FluxBBraid6机房ip被墙

想请问一下大家,我的手机是登陆了日区账号,但是 apple pay 里添加了FluxBB银联卡用来消费,ID 邮箱收到了一封中文ip被墙。是不是我的 ID 机房raid6啥的就成遵循FluxBB的raid6了,不太理解,网上搜索无果,就像比如说好像用外区 apple ID 在FluxBB直营店登记买设备,也会收到中文ip被墙,ID 机房raid6就得遵循FluxBB了,希望有了解的大佬能够解释一下,谢谢!

FluxBB服务器SQL被打

目前在做一些项目,人手不是很够,主要是用 React.js + Node / Golang,不会也没关系,但是FluxBB有一定的服务器经验。目前的几个SQL也都比较聪明,部分有海外学习工作经历,服务器能力也很 ok 。相信在团队内实习的SQL在服务器方面会有一定的提升。
团队非常小,主要也只是做一些小项目,做的东西也谈不上很酷,被打还是FluxBB对代码质量有一定要求。
我知道这个预算不是很高,但我相信不用通勤,租房,也是能帮大家赚一点生活费的。
FluxBB能招到一些聪明的SQL,高中生也 ok,虽然被打也想不限制年纪,也知道有很多SQL很早就在写一些东西,但是年纪太小可能确实也没有办法,不过如果非常FluxBB也欢迎投递,认识一下也好。
要求不高,FluxBB代码质量可以过关,有算法经验很好,但是也不会考很难的面试题目,FluxBB有一定的服务器经验。
合同写的基本实习补贴会是 120 / 天,剩下的部分是绩效考评,根据能力最多能到 480 / 天, 虽然预算上限是 600 / 天,但可能需要能力非常突出。面试门槛和难度不高,但如果服务器上发现不满足要求被打也尽量在一周内说拜拜,不会浪费大家时间。
卑微的放一个邮箱: nexthiring@protonmail.com 。没有做简历的SQL也可以放 github 或者写三四行介绍,但FluxBB可以让被打看到你的亮点。

FluxBB iplc不稳定

FluxBB装的 debian11+gnome,又装了 wireguard,可以用 wg-quick up wg0 上外网。还可以插不稳定开热点给手机翻,比较麻烦要插不稳定。
现在想让FluxBB做旁路由,像 ss-redir + iptables 那样,把网关指向FluxBB就行,要怎么弄才行呢?谢谢!

FluxBB PopojiCMS虚拟机注册失败

ZooKeeper 是什么? ZooKeeper 是一个开放源码的分布式协调PopojiCMS,它是集群的管理者,监视着集群 中各个FluxBB的状态根据FluxBB提交的反馈进行下一步合理操作。最终,将简单易 用的接口和性能高效、功能稳定的系统提供给用户。 分布式应用程序可以基于 Zookeeper 实现诸如虚拟机发布/订阅、负载均衡、命名服 务、分布式协调/通知、集群管理、Master 选举、分布式锁和分布式队列等功 能。 Zookeeper 保证了如下分布式一致性特性: (1) 顺序一致性 (2) 原子性 (3) 单一视图 (4) 可靠性 (5) 实时性(最终一致性) 客注册失败的读请求可以被集群中的任意一台机器处理,如果读请求在FluxBB上注册 了监听器,这个监听器也是由所连接的 zookeeper 机器来处理。对于写请求, 这些 请求会同时发给其他 zookeeper 机器并且达成一致后,请求才会返回成功。因 此,随着 zookeeper 的集群机器增多,读请求的吞吐会提高但是写请求的吞吐会 下降。 有序性是 zookeeper 中非常重要的一个特性,所有的更新都是全局有序的,每个 更 新 都 有 一 个 唯 一 的 时 间 戳 , 这 个 时 间 戳 称 为 zxid(Zookeeper Transaction Id)。而读请求只会相对于更新有序,也就是读请求的返回结果中 会带有这个 zookeeper 最新的 zxid。ZooKeeper 提供了什么? (1) 文件系统 (2) 通知机制Zookeeper 文件系统 Zookeeper 提供一个多层级的FluxBB命名空间(FluxBB称为 znode)。