zookeeper：
zookeeper是基于paxos的简化版zab，我觉得确实很难理解?，以前看了好多遍《从paxos到zookeper》才感觉似懂非懂了，然而过了几个月发现又一脸蒙蔽了，在这里在整理一下（仅表示我自己的理解）
ZAB协议中存在着三种状态，每个节点都属于以下三种中的一种：
1. Looking ：系统刚启动时或者Leader崩溃后正处于选举状态
2. Following ：Follower节点所处的状态，Follower与Leader处于数据同步阶段；
3. Leading ：Leader所处状态，当前集群中有一个Leader为主进程；
在开始时，所有的节点都是looking状态并且每个节点都希望自己能成为leader节点，所有每个节点都会向集群中发送一个提案内容是选取自己作为leader节点，提案编号是ZXID
(ZAB协议中使用ZXID作为事务编号，ZXID为64位数字，低32位为一个递增的计数器，每一个客户端的一个事务请求时Leader产生新的事务后该计数器都会加1，高32位为Leader周期epoch编号，当新选举出一个Leader节点时Leader会取出本地日志中最大事务Proposal的ZXID解析出对应的epoch把该值加1作为新的epoch，将低32位从0开始生成新的ZXID；ZAB使用epoch来区分不同的Leader周期),如果得到的提案的zxid比自己的大则说明发出这个题案的节点数据更新，则进行同意的投票，否则继续投自己，先得到多数的同意的节点当选为leader
现在leader就可以进行管理了，zookeeper也是两段提交的实现，客户端提交事务请求时Leader节点为每一个请求生成一个事务Proposal，将其发送给集群中所有的Follower节点，收到过半Follower的反馈后开始对事务进行提交，ZAB协议使用了原子广播协议
Leader节点为每一个Follower节点分配一个队列按事务ZXID顺序放入到队列中，且根据队列的规则FIFO来进行事务的发送。Follower节点收到事务Proposal后会将该事务以事务日志方式写入到本地磁盘中，成功后反馈Ack消息给Leader节点，Leader在接收到过半Follower节点的Ack反馈后就会进行事务的提交，以此同时向所有的Follower节点广播Commit消息，Follower节点收到Commit后开始对事务进行提交；?
如果leader宕机，则集群进入恢复阶段，根据上面的方式选举出ZXID最大的节点当选leader，并进入恢复阶段，所有的follewer都会将自己的ZXID发送个leader，由leader根据follower的ZXID与自己的相差的阶段数采取不同的措施实现整个集群的数据同步（若相差较小，则使用Leader发送从Follolwer.lastZXID到Leader.lastZXID议案的DIFF指令给Follower同步数据，若相差较大则直接发送leader的快照给follower）?
etcd
etcd作为最近很火的一个高可用性?键值对服务发现系统被Kubernetes等系统广泛使用
他相比与zookeeper来说更加简单，在面对较小集群时可能会效率更高些?，而且他的编写语言Go本身就是一种多线程编程语言，确实有很大吸引人的地方（虽然我不懂Go语言，但是在学习docker时也是一睹其风采了）
在Raft中，任何时候一个服务器可以扮演下面角色之一：
Leader: 处理所有客户端交互，日志复制等，一般一次只有一个Leader.
Follower: 类似选民，完全被动
Candidate候选人: 类似Proposer律师，可以被选为一个新的领导人。
1.leader选举阶段
和zookeeper一样 刚刚开始所有节点都会希望选取自己作为leader，但是不一样的是etcd却简单的多，他维持一个计时器，当这个计时器过时还没有leader发来心跳信息或者候选人发来的投票信息，就当自动成为选民向其他节点发送选取自己为leader的请求，若收到多数派的投票就当选 ，如果很不凑巧，有两个节点同时发起并且获得的投票数相同，那么过三百毫秒后两个节点再次进行争夺，这次相同投票数的概率就十分低，实在不行再来一次
2.消息同步阶段
假设Leader领导人已经选出，在leader接受到?消息请求，这时leader增加一个日志的要求，比如日志是"GO"：
2. Leader要求Followe遵从他的指令，都将这个新的日志内容追加到他们各自日志中：
3.大多数follower服务器将日志写入磁盘文件后，确认追加成功，发出Commited Ok:
4. 在下一个心跳heartbeat中，Leader会通知所有Follwer更新commited 项目。
对于每个新的日志记录，重复上述过程。
3.网络分区问题
如果在这一过程中，发生了网络分区或者网络通信故障，使得Leader不能访问大多数Follwers了，那么Leader只能正常更新它能访问的那些Follower服务器，而大多数的服务器Follower因为没有了Leader，他们重新选举一个候选者作为Leader，然后这个Leader作为代表于外界打交道，如果外界要求其添加新的日志，这个新的Leader就按上述步骤通知大多数Followers，如果这时网络故障修复了，那么原先的Leader就变成Follower，在失联阶段这个老Leader的任何更新都不能算commit，都回滚，接受新的Leader的新的更新。?
说了这么多?------------------动画！！！！！！
看完瞬间开朗啊，不知道是哪位大神做的~?
http://thesecretlivesofdata.com/raft/