成功或失敗。當一個事務跨越多個節點時，為了保持事務的 ACID 特性，需要引入一個作為協調者的元件來統一掌控所有節點(稱作參與者)的操作結果並最終指示這些節點是否要把操作結果進行真正的提交(比如將更新後的資料寫入磁碟等等)。因此，二階段提交的演算法思路可以概括為：參與者將操作成敗通知協調者，再由協調者根據所有參與者的反饋情報決定各參與者是否要提交操作還是中止操作。
2.1.1 兩種角色
- 協調者
- 參與者
2.1.2處理階段
- 詢問投票階段：事務協調者給每個參與者傳送 Prepare 訊息，參與者受到訊息後，，要麼在本地寫入 redo 和 undo 日誌成功後，返回同意的訊息，否者一個終止事務的訊息。
- 執行初始化（執行提交）：協調者在收到所有參與者的訊息後，如果有一個返回終止事務，那麼協調者給每個參與者傳送回滾的指令。否者傳送 commit 訊息
2.1.3 異常情況處理
- 協調者故障：備用協調者接管，並查詢參與者執行到什麼地址
- 參與者故障：協調者會等待他重啟然後執行
- 協調者和參與者同時故障：協調者故障，然後參與者也故障。例如：有機器 1，2，3，4。其中 4 是協調者，1，2，3是參與者 4 給1，2 發完提交事務後故障了，正好3這個時候也故障了，注意這是 3 是沒有提交事務資料的。在備用協調者啟動了，去詢問參與者，由於3死掉了，一直不知道它處於什麼狀態（接受了提交事務，還是反饋了能執行還是不能執行 3 個狀態）。面對這種情況，2PC，是不能解決的，要解決需要下文介紹的 3PC。
2.1.4缺點
- 同步阻塞問題：由於所有參與的節點都是事務阻塞型的，例如
update table set status=1 where current_day=20181103，那麼參與者table表的current_day=20181103的記錄都會被鎖住，其他的要修改current_day=20181103行的事務，都會被阻塞 - 單點故障阻塞其他事務：協調者再執行提交的階段 down 掉，所有的參與者出於鎖定事務資源的狀態中。無法完成相關的事務操作。
- 參與者和協調者同時 down 掉：協調者在傳送完 commit 訊息後 down 掉，而唯一接受到此訊息的參與者也 down 掉了。新協調者接管，也是一個懵逼的狀態，不知道此條事務的狀態。無論提交或者回滾都是不合適的。這個是兩階段提交無法改變的
2.2 三階段提交協議（3PC）
2PC 當時只考慮如果單機故障的情況，是可以勉強應付的。當遇到協調者和參與者同時故障的話，2PC 的理論是不完善的。此時 3PC 登場。 3PC 就是對 2PC 漏洞的補充協議。主要改動兩點
- 在 2PC 的第一階段和第二階段插入一個準備階段，做到就算參與者和協調者同時故障也不阻塞，並且保證一致性。
- 在協調者和參與者之間引入超時機制
2.2.1 處理的三個階段
- 事務詢問階段（ can commit 階段)：協調者向參與者傳送 commit 請求，然後等待參與者反應。這個和 2PC 階段不同的是，此時參與者沒有鎖定資源，沒有寫 redo，undo，執行回滾日誌。回滾代價低
- 事務準備階段 （pre commit）：如果參與者都返回ok，那麼就傳送Prepare訊息，參與者本地執行redo和undo日誌。否者就向參與者提交終止（abort）事務的請求。如果再傳送Prepare訊息的時候，等待超時，也會向參與者提交終止事務的請求。
- 執行事務階段（do commit）：如果所有傳送Prepare都返回成功，那麼此時變為執行事務階段，向參與者傳送commit事務的訊息。否者回滾事務。在此階段參與者如果在一定時間內沒有收到docommit訊息，觸發超時機制，會自己提交事務。此番處理的邏輯是，能夠進入此階段，說明在事務詢問階段所有節點都是好的。即使在提交的時候部分失敗，有理由相信，此時大部分節點都是好的。是可以提交的
2.2.2 缺點
- 不能解決網路分割槽的導致的資料不一致的問題：例如 1~5 五個參與者節點，1，2，3 個節點在A機房，4，5 節點在 B 機房。在
pre commit階段，1~5 個節點都收到 Prepare 訊息，但是節點1執行失敗。協調者向1~5個節點傳送回滾事務的訊息。但是此時A，B機房的網路分割槽。1~3 號節點會回滾。但是 4~5 節點由於沒收到回滾事務的訊息，而提交了事務。待網路分割槽恢復後，會出現資料不一致的情況。 - 不能解決 fail-recover 的問題：
