Kafka 如何基于 KRaft 实现集群最终一致性协调

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架构概览

Zookeeper 提供了配置服务、分布式同步、命名服务、Leader 选举和集群管理等功能，在大数据时代的开始很多开源产品都依赖 Zookeeper 来构建，Apache Kafka 也不例外。但是随着 Kafka 功能的演进和应用的场景越来越多：

• 基于 Zookeeper 的协作模式，使得 Kafka 的集群一致性维护越来越复杂；

• 受到 Zookeeper 性能的限制，使得 Kafka 无法支撑更大的集群规模；

• 并且 Zookeeper 自身带来的运维复杂性和产品稳定性，也同样将复杂度和风险负担传递到 Kafka 运维人员；

因此作为 Zookeeper 的替代，Kafka 3.3.1 提供了 KRaft 元数据管理组件。下图来自于 KIP-500 [1]提案，左右分别是 Zookeeper 模式和 KRaft 模式的部署架构图。

在 Zookeeper （后面简称为 ZK）模式下：

• 运维部署：3 个 ZK 节点；2…N 个 Broker 节点，其中一个 Broker 承担 Controller 的角色。除了拉起一套最小生产的 Kafka 集群需要至少 3 + N 的资源外，Kafka 的运维人员要同时掌握 ZK 和 Kafka Broker 两套完全不同的系统的运维方式。

• 通信协调：ZK 节点之间通过 ZAB 协议进行一致性协调；Broker 会通过 ZK 来选出一个 Controller 负责全局的协调，同时也会直接修改 ZK 里的数据；Controller 也会监听和修改 ZK 里的数据，并调用 Broker 来完成集群的协调。虽然 ZK 之间的一致性由 ZAB 来保障了，但是 ZK 与 Controller 之间和 Controller 与 Broker 之间的一致性是相对比较脆弱的。

在 KRaft 模式下：

• 运维部署：3 个 Controller 节点；0…N 个 Broker 节点。Kafka 节点可以同时承担 Controller 和 Broker 两个角色，因此一套最小生产集群只需要 3 个节点。在测试环境更可以只以 1 节点模式就可以轻量地拉起一个 Kafka 集群。

• 通信协调：Controller 节点底层通过 Raft 协议达成一致，Controller 的内存状态通过 #replay Raft Log 来构建，因此 Controller 之间的内存状态都是一致的；Broker 订阅 KRaft Log 维护和 Controller 一致的内存状态，并且通过事件驱动的方式执行 Partition Reassignment 之类的操作来实现集群最终一致性协调。整个集群的状态维护和一致性协调都是基于 KRaft 中的事件。

Raft 的原理和实现已经有很多优秀的文章介绍过了，就不在此赘述了。下面着重介绍一下 Kafka 如何基于 KRaft 实现集群的最终一致性协调。

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最终一致性协调

最终一致性协调分为两部分：Controller 内存数据与 KRaft 的一致性；Broker （分区 / 配置 / …）状态与期望的一致性。

2.1 Controller

Controller 在生产环境中通常由 3 个节点组成 Quorum，底层使用 KRaft 来进行一致性协调，KRaft 的 Leader 即是 Controller Leader。只有 Leader 会进行请求处理，Follower 只会跟随 Replay KRaft 中的数据，请求处理流程简要如下：

1. 当 Leader 网络层接收到 Broker 发来的请求后，会将请求首先放入到事件队列中，由后台的单线程来处理事件队列中的请求。通过单线程处理机制简化了并发编程的复杂度，并且确保所有请求可以顺序处理；

2. 单线程处理器运行请求对应的 Manager 逻辑。Manager 根据当前内存中维护的状态，生成响应和变更的 Records；

3. 最后再把变更的 Records 提交到 KRaft 中，等多数派确认后就可以将响应返回，并 #replay(Records) 修改 Manager 维护的内存状态；

4. 同时 Follower 也会将 KRaft 中的 Records #replay到内存中，内存数据持续的保持同步；

以 CAS(expectValue, newValue) 举例说明上述的流程，假设内存中的初始状态为 1，Broker Client 提交了请求 CAS(1, 2) 到 Controller：

1. 首先 Leader 会将请求放到事件队列中；

2. 然后 Manager 以单线程模式处理请求，判断内存中的值是 1，等于请求的 expectValue，因此生成成功响应和 Record{value = 2};

3. 最后再把变更的 Records 提交到 KRaft 中，KRaft 确认后返回给请求方响应，并将 Record{value = 2} replay 到 Manager，Manager 内存状态更新为 2；

简而言之，Controller 简版的处理时序如下：开始处理请求 A -> Manager 生成响应和 Records -> Records 在 KRaft 多数派确认 -> Manager#replay(Records) -> 返回响应 -> 处理下一条请求…通过上述的处理时序，Controller 就可以做到“内存状态与 KRaft ”和“多节点之间的内存状态”的一致性：

