基于zookeeper3.4.9

0.zk初始化

org.apache.zookeeper.server.quorum.QuorumPeerMain#initializeAndRun()方法，初始化操作，通信管理和参数加载等。

1.zookeeper选举

leader状态确认：

        选举出来的leader和followers需要经过，通信，确认有半数的followers通信ack之后，才确认了各自的状态。

        QuorumPeer.run(){}方法,进行状态判断，如果为LOOKING,则进行选举算法；

选举算法（红框中为选举算法的具体实现）

通过选举，得到leader节点==>currentVote，以及自己节点的选举状态；

具体投票如下：

 1.每个节点启动时，拿到自己的zxid，从历史数据中获取，默认值为0；实现中zxid是一个64位的数字，它高32位是epoch用来标识leader关系是否改变，每次一个leader被选出来，它都会有一个新的epoch，标识当前属于那个leader的统治时期。低32位用于递增计数。

        logicalclock为选举轮数，在同一轮的选票，才有效；

        peerEpoch:每次leader选举完成之后，都会选举出一个新的peerEpoch，用来标记事务请求所属的轮次为节点历史选举为leader轮数，每参与一轮选举，leader的peerEpoch，在所有节点中取最大的peerEpoch+1；

        recvset:选举过程中，选票箱的概念，里面存放着所有选举者的选票

        outofelection：接受到的leader节点的选票；如果由于网络故障，当前leader挂断，新的选举产生，leader节点又恢复时，就会出现leader的选票了；

        选举开始，选举时钟+1；

选举开始时，初始化选举基本参数

获取其他节点广播的选票；

获取其他节点广播的选票；

选票解读：

选票解读

具体步骤：

                1.不在一个选举轮次，比当前节点的轮次大，清空当前节点的选票箱，同意n节点的票，广播给其他节点。

                2.比当前节点轮次小，忽略。

                3.totalOrderPredicate()，选票对比：

选票对比

                   1） peerEpoch对比，谁大选谁；

                    2）peerEpoch相等，谁的zxid大，或者zxid相等但节点id大，选谁。

                    3）如果n节点的选票更优，则更新自己的选票。

                4.将收到的选票放入选票箱。

  票数过半以后：

票数过半以后，确认节点状态，退出选举算法，做后续确认工作

1.确认选票箱中的选票，有节点票数过半，返回当前选票。（FastLeaderElection.termPredicate()）

确定票数过半逻辑

2.recvqueue 中持续在获取其他节点的选票，设置的200ms超时，以防网络延时。在这个过程中，如果网络延时，节点B已经当选了Leader返回出来了，但是A在这个时候还没有退出，又接受到了D,E节点的选票，会继续选举，结果又选出了E节点为Leader，这时候，就出现了双leader的情况，下面就需要进行确认机制，排除其他leader，剩下一个leader节点。

Synchronization确认leader节点

自己的状态如果为leader，则调用leader.lead()，方法，做选举成功以后的事情

leader的主要逻辑

开启阻塞，等待follower的确认。

开启learnnerHandler,（LeaderHandler是follower和observer的主要通信逻辑类），ss监听开启，不断接收信息，有一个信息出来，就执行一个LearnHandler，

开启与follower的长连接

与follower节点通信，确认，然后followerCounter+1；

Leader的确认消息

Leader.lead()方法，会等待follower的确认，

等待确认，阻塞方法

等待确认具体路基

如果不是真正的leader节点，弹出异常，退出leader.lead()方法，当前节点退出，重新进入选举流程。

Follower.follower()方法，主要给leader发送消息确认，然后进入接受消息的状态。

源码下次再说吧。