由於 3PC 有超時機制的存在，2PC 中未解決的問題，參與者和協調者同時 down 掉，也就解決了。一旦參與者在超時時間內沒有收到協調者的訊息，就會自己提交。這樣也能避免參與者一直佔用共享資源。但是其在網路分割槽的情況下，不能保證資料的一致性
2.3 Paxos協議
像 2PC 和 3PC 都需要引入一個協調者的角色，當協調者 down 掉之後，整個事務都無法提交，參與者的資源都出於鎖定的狀態，對於系統的影響是災難性的，而且出現網路分割槽的情況，很有可能會出現資料不一致的情況。有沒有不需要協調者角色，每個參與者來協調事務呢，在網路分割槽的情況下，又能最大程度保證一致性的解決方案呢。此時 Paxos 出現了。
Paxos 演算法是 Lamport 於 1990 年提出的一種基於訊息傳遞的一致性演算法。由於演算法難以理解起初並沒有引起人們的重視，Lamport在八年後重新發表，即便如此Paxos演算法還是沒有得到重視。2006 年 Google 的三篇論文石破天驚，其中的 chubby 鎖服務使用Paxos 作為 chubbycell 中的一致性，後來才得到關注。
2.3.1 解決了什麼問題
- Paxos 協議是一個解決分散式系統中，多個節點之間就某個值（提案）達成一致（決議）的通訊協議。它能夠處理在少數節點離線的情況下，剩餘的多數節點仍然能夠達成一致。即每個節點，既是參與者，也是決策者
2.3.2 兩種角色（兩者可以是同一臺機器）
- Proposer：提議提案的伺服器
- Acceptor：批准提案的伺服器
由於 Paxos 和下文提到的 zookeeper 使用的 ZAB 協議過於相似，詳細講解參照下文，Zookeeper原理部分
2.4 Raft協議
Paxos 是論證了一致性協議的可行性，但是論證的過程據說晦澀難懂，缺少必要的實現細節，而且工程實現難度比較高廣為人知實現只有 zk 的實現 zab 協議。然後史丹佛大學RamCloud專案中提出了易實現，易理解的分散式一致性複製協議 Raft。Java，C++，Go 等都有其對應的實現
2.4.1 基本名詞
- 節點狀態
- Leader（主節點）：接受 client 更新請求，寫入本地後，然後同步到其他副本中
- Follower（從節點）：從 Leader 中接受更新請求，然後寫入本地日誌檔案。對客戶端提供讀請求
- Candidate（候選節點）：如果 follower 在一段時間內未收到 leader 心跳。則判斷 leader 可能故障，發起選主提議。節點狀態從 Follower 變為 Candidate 狀態，直到選主結束
- termId：任期號，時間被劃分成一個個任期，每次選舉後都會產生一個新的 termId，一個任期內只有一個 leader。termId 相當於 paxos 的 proposalId。
- RequestVote：請求投票，candidate 在選舉過程中發起，收到 quorum (多數派）響應後，成為 leader。
- AppendEntries：附加日誌，leader 傳送日誌和心跳的機制
- election timeout：選舉超時，如果 follower 在一段時間內沒有收到任何訊息(追加日誌或者心跳)，就是選舉超時。
2.4.2 特性
- Leader 不會修改自身日誌，只會做追加操作，日誌只能由Leader轉向Follower。例如即將要down掉的Leader節點已經提交日誌1，未提交日誌 2，3。down 掉之後，節點 2 啟動最新日誌只有 1，然後提交了日誌 4。好巧不巧節點 1 又啟動了。此時節點 2 的編號 4 日誌會追加到節點 1 的編號 1 日誌的後面。節點 1 編號 2，3 的日誌會丟掉。
- 不依賴各個節點物理時序保證一致性，通過邏輯遞增的 term-id 和 log-id 保證。
2.4.3 選主契機
- 在超時時間內沒有收到 Leader 的心跳
- 啟動時
2.4.4 選主過程