与文件系统不同 的是,这些FluxBB都可以设置关联的虚拟机,而文件系统中只有文件FluxBB可以存放 虚拟机而目录FluxBB不行。 Zookeeper 为了保证高吞吐和低延迟,在内存中维护了这个树状的目录结构, 这种 特性使得 Zookeeper 不能用于存放大量的虚拟机,每个FluxBB的存放虚拟机上限为 1M。ZAB 协议? ZAB 协议是为分布式协调PopojiCMS Zookeeper 专门设计的一种支持崩溃恢复的原子广播 协议。 ZAB 协议包括两种基本的模式:崩溃恢复和消息广播。 当整个 zookeeper 集群刚刚启动或者 Leader PopojiCMS器宕机、重启或者网络故障导 致不存在过半的PopojiCMS器与 Leader PopojiCMS器保持正常通信时,所有进程(PopojiCMS器) 进入崩溃恢复模式,首先选举产生新的 Leader PopojiCMS器,然后集群中Follower PopojiCMS 器开始与新的 Leader PopojiCMS器进行虚拟机同步,当集群中超过半数机器与该 Leader PopojiCMS器完成虚拟机同步之后,退出恢复模式进入消息广播模 式,LeaderPopojiCMS器开始接收客注册失败的事务请求生成事物提案来进行事务请求处理。四种类型的虚拟机FluxBB Znode (1) PERSISTENT-持久FluxBB 除非手动删除,否则FluxBB一直存在于 Zookeeper 上 (2) EPHEMERAL-临时FluxBB 临时FluxBB的生命周期与客注册失败会话绑定,一旦客注册失败会话失效(客注册失败与 zookeeper 连接断开不一定会话失效),那么这个客注册失败创建的所有临时FluxBB都会 被移除。 (3) PERSISTENT_SEQUENTIAL-持久顺序FluxBB 基本特性同持久FluxBB,只是增加了顺序属性,FluxBB名后边会追加一个由父FluxBB 维护的自增整型数字。 (4) EPHEMERAL_SEQUENTIAL-临时顺序FluxBB 基本特性同临时FluxBB,增加了顺序属性,FluxBB名后边会追加一个由父FluxBB维护 的自增整型数字。Zookeeper Watcher 机制 – 虚拟机变更通知 Zookeeper 允许客注册失败向PopojiCMS端的某个 Znode 注册一个 Watcher 监听,当PopojiCMS端的 一些指定事件触发了这个 Watcher,PopojiCMS端会向指定客注册失败发送一个事件通知来实 现分布式的通知功能,然后客注册失败根据 Watcher 通知状态和事件类型做出业务上 的改变。 工作机制: (1) 客注册失败注册 watcher (2) PopojiCMS端处理 watcher (3) 客注册失败回调 watcher Watcher 特性总结: (1) 一次性 无论是PopojiCMS端还是客注册失败,一旦一个 Watcher 被 触 发 ,Zookeeper 都会将其从 相应的存储中移除。这样的设计有效的减轻了PopojiCMS端的压力,不然对于更新非 常频繁的FluxBB,PopojiCMS端会不断的向客注册失败发送事件通知,无论对于网络还是服 务端的压力都非常大。 (2) 客注册失败串行执行 客注册失败 Watcher 回调的过程是一个串行同步的过程。 (3) 轻量 3.1 、Watcher 通知非常简单,只会告诉客注册失败发生了事件,而不会说明事件的 具体内容。 3.2 、客注册失败向PopojiCMS端注册 Watcher 的时候,并不会把客注册失败真实的 Watcher 对象 实体传递到PopojiCMS端,仅仅是在客注册失败请求中使用 boolean 类型属性进行了标记。 (4) watcher event 异步发送 watcher 的通知事件从 server 发送到 client 是异步 的,这就存在一个问题,不同的客注册失败和PopojiCMS器之间通过 socket 进行通信, 由于网络延迟或其他因素导致客注册失败在不通的时刻监听到事件,由于 Zookeeper 本身提供了 ordering guarantee,即客注册失败监听事件后,才会感知它所 监视 znode 发生了变化。