1 zookeeper选主机制
1.1 LeaderElection选举算法
选举线程由当前Server发起选举的线程担任，他主要的功能对投票结果进行统计，并选出推荐的Server。选举线程首先向所有Server发起一次询问(包括自己)，被询问方，根据自己当前的状态作相应的回复，选举线程收到回复后，验证是否是自己发起的询问(验证xid 是否一致)，然后获取对方的id(myid)，并存储到当前询问对象列表中，最后获取对方提议 的
leader 相关信息(id,zxid)，并将这些 信息存储到当次选举的投票记录表中，当向所有Serve r
都询问完以后，对统计结果进行筛选并进行统计，计算出当次询问后获胜的是哪一个Server，并将当前zxid最大的Server 设置为当前Server要推荐的Server(有可能是自己，也有可以是其它的Server，根据投票结果而定，但是每一个Server在第一次投票时都会投自己)，如果此时获胜的Server获得n/2 + 1的Server票数，设置当前推荐的leader为获胜的Server。根据获胜的Server相关信息设置自己的状态。每一个Server都重复以上流程直到选举出Leader。
初始化选票(第一张选票): 每个quorum节点一开始都投给自己;
收集选票: 使用UDP协议尽量收集所有quorum节点当前的选票(单线程/同步方式)，超时设置200ms;
统计选票: 1).每个quorum节点的票数;
2).为自己产生一张新选票(zxid、myid均最大);
选举成功: 某一个quorum节点的票数超过半数;
更新选票: 在本轮选举失败的情况下，当前quorum节点会从收集的选票中选取合适的选票(zxid、myid均最大)作为自己下一轮选举的投票;
异常问题的处理
1). 选举过程中，Server的加入
当一个Server启动时它都会发起一次选举，此时由选举线程发起相关流程，那么每个 Serve r都会获得当前zxi d最大的哪个Serve r是谁，如果当次最大的Serve r没有获得n/2+1 个票数，那么下一次投票时，他将向zxid最大的Server投票，重复以上流程，最后一定能选举出一个Leader。
2). 选举过程中，Server的退出
只要保证n/2+1个Server存活就没有任何问题，如果少于n/2+1个Server 存活就没办法选出Leader。
3). 选举过程中，Leader死亡
当选举出Leader以后，此时每个Server应该是什么状态(FLLOWING)都已经确定，此时由于Leader已经死亡我们就不管它，其它的Fllower按正常的流程继续下去，当完成这个流程以后，所有的Fllower都会向Leader发送Ping消息，如果无法ping通，就改变自己的状为(FLLOWING ==> LOOKING)，发起新的一轮选举。
4). 选举完成以后，Leader死亡
处理过程同上。
5). 双主问题
Leader的选举是保证只产生一个公认的Leader的，而且Follower重新选举与旧Leader恢复并退出基本上是同时发生的，当Follower无法ping同Leader是就认为Leader已经出问题开始重新选举，Leader收到Follower的ping没有达到半数以上则要退出Leader重新选举。
1.2 FastLeaderElection选举算法
FastLeaderElection是标准的fast paxos的实现，它首先向所有Server提议自己要成为leader，当其它Server收到提议以后，解决 epoch 和 zxid 的冲突，并接受对方的提议，然后向对方发送接受提议完成的消息。
FastLeaderElection算法通过异步的通信方式来收集其它节点的选票，同时在分析选票时又根据投票者的当前状态来作不同的处理，以加快Leader的选举进程。
每个Server都一个接收线程池和一个发送线程池, 在没有发起选举时，这两个线程池处于阻塞状态，直到有消息到来时才解除阻塞并处理消息，同时每个Serve r都有一个选举线程(可以发起选举的线程担任)。
1). 主动发起选举端(选举线程)的处理
首先自己的 logicalclock加1，然后生成notification消息，并将消息放入发送队列中， 系统中配置有几个Server就生成几条消息，保证每个Server都能收到此消息，如果当前Server 的状态是LOOKING就一直循环检查接收队列是否有消息，如果有消息，根据消息中对方的状态进行相应的处理。
2).主动发送消息端(发送线程池)的处理
将要发送的消息由Notification消息转换成ToSend消息，然后发送对方，并等待对方的回复。