如圖raft-2所示，Raft將時間分為多個 term（任期），term 以連續的整數來標識，每個 term 表示一個選舉的開始。例如Follower 節點 1。在 term1 和 term2 連線處的時間，聯絡不到Leader，將currentTerm編號加1，變成2，進入了到term2任期，在term2的藍色部分選舉完成，綠色部分正常工作。當然一個任期不一定能選出Leader，那麼會將currentTerm繼續加1，然後繼續進行選舉，例如圖中的t3。選舉的原則是，每一輪選舉每個選民一張選票，投票的請求先到且選民發現候選人節點的日誌id大於等於自己的，就會投票，否者不會投票。獲得半數以上的票的節點成為主節點（注意這並不是說選出來的事務id一定是最大的，。例如下圖raft-1a~f六個節點（正方形框裡面的數字是選舉的輪數term）。在第四輪選舉中，a先發出投票，六臺機器中，a~e都會投a，即使f不投a，a也會贏得選舉。）。如果沒有事務id（如剛啟動時），就遵循投票請求先來先頭。然後Leader將最新的日誌複製到各個節點，再對外提供服務。
當然除了這些選舉限制，還會有其他的情況。如commit限制等保證，Leader選舉成功一定包含所有的commit和log
2.4.5 日誌複製過程
raft日誌寫入過程，主節點收到一個x=1的請求後，會寫入本地日誌，然後將x=1的日誌廣播出去，follower如果收到請求，會將日誌寫入本地 log ，然後返回成功。當 leader 收到半數以上的節點回應時，會將此日誌的狀態變為commit，然後廣播訊息讓 follwer 提交日誌。節點在 commit 日誌後，會更新狀態機中的 logindex 。
firstLogIndex/lastLogIndex 為節點中開始和結束的索引位置（包含提交，未提交，寫入狀態機）commitIndex：已提交的索引。applyIndex：已寫入狀態機中的索引
日誌複製的本質是讓 follwer 和 Leader 的已提交的日誌順序和內容都完全一樣，用於保證一致性。
具體的原則就是
原則1：兩個日誌在不同的 raft 節點中，如果有兩個相同的 term 和 logIndex
，則保證兩個日誌的內容完全一樣。
原則2：兩段日誌在不同的 raft 節點中，如果起始和終止的的 term，logIndex 都相同，那麼兩段日誌中日誌內容完全一樣。
如何保證
第一個原則只需要在建立 logIndex 的時候使用新的 logIndex，保證 logIndex 的唯一性。而且建立之後不去更改。那麼在 leader 複製到 follwer 之後，logIndex，term 和日誌內容都沒變。
第二個原則，在 Leader 複製給 Follower 時，要傳遞當前最新日誌 currenTermId 和currentLogIndex，以及上一條日誌 preCurrentTermId 和 preCurrentLogIndex。如圖raft-1，在 d 節點，term7，logIndex12。在給節點節點 a 同步時，傳送(term7，logIndex11)，(term7，logIndex12),a 節點沒有找到(term7，logIndex11)的日誌，會讓Leader，d 節點重新傳送。d 節點會重新發（term6，logIndex10）(term7，logIndex11)，還是沒有(term6，logIndex10)的日誌,依然會拒絕同步。接著發(term6，logIndex9)(term6，logIndex10)。現在a節點有了(term6，logIndex9)。那麼 leader節點就會將(term6，logIndex9) ~ (term7，logIndex11)日誌內容給節點 a，節點 a 將會和節點d有一樣的日誌。
三、Zookeeper 原理
3.1 概述
Google 的粗粒度鎖服務 Chubby 的設計開發者 Burrows 曾經說過：“所有一致性協議本質上要麼是 Paxos 要麼是其變體”。Paxos 雖然解決了分散式系統中，多個節點就某個值達成一致性的通訊協議。但是還是引入了其他的問題。由於其每個節點，都可以提議提案，也可以批准提案。當有三個及以上的 proposer 在傳送 prepare 請求後，很難有一個 proposer 收到半數以上的回覆而不斷地執行第一階段的協議，在這種競爭下，會導致選舉速度變慢。 所以 zookeeper 在 paxos 的基礎上，提出了 ZAB 協議，本質上是，只有一臺機器能提議提案（Proposer），而這臺機器的名稱稱之為 Leader 角色。其他參與者扮演 Acceptor 角色。為了保證 Leader 的健壯性，引入了 Leader 選舉機制。