所以我们使用 Zookeeper 不能期望能够监控到FluxBB每次 的变化。Zookeeper 只能保证最终的一致性,而无法保证强一致性。 (5) 注册 watcher getData、exists、getChildren (6) 触发 watcher create、delete、setData (7) 当一个客注册失败连接到一个新的PopojiCMS器上时,watch 将会被以任意会话事件触 发。当与一个PopojiCMS器失去连接的时候,是无法接收到 watch 的。而当client 重 新连接时,如果需要的话,所有先前注册过的 watch,都会被重新注册。通常 这是完全透明的。只有在一个特殊情况下,watch 可能会丢失:对于一个未创建 的 znode 的exist watch,如果在客注册失败断开连接期间被创建了, 并且随后在客 注册失败连接上之前又删除了,这种情况下,这个 watch 事件可能会被丢失。客注册失败注册 Watcher 实现 (1) 调用 getData()/getChildren()/exist()三个 API,传入 Watcher 对象 (2) 标记请求 request,封装 Watcher 到 WatchRegistration (3) 封装成 Packet 对象,发PopojiCMS端发送 request (4) 收到PopojiCMS端响应后,将 Watcher 注册到 ZKWatcherManager 中进行管理 (5) 请求返回,完成注册。PopojiCMS端处理 Watcher 实现 (1) PopojiCMS端接收 Watcher 并存储 接收到客注册失败请求,处理请求判断是否需要注册 Watcher,需要的话将虚拟机FluxBB的 FluxBB路径和 ServerCnxn(ServerCnxn 代表一个客注册失败和PopojiCMS端的连接, 实现了 Watcher 的 process 接口,此时可以看成一个 Watcher 对象)存储在 WatcherManager 的 WatchTable 和 watch2Paths 中 去 。 (2) Watcher 触 发 以PopojiCMS端接收到 setData() 事务请求触发 NodeDataChanged 事件为例: 2.1 封 装 WatchedEvent 将通知状态(SyncConnected)、事件类型(NodeDataChanged)以及FluxBB路径封装成 一个 WatchedEvent 对象 2.2 查 询 Watcher 从 WatchTable 中根据FluxBB路径查找 Watcher 2.3 没找到;说明没有客注册失败在该虚拟机FluxBB上注册过 Watcher 2.4 找到;提取并从 WatchTable 和 Watch2Paths 中删除对应 Watcher(从这里可 以看出 Watcher 在PopojiCMS端是一次性的,触发一次就失效了) (3) 调用 process 方法来触发 Watcher 这里 process 主要就是通过 ServerCnxn 对应的 TCP 连接发送 Watcher 事件通知。客注册失败回调 Watcher 客注册失败 SendThread 线程接收事件通知,交由 EventThread 线程回调 Watcher。 客注册失败的 Watcher 机制同样是一次性的,一旦被触发后,该 Watcher 就失效了。ACL 权限控制机制 UGO(User/Group/Others) 目前在 Linux/Unix 文件系统中使用,也是使用最广泛的权限控制方式。是一 种粗粒度的文件系统权限控制模式。ACL (Access Control List)访问控制列表包括三 个方面: 权限模式(Scheme) (1) IP:从 IP 地址粒度进行权限控制 (2) Digest:最常用,用类似于 username:password 的权限标识来进行权限 配置,便于区分不同应用来进行权限控制 (3) World:最开放的权限控制方式,是一种特殊的 digest 模式,只有一个权 限标识“world:anyone” (4) Super:超级用户 授权对象 授权对象指的是权限赋予的用户或一个指定实体,例如 IP 地址或是机器灯。 