3). 被动接收消息端(接收线程池)的处理
将收到的消息转换成Notification消息放入接收队列中，如果对方Server的epoch小于logicalclock则向其发送一个消息(让其更新epoch)；如果对方Server处于Looking状态，自己则处于Following或Leading状态，则也发送一个消息(当前Leader已产生，让其尽快收敛)。
2.kafka分区的选主机制
kafka如何解决以上选举机制的
kafka的leader election方案解决了上述问题，它在所有的broker中选出一个controller，所有的partition的leader选举都有controller决定。controller会将leader的改变直接通过RPC的方式（比zookeeper Queue的方式更高效）通知需要为此作为响应的broker。
原因：
1、不用zk选举，使用controller（Controller会将leader的改变通过rpc方式通知给follower），没有zk负载过重问题
2、也没有注册watch不会触发任何事件-惊群效应
3、leader失败是由一个Controller进行选举并不会产生任何通信，所以不会有脑裂的情况
问题：
（1）Controller是如何选举出来的
每一个broker都会在Controller path（/controller）上注册一个watch。当前controller失败时，对应的Controller path会自动消失（临时节点）。此时该watch被触发，所有活着的broker都会去竞选成为新的Controller（创建新的controller path），但是只有一个会竞选成功。竞选成功者成为新的leader。竞选失败则重新在新的Controller path上注册watch，因为zk的watch是一次性的，被触发一次之后即失效，所以需要重新注册。
（2）如何使用Controller进行partition选举
a、从zk中读取当前分区的所有ISR（in-sync-replicas）集合
b、调用配置的分区算法选择分区的leader
kafka选择分区算法：
i、NoOpLeaderSelector–偏爱分区（SR中的第一个），并将leader发送给为此做出改变的broker，
ii、offlinePartitionLeader–也是选择偏爱分区作为leader
iii、reassignedPartitionLeader
iii、preferredReplicaPartitionLeader
iiii、ControlledShutdownLeader
上面五中算法都使用偏爱分区作为leader，区别是选择leader之后所做的操作不同。
4.数据同步机制
Kafka的主从同步ISR
kafka的主从同步，主要是针对它的broker来说。
在kafka的broker中，同一个topic可以被分配成多个Partition，每个Partition的可以有一个或者多个replicas（备份），即会有一个leader以及0到多个Follower，在consumer读取数据的时候，只会从Leader上读取数据，Follower只是在Leader宕机的时候来替代Leader，主从同步有两种方式：同步复制和异步复制，Kafka采用的是中间策略ISR（In Sync Replicas）。
Kafka的ISR策略
在有数据写上Leader的时候，Leader会查看Follower组成的ISR列表，并且符合以下两点才算是属于ISR列表：
1、broker可以维护和zookeeper的连接，zookeeper通过心跳机制检查每个节点的连接
2、如果节点是个follow它必须能及时同步Leader的写操作，不能延时太久。
当有写消息的时候，我们可以根据配置做如下配置：
request.required.acks参数的设置来进行调整：
0 ，相当于异步发送，消息发送完毕即offset增加，继续生产；相当于At most once
1，leader收到leader replica 对一个消息的接受ack才增加offset，然后继续生产；
-1，leader收到所有replica 对一个消息的接受ack才增加offset，然后继续生产
Zookeeper的主从同步ZAB
Zookeeper的zab策略脱胎于Paxos算法，默认情况下，zk中写数据时，要有一半以上的从节点写入成功，才算是写入成功。
Redis的主从同步
redis因为是要提升性能，所以直接采用的异步复制，当在Master上写入数据后直接返回，然后把数据快照广播给Slave，让所有的Slaves去执行操作