ZAB協議還解決了這些問題
- 在半數以下節點當機，依然能對臺提供服務
- 客戶端所有的寫請求，交由 Leader 來處理。寫入成功後，需要同步給所有的 follower 和 observer
- leader 當機，或者叢集重啟。需要確保已經再 Leader 提交的事務最終都能被伺服器提交，並且確保叢集能快速回復到故障前的狀態
3.2 基本概念
- 基本名詞
- 資料節點（dataNode）：zk 資料模型中的最小資料單元，資料模型是一棵樹，由斜槓（ / ）分割的路徑名唯一標識，資料節點可以儲存資料內容及一系列屬性資訊，同時還可以掛載子節點，構成一個層次化的名稱空間。
- 事務及 zxid：事務是指能夠改變 Zookeeper 伺服器狀態的操作，一般包括資料節點的建立與刪除、資料節點內容更新和客戶端會話建立與失效等操作。對於每個事務請求，zk 都會為其分配一個全域性唯一的事務 ID，即 zxid，是一個 64 位的數字，高 32 位表示該事務發生的叢集選舉週期（叢集每發生一次 leader 選舉，值加 1），低 32 位表示該事務在當前選擇週期內的遞增次序（leader 每處理一個事務請求，值加 1，發生一次 leader 選擇，低 32 位要清 0）。
- 事務日誌：所有事務操作都是需要記錄到日誌檔案中的，可通過 dataLogDir 配置檔案目錄，檔案是以寫入的第一條事務 zxid 為字尾，方便後續的定位查詢。zk 會採取“磁碟空間預分配”的策略，來避免磁碟 Seek 頻率，提升 zk 伺服器對事務請求的影響能力。預設設定下，每次事務日誌寫入操作都會實時刷入磁碟，也可以設定成非實時（寫到記憶體檔案流，定時批量寫入磁碟），但那樣斷電時會帶來丟失資料的風險。
- 事務快照：資料快照是 zk 資料儲存中另一個非常核心的執行機制。資料快照用來記錄 zk 伺服器上某一時刻的全量記憶體資料內容，並將其寫入到指定的磁碟檔案中，可通過 dataDir 配置檔案目錄。可配置引數 snapCount，設定兩次快照之間的事務操作個數，zk 節點記錄完事務日誌時，會統計判斷是否需要做資料快照（距離上次快照，事務操作次數等於snapCount/2~snapCount 中的某個值時，會觸發快照生成操作，隨機值是為了避免所有節點同時生成快照，導致叢集影響緩慢）。
- 核心角色
- leader：系統剛啟動時或者 Leader 崩潰後正處於選舉狀態；
- follower：Follower 節點所處的狀態，Follower 與 Leader 處於資料同步階段；
- observer：Leader 所處狀態，當前叢集中有一個 Leader 為主程式。
- 節點狀態
- LOOKING：節點正處於選主狀態，不對外提供服務，直至選主結束；
- FOLLOWING：作為系統的從節點，接受主節點的更新並寫入本地日誌；
- LEADING：作為系統主節點，接受客戶端更新，寫入本地日誌並複製到從節點
3.3 常見的誤區
- 寫入節點後的資料，立馬就能被讀到，這是錯誤的。** zk 寫入是必須通過 leader 序列的寫入，而且只要一半以上的節點寫入成功即可。而任何節點都可提供讀取服務**。例如：zk，有 1~5 個節點，寫入了一個最新的資料，最新資料寫入到節點 1~3，會返回成功。然後讀取請求過來要讀取最新的節點資料，請求可能被分配到節點 4~5 。而此時最新資料還沒有同步到節點4~5。會讀取不到最近的資料。如果想要讀取到最新的資料，可以在讀取前使用 sync 命令。
- zk啟動節點不能偶數臺，這也是錯誤的。zk 是需要一半以上節點才能正常工作的。例如建立 4 個節點，半數以上正常節點數是 3。也就是最多隻允許一臺機器 down 掉。而 3 臺節點，半數以上正常節點數是 2，也是最多允許一臺機器 down 掉。4 個節點，多了一臺機器的成本，但是健壯性和 3 個節點的叢集一樣。基於成本的考慮是不推薦的
3.4 選舉同步過程
3.4.1 發起投票的契機
- 節點啟動
- 節點執行期間無法與 Leader 保持連線，
- Leader 失去一半以上節點的連線
3.4.2 如何保證事務