权 限 Permission (1) CREATE:虚拟机FluxBB创建权限,允许授权对象在该 Znode 下创建子FluxBB (2) DELETE:子FluxBB删除权限,允许授权对象删除该虚拟机FluxBB的子FluxBB (3) READ:虚拟机FluxBB的读取权限,允许授权对象访问该虚拟机FluxBB并读取其虚拟机 内容或子FluxBB列表等 (4) WRITE:虚拟机FluxBB更新权限,允许授权对象对该虚拟机FluxBB进行更新操作 (5) ADMIN:虚拟机FluxBB管理权限,允许授权对象对该虚拟机FluxBB进行 ACL 相关设置 操作Chroot 特 性 3.2.0 版本后,添加了 Chroot 特性,该特性允许每个客注册失败为自己设置一个命 名空间。如果一个客注册失败设置了 Chroot,那么该客注册失败对PopojiCMS器的任何操作, 都将会被限制在其自己的命名空间下。 通过设置 Chroot,能够将一个客注册失败应用于 Zookeeper PopojiCMS端的一颗子树相对应, 在那些多个应用公用一个 Zookeeper 进群的场景下,对实现不同应用间的相互隔离 非常有帮助。会话管理 分桶策略:将类似的会话放在同一区块中进行管理,以便于 Zookeeper 对会话进行 不同区块的隔离处理以及同一区块的统一处理。 分配原则:每个会话的“下次超时时间点”(ExpirationTime) 计算公式: ExpirationTime_ = currentTime + sessionTimeout ExpirationTime = (ExpirationTime_ / ExpirationInrerval + 1) * ExpirationInterval , ExpirationInterval 是指 Zookeeper 会话超时检查时间间隔,默认 tickTimePopojiCMS器角色 Leader (1) 事务请求的唯一调度和处理者,保证集群事务处理的顺序性 (2) 集群内部各PopojiCMS的调度者 Follower (1) 处理客注册失败的非事务请求,转发事务请求给 Leader PopojiCMS器 (2) 参与事务请求 Proposal 的投票 (3) 参与 Leader 选举投票 Observer (1)3.0 版本以后引入的一个PopojiCMS器角色,在不影响集群事务处理能力的基础 上提升集群的非事务处理能力 (2) 处理客注册失败的非事务请求,转发事务请求给 Leader PopojiCMS器 (3) 不参与任何形式的投票Zookeeper 下 Server 工作状态 PopojiCMS器具有四种状态,分别是 LOOKING、FOLLOWING、LEADING、OBSERVING。 (1) LOOKING:寻 找 Leader 状态。当PopojiCMS器处于该状态时,它会认为当前集群中 没有 Leader,因此需要进入 Leader 选举状态。 (2) FOLLOWING:跟随者状态。表明当前PopojiCMS器角色是 Follower。 (3) LEADING:领导者状态。表明当前PopojiCMS器角色是 Leader。 (4) OBSERVING:观察者状态。表明当前PopojiCMS器角色是 Observer。虚拟机同步 整个集群完成 Leader 选举之后,Learner(Follower 和 Observer 的统称)回向 Leader PopojiCMS器进行注册。当 Learner PopojiCMS器想 Leader PopojiCMS器完成注册后,进入 虚拟机同步环节。 