• 内存状态与 KRaft ：Controller 的内存状态都是基于 KRaft 确认的 Records 变更 #replay出来的，因此内存状态和 KRaft 保持一致；

• 多节点之间的内存状态：KRaft 底层保证了多节点的 KRaft Log 是一致的，然后基于 “内存状态与 KRaft” 的一致性，通过传递性原则，因此多节点之间的内存状态也是一致的；

Controller 简版的处理时序在正确性上没什么问题，但在性能上有所瓶颈。假设每次 KRaft 多数派确认需要 2ms，意味着 Controller 处理请求的最大吞吐为 500 req/s。因此 Kafka 的实际处理模型中将最耗时的 KRaft 确认这步从处理时序中移除了。具体流程如下图所示：

相比简版的处理时序：

• Leader 的 Manager 产生出 Records 后立刻 #replay 更新内存状态，并异步提交 Records 到 KRaft，这时候就可以继续处理下一个请求了；

• 响应仍旧是 KRaft 多数派确认后再返回；

• Follower 的内存状态仍旧是从 KRaft Log 的 Records #replay 更新；

Controller 处理请求的最大吞吐为：Min(1s / Manager 代码执行 CPU 耗时, KRaft 写入吞吐)。然而先 #replay 到内存再让 KRaft 确认可能会造成内存里面有脏数据，仍旧以 CAS(1, 2) 举例，考虑如下场景：

1. Controller Leader 的 Manager 通过 #replay 将内存值从 1 更新成 2；

2. Leader 提交 Record{value=2}到 KRaft；

3. 假设这时候由于心跳超时抖动等原因，导致该节点不再是 KRaft Leader 了，这时候会提交失败，返回客户端失败；

4. 这时 Controllers 节点内存中的状态分别为 2、1、1，KRaft 中的状态为 1，集群状态不一致；

为了解决这个问题，Kafka 设计了一系列支持 MVCC 的 Timeline 数据结构：TimelineHashMap、TimelineHashSet、TimelineInteger、TimelineLong 和底层的 SnapshotRegistry。Controller 的内存状态都通过 Timeline 数据结构来维护，当出现 Leader 切换时，旧的 Leader 会将 Timeline 数据结构的数据回滚到上一个已经被 KRaft 多数派确认的状态，来保证旧 Leader 内存中不会有脏数据。可能细心的小伙伴会发现，解决了写入的脏数据问题，那是不是可能读到还未被 KRaft 确认的数据呢？Timeline 数据结构也考虑到了这点，例如 TimelineLong 提供了 #get(epoch) 接口，其中 epoch 通常传入的是 KRaft CommitedOffset，以此来保障读到的数据都是 KRaft 确认过的数据。对 Timeline 数据结构有兴趣的小伙伴，可以自行研究一下 server-common 模块下 org.apache.kafka.timeline 这个包的实现。

2.2 Broker

在上一章节我们提到，Controller Follower 会 #replay KRaft 中的数据来构建自己的内存状态。Broker 同理也一样会订阅 KRaft 中的 Records 来构建自己的内存元数据，并且根据这些 Records 来执行特定的变更。以分区管理为例，假设集群有 B1 和 B2 两个节点，用户将分区 P1 从 B1 移动到 B2（简化 ISR 变更的过程）：

1. Controller 处理分区移动请求，并生成 PartitionChangeRecord{P1=B2}提交到 KRaft；

2. B1 #replay到对应的变更记录，更新内存元数据记录 P1 在 B2 上，并开始关闭 P1；

3. B2#replay到对应的变更记录，更新内存元数据记录 P1 在 B2 上，并开始打开 P1；

这时候 B1 和 B2 都可以通过内存元数据提供一致的的 Topic Metadata 查询服务，并且完成了分区 P1 的移动。通过这种方式，很多变更 Controller 无需再主动调用 Broker 的 RPC 来尝试将集群推进到某个状态，也无需处理 RPC 调用中的顺序和幂等重试等问题。转换思路，Controller 通过 KRaft 来下发期望的状态，然后 Broker 去达成状态，这和 K8s 推荐的声明式管理有异曲同工之妙。

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总结

我们可以看出 KRaft 替换 ZK，并不是元数据存储重新造轮子，而核心是集群协调机制的演进。整个通信协调机制本质上是事件驱动模型，也就是 Metadata as an Event Log，Leader 通过 KRaft 生产权威的事件，Follower 和 Broker 通过监听 KRaft 来获得这些事件，并且顺序处理事件，达到集群状态和期望的最终一致。

参考资料

[1] KIP-500 Replace Zookeeper with a Self-Managed Metadata Quorum：https://cwiki.apache.org/confluence/display/KAFKA/KIP-500%3A+Replace+ZooKeeper+with+a+Self-Managed+Metadata+Quorum
[2] Timeline：https://github.com/apache/kafka/tree/trunk/server-common/src/main/java/org/apache/kafka/timeline