ZAB 協議類似於兩階段提交，客戶端有一個寫請求過來，例如設定 /my/test 值為 1，Leader 會生成對應的事務提議（proposal）（當前 zxid為 0x5000010 提議的 zxid 為Ox5000011），現將set /my/test 1（此處為虛擬碼）寫入本地事務日誌，然後set /my/test 1日誌同步到所有的follower。follower收到事務 proposal ，將 proposal 寫入到事務日誌。如果收到半數以上 follower 的回應，那麼廣播發起 commit 請求。follower 收到 commit 請求後。會將檔案中的 zxid ox5000011 應用到記憶體中。
上面說的是正常的情況。有兩種情況。第一種 Leader 寫入本地事務日誌後，沒有傳送同步請求，就 down 了。即使選主之後又作為 follower 啟動。此時這種還是會日誌會丟掉（原因是選出的 leader 無此日誌，無法進行同步）。第二種 Leader 發出同步請求，但是還沒有 commit 就 down 了。此時這個日誌不會丟掉，會同步提交到其他節點中。
3.4.3 伺服器啟動過程中的投票過程
現在 5 臺 zk 機器依次編號 1~5
- 節點 1 啟動，發出去的請求沒有響應，此時是 Looking 的狀態
- 節點 2 啟動，與節點 1 進行通訊，交換選舉結果。由於兩者沒有歷史資料，即 zxid 無法比較，此時 id 值較大的節點 2 勝出，但是由於還沒有超過半數的節點，所以 1 和 2 都保持 looking 的狀態
- 節點 3 啟動，根據上面的分析，id 值最大的節點 3 勝出，而且超過半數的節點都參與了選舉。節點 3 勝出成為了 Leader
- 節點 4 啟動，和 1~3 個節點通訊，得知最新的 leader 為節點 3，而此時 zxid 也小於節點 3，所以承認了節點 3 的 leader 的角色
- 節點 5 啟動，和節點 4 一樣，選取承認節點 3 的 leader 的角色
3.4.4 伺服器執行過程中選主過程
1.節點 1 發起投票，第一輪投票先投自己，然後進入 Looking 等待的狀態 2.其他的節點（如節點 2 ）收到對方的投票資訊。節點 2 在 Looking 狀態，則將自己的投票結果廣播出去（此時走的是上圖中左側的 Looking 分支）；如果不在 Looking 狀態，則直接告訴節點 1 當前的 Leader 是誰，就不要瞎折騰選舉了（此時走的是上圖右側的 Leading/following 分支） 3.此時節點 1，收到了節點 2 的選舉結果。如果節點 2 的 zxid 更大，那麼清空投票箱，建立新的投票箱，廣播自己最新的投票結果。在同一次選舉中，如果在收到所有節點的投票結果後，如果投票箱中有一半以上的節點選出了某個節點，那麼證明 leader 已經選出來了，投票也就終止了。否則一直迴圈
zookeeper 的選舉，優先比較大 zxid，zxid 最大的節點代表擁有最新的資料。如果沒有 zxid，如系統剛剛啟動的時候，則比較機器的編號，優先選擇編號大的
3.5 同步的過程
在選出 Leader 之後，zk 就進入狀態同步的過程。其實就是把最新的 zxid 對應的日誌資料，應用到其他的節點中。此 zxid 包含 follower 中寫入日誌但是未提交的 zxid 。稱之為伺服器提議快取佇列 committedLog 中的 zxid。
同步會完成三個 zxid 值的初始化。
peerLastZxid：該 learner 伺服器最後處理的 zxid。
minCommittedLog：leader伺服器提議快取佇列 committedLog 中的最小 zxid。
maxCommittedLog：leader伺服器提議快取佇列 committedLog 中的最大 zxid。
系統會根據 learner 的peerLastZxid和 leader 的minCommittedLog，maxCommittedLog做出比較後做出不同的同步策略
3.5.1 直接差異化同步
場景：peerLastZxid介於minCommittedLogZxid和maxCommittedLogZxid間
此種場景出現在，上文提到過的，Leader 發出了同步請求，但是還沒有 commit 就 down 了。 leader 會傳送 Proposal 資料包，以及 commit 指令資料包。新選出的 leader 繼續完成上一任 leader 未完成的工作。