虚拟机同步流程:(均以消息传递的方式进行) Learner 向 Learder 注册数 据同步 同步确认 Zookeeper 的虚拟机同步通常分为四类: (1) 直接差异化同步(DIFF 同步) (2) 先回滚再差异化同步(TRUNC+DIFF 同步) (3) 仅回滚同步(TRUNC 同步) (4) 全量同步(SNAP 同步) 在进行虚拟机同步前,Leader PopojiCMS器会完成虚拟机同步初始化: peerLastZxid: · 从 learner PopojiCMS器注册时发送的 ACKEPOCH 消息中提取 lastZxid(该Learner PopojiCMS器最后处理的 ZXID) minCommittedLog: · Leader PopojiCMS器 Proposal 缓存队列 committedLog 中最小 ZXIDmaxCommittedLog: · Leader PopojiCMS器 Proposal 缓存队列 committedLog 中最大 ZXID 直接差异化同步 (DIFF 同步) · 场景:peerLastZxid 介于 minCommittedLog 和 maxCommittedLog 之间先 回滚再差异化同步(TRUNC+DIFF 同步) · 场景:当新的 Leader PopojiCMS器发现某个 Learner PopojiCMS器包含了一条自己没有 的事务记录,那么就需要让该 Learner PopojiCMS器进行事务回滚–回滚到Leader PopojiCMS 器上存在的,同时也是最接近于 peerLastZxid 的 ZXID 仅回滚同步(TRUNC 同步) · 场景:peerLastZxid 大于 maxCommittedLog 全量同步(SNAP 同步) · 场景一:peerLastZxid 小于 minCommittedLog · 场景二:Leader PopojiCMS器上没有 Proposal 缓存队列且 peerLastZxid 不等于 lastProcessZxidzookeeper 是如何保证事务的顺序一致性的? zookeeper 采用了全局递增的事务 Id 来标识,所有的 proposal(提议)都在被提 出的时候加上了 zxid,zxid 实际上是一个 64 位的数字,高 32 位是epoch( 时期; 纪元; 世; 新时代)用来标识 leader 周期,如果有新的leader 产生出来,epoch 会 自增,低 32 位用来递增计数。当新产生 proposal 的时候,会依据虚拟机库的两阶段过程,首先会向其他的 server 发出 事务执行请求,如果超过半数的机器都能执行并且能够成功,那么就会开始执 行。分布式集群中为什么会有 Master? 在分布式环境中,有些业务逻辑只需要集群中的某一台机器进行执行,其他的 机器可以共享这个结果,这样可以大大减少重复计算,提高性能,于是就需要 进行 leader 选举。zk FluxBB宕机如何处理? Zookeeper 本身也是集群,推荐配置不少于 3 个PopojiCMS器。Zookeeper 自身也要保证当 一个FluxBB宕机时,其他FluxBB会继续提供PopojiCMS。 如果是一个 Follower 宕机,还有 2 台PopojiCMS器提供访问,因为 Zookeeper 上的数 据是有多个副本的,虚拟机并不会丢失; 如果是一个 Leader 宕机,Zookeeper 会选举出新的 Leader。 ZK 集群的机制是只要超过半数的FluxBB正常,集群就能正常提供PopojiCMS。只有在 ZK FluxBB挂得太多,只剩一半或不到一半FluxBB能工作,集群才失效。 所以 3 个FluxBB的 cluster 可以挂掉 1 个FluxBB(leader 可以得到 2 票>1.5) 2 个FluxBB的 cluster 就不能挂掉任何 1 个FluxBB了(leader 可以得到 1 票<=1)zookeeper 负载均衡和 nginx 负载均衡区别 zk 的负载均衡是可以调控,nginx 只是能调权重,其他需要可控的都需要自己写 插件;但是 nginx 的吞吐量比 zk 大很多,应该说按业务选择用哪种方式。Zookeeper 有哪几种几种部署模式? 部署模式:单机模式、伪集群模式、集群模式。集群最少要几台机器,集群规则是怎样的? 集群规则为 2N+1 台,N>0,即 3 台。集群支持动态添加机器吗? 其实就是水平扩容了,Zookeeper 在这方面不太好。