例如此刻Leader提議的快取佇列為 0x20001，0x20002，0x20003，0x20004，此處learn的peerLastZxid為0x20002，Leader會將0x20003和0x20004兩個提議同步給learner
3.5.2 先回滾在差異化同步/僅回滾同步
此種場景出現在，上文提到過的，Leader寫入本地事務日誌後，還沒發出同步請求，就down了，然後在同步日誌的時候作為learner出現。
例如即將要 down 掉的 leader 節點 1，已經處理了 0x20001，0x20002，在處理 0x20003 時還沒發出提議就 down 了。後來節點 2 當選為新 leader，同步資料的時候，節點 1 又神奇復活。如果新 leader 還沒有處理新事務，新 leader 的佇列為，0x20001, 0x20002，那麼僅讓節點 1 回滾到 0x20002 節點處，0x20003 日誌廢棄，稱之為僅回滾同步。如果新 leader 已經處理 0x30001 , 0x30002 事務，那麼新 leader 此處佇列為0x20001，0x20002，0x30001，0x30002，那麼讓節點 1 先回滾，到 0x20002 處，再差異化同步0x30001，0x30002。
3.5.3 全量同步
peerLastZxid小於minCommittedLogZxid或者leader上面沒有快取佇列。leader直接使用SNAP命令進行全量同步
四、使用 Raft + RocksDB 有贊分散式 KV 儲存服務
當前開源的快取 kv 系統，大都是 AP 系統，例如設定主從同步叢集 redis，master 非同步同步到 slave。雖然在 master 停止服務後，slave 會頂上來。但是在 master 寫入了資料，但是還沒來得及同步到 slave 就 down 了，然後 slave 被選為主節點繼續對外提供服務的情況下，會丟失部分資料。這對於要求強一致性的系統來說是不可接受的。例如很多場景下 redis 做分散式鎖，有天然的缺陷在裡面，如果 master 停止服務，這個鎖不很不可靠的，雖然出現的機率很小，但一旦出現，將是致命的錯誤。
為了實現 CP 的 KV 儲存系統，且要相容現有的 redis 業務。有贊開發了 ZanKV（先已開源ZanRedisDB）。
底層的儲存結構是 RocksDB（底層採用 LSM 資料結構）。一個set x=1的會通過 redis protocol 協議傳輸，內容會通過 Raft 協議，同步寫入到其他的節點的 RocksDB。有了Raft 理論的加持，RocksDB優秀的儲存效能，即使遇到網路分割槽，master 節點 down 掉， slave 節點 down 掉，等一系列異常情況，其都能輕鬆應對。在擴容方面，系統用選擇維護對映表的方式來建立分割槽和節點的關係，對映表會根據一定的演算法並配合靈活的策略生成，來達到方便擴容。具體原理可參見使用開源技術構建有贊分散式KV儲存服務
五、總結
本文從三個方面介紹了一致性，首先是描述分佈架構中的核心理論-CAP，以及其簡單的證明。第二部分介紹了 CAP 裡面協議，重點介紹了 Raft 協議。第三部分，重點介紹了常用的 zookeeper 原理。
為了保證資料 commit 之後不可丟，系統都會採用（WAL write ahead log）（在每次修改資料之前先寫操作內容日誌，然後再去修改資料。即使修改資料時異常，也可以通過操作內容日誌恢復資料）
分散式儲存系統中，是假設機器是不穩定，隨時都有可能 down 掉的情況下來設計的。也就是說就算機器 down 掉了，使用者寫入的資料也不能丟，避免單點故障。為此每一份寫入的資料，需要在多個副本中同時存放。例如 zk 節點資料複製，etcd 的資料複製。而複製資料給節點又會帶來一致性的問題，例如主節點和從節點資料不一致改如何去同步資料。也會帶來可用性的問題，如 leader 節點 down 掉，如何快速選主，恢復資料等。好在已有成熟的理論如 Paxos 協議，ZAB 協議 Raft 協議等做為支撐。
參考文章/書籍 《從 paxos 到 Zookeeper 分散式一致性原理與實踐》