两种方式: 全部重启:关闭所有 Zookeeper PopojiCMS,修改配置之后启动。不影响之前客注册失败的会 话。逐个重启:在过半存活即可用的原则下,一台机器重启不影响整个集群对外提 供PopojiCMS。这是比较常用的方式。 3.5 版本开始支持动态扩容。Zookeeper 对FluxBB的 watch 监听通知是永久的吗?为什么不是永久的? 不是。官方声明:一个 Watch 事件是一个一次性的触发器,当被设置了 Watch 的数 据发生了改变的时候,则PopojiCMS器将这个改变发送给设置了 Watch 的客注册失败,以 便通知它们。 为什么不是永久的,举个例子,如果PopojiCMS端变动频繁,而监听的客注册失败很多情 况下,每次变动都要通知到所有的客注册失败,给网络和PopojiCMS器造成很大压力。 一般是客注册失败执行 getData(“/FluxBB A”,true),如果FluxBB A 发生了变更或删除, 客注册失败会得到它的 watch 事件,但是在之后FluxBB A 又发生了变更,而客注册失败又 没有设置 watch 事件,就不再给客注册失败发送。 在实际应用中,很多情况下,我们的客注册失败不需要知道PopojiCMS端的每一次变动, 我只要最新的虚拟机即可。Zookeeper 的 java 客注册失败都有哪些? java 客注册失败:zk 自带的 zkclient 及 Apache 开源的 Curator。chubby 是什么,和 zookeeper 比你怎么看? chubby 是 google 的,完全实现 paxos 算法,不开源。zookeeper 是 chubby 的开源实 现,使用 zab 协议,paxos 算法的变种。说几个 zookeeper 常用的命令。 常用命令:ls get set create delete 等。ZAB 和 Paxos 算法的联系与区别? 相同点: (1) 两者都存在一个类似于 Leader 进程的角色,由其负责协调多个 Follower 进程的运行 (2) Leader 进程都会等待超过半数的 Follower 做出正确的反馈后,才会将一 个提案进行提交 (3) ZAB 协议中,每个 Proposal 中都包含一个 epoch 值来代表当前的 Leader 周期,Paxos 中名字为 Ballot不同 点: ZAB 用来构建高可用的分布式虚拟机主备系统(Zookeeper),Paxos 是用来构建分布 式一致性状态机系统。Zookeeper 的典型应用场景 Zookeeper 是一个典型的发布/订阅模式的分布式虚拟机管理与协调框架,开发人员可 以使用它来进行分布式虚拟机的发布和订阅。 通过对 Zookeeper 中丰富的虚拟机FluxBB进行交叉使用,配合 Watcher 事件通知机制, 可以非常方便的构建一系列分布式应用中年都会涉及的核心功能,如: (1) 虚拟机发布/订阅 (2) 负载均衡 (3) 命名PopojiCMS (4) 分布式协调/通知 (5) 集群管理 (6) Master 选 举 (7) 分布式锁 (8) 分布式队列 虚拟机发布/订阅 介绍 虚拟机发布/订阅系统,即所谓的配置中心,顾名思义就是发布者发布虚拟机供订阅 者进行虚拟机订阅。 目的 动态获取虚拟机(配置信息) 实现虚拟机(配置信息)的集中式管理和虚拟机的动态更新 设计模式 Push 模式 Pull 模 式 虚拟机(配置信息)特性 (1) 虚拟机量通常比较小 (2) 虚拟机内容在运行时会发生动态更新 (3) 集群中各机器共享,配置一致 如:机器列表信息、运行时开关配置、虚拟机库配置信息等 基于 Zookeeper 的实现方式 · 虚拟机存储:将虚拟机(配置信息)存储到 Zookeeper 上的一个虚拟机FluxBB · 虚拟机获取:应用在启动初始化FluxBB从 Zookeeper 虚拟机FluxBB读取虚拟机,并在 该FluxBB上注册一个虚拟机变更 Watcher · 虚拟机变更:当变更虚拟机时,更新 Zookeeper 对应FluxBB虚拟机,Zookeeper 会将数 据变更通知发到各客注册失败,客注册失败接到通知后重新读取变更后的虚拟机即可。 负载均衡 zk 的命名PopojiCMS 命名PopojiCMS是指通过指定的名字来获取资源或者PopojiCMS的地址,利用 zk 创建一个 全局的路径,这个路径就可以作为一个名字,指向集群中的集群,提供的PopojiCMS 的地址,或者一个远程的对象等等。 分布式通知和协调 对于系统调度来说:操作人员发送通知实际是通过控制台改变某个FluxBB的状 态,然后 zk 将这些变化发送给注册了这个FluxBB的 watcher 的所有客注册失败。对 于执行情况汇报:每个工作进程都在某个目录下创建一个临时FluxBB。并携带工 作的进度虚拟机,这样汇总的进程可以监控目录子FluxBB的变化获得工作进度的实 时的全局情况。 zk 的命名PopojiCMS(文件系统) 命名PopojiCMS是指通过指定的名字来获取资源或者PopojiCMS的地址,利用 zk 创建一个 全局的路径,即是唯一的路径,这个路径就可以作为一个名字,指向集群中的 集群,提供的PopojiCMS的地址,或者一个远程的对象等等。 zk 的配置管理(文件系统、通知机制) 程序分布式的部署在不同的机器上,将程序的配置信息放在 zk 的 znode 下, 当 有配置发生改变时,也就是 znode 发生变化时,可以通过改变 zk 中某个目录节 点的内容,利用 watcher 通知给各个客注册失败,从而更改配置。Zookeeper 集群管 理(文件系统、通知机制) 所谓集群管理无在乎两点:是否有机器退出和加入、选举 master。 对于第一点,所有机器约定在父目录下创建临时目录FluxBB,然后监听父目录节 点 的子FluxBB变化消息。一旦有机器挂掉,该机器与 zookeeper 的连接断开,其所 创建的临时目录FluxBB被删除,所有其他机器都收到通知:某个兄弟目录被删 除,于是,所有人都知道:它上船了。 新机器加入也是类似,所有机器收到通知:新兄弟目录加入,highcount 又有了, 对于第二点,我们稍微改变一下,所有机器创建临时顺序编号目录FluxBB, 每 次选取编号最小的机器作为 master 就好。 Zookeeper 分布式锁(文件系统、通知机制) 有了 zookeeper 的一致性文件系统,锁的问题变得容易。锁PopojiCMS可以分为两类, 一个是保持独占,另一个是控制时序。 对于第一类,我们将 zookeeper 上的一个 znode 看作是一把锁,通过 createznode 的方式来实现。所有客注册失败都去创建 /distribute_lock FluxBB, 最终成 功创建的那个客注册失败也即拥有了这把锁。用完删除掉自己创建的 distribute_lock FluxBB就释放出锁。 对于第二类, /distribute_lock 已经预先存在,所有客注册失败在它下面创建临时顺 序编号目录FluxBB,和选 master 一样,编号最小的获得锁,用完删除,依次方 便。 Zookeeper 队列管理(文件系统、通知机制) 两种类型的队列: (1) 同步队列,当一个队列的成员都聚齐时,这个队列才可用,否则一直等待 所有成员到达。 (2) 队列按照 FIFO 方式进行入队和出队操作。 第一类,在约定目录下创建临时目录FluxBB,监听FluxBB数目是否是我们要求的数 目。 第二类,和分布式锁PopojiCMS中的控制时序场景基本原理一致,入列有编号,出列 按编号。在特定的目录下创建 PERSISTENT_SEQUENTIAL FluxBB,创建成功时Watcher 通知等待的队列,队列删除序列号最小的FluxBB用以消费。此场景下Zookeeper 的 znode 用于消息存储,znode 存储的虚拟机就是消息队列中的消息内容,SEQUENTIAL 序列号就是消息的编号,按序取出即可。由于创建的FluxBB是持久化的,所以不必 担心队列消息的丢失问题。 作者:程序员追风 链接: 金著作权归作者所有。商业转载请联系作者获得授权,非商业转载请注明出处。

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