CN103780615B - 一种在多个服务器间客户端会话数据共享方法 - Google Patents

Abstract

本发明提供了一种在多个服务器间客户端会话数据共享方法，包括如下步骤：a)在共享会话数据的多个节点中间选举主节点；b)非主节点检测变化的会话数据；d)非主节点对产生的二进制数据流进行数据压缩操作；e)非主节点使用签名生成算法对准备传输的压缩后的数据生成签名；f)非主节点将经压缩和签名后的变化的会话数据发往主节点；g)进行数据校验操作；h)主节点将非主节点中变化的会话数据向其他非主节点广播转发；i)数据校验操作；j)各非主节点对数据进行解压缩操作。利用本发明能够有效提高服务器集群处理性能，有效地降低服务器间数据传输量，降低网络和CPU压力，并且有效地同步异构的服务器的会话数据，整合服务器资源。

Description

一种在多个服务器间客户端会话数据共享方法

技术领域

本发明涉及网络技术领域，特别是一种在多个服务器间客户端会话数据共享方法。

背景技术

随着互联网技术的不断发展，网络已经深入到千家万户。为了尽可能地方便用户、提高网络速度，作为一些大型的业务系统，常常要处理成千上万的用户的数据处理，因此从业务系统性能和部署等发面考虑通将大型的业务系统拆分成数个子系统，并以集群服务器处理业务。在这种情况下，若客户端与某个服务器进行会话，集群服务器中的其他服务器也需要更新该会话数据，从而保证会话数据的一致性。

一种现有的服务器间客户端会话数据共享的方法是，若某一会话通信节点（服务器）与客户端进行了会话而产生了会话数据，则将该节点向其他所有节点以广播的形式进行无压缩机制的会话数据的全量同步，即将该节点的所有会话数据直接向其他所有节点进行广播来更新所有节点的会话数据。这种会话数据共享方法导致数据传输量极大，产生过大的网络流量，给所有服务器带来了过大的负荷。

并且，图3示意性示出了一种现有方案的节点间的通讯会话数据模型示意图。如图3所示，由于每台服务器的会话数据均采用广播模式同步到其它机器，所以还存在以下问题，每台服务器都具有过多的会话数据传输次数，使所有服务器都具有相当大的CPU压力和网络吞吐量。此外，由于会话数据传输时无校验，从而还存在由于在数据传输过程中的极小的数据错误而导致全部服务器的会话数据失效的问题。

因此，需要一种在多个服务器间客户端会话数据共享方法，来降低绝大多数服务器的CPU压力以及网络吞吐量。

发明内容

本发明的目的是提供一种在多个服务器间客户端会话数据共享方法。

根据本发明的一个方面，提供了一种在多个服务器间客户端会话数据共享方法，所述服务器作为会话通讯的节点，所述方法包括如下步骤：a)在共享会话数据的多个节点中间选举主节点；b)非主节点检测变化的会话数据；c)非主节点对检测出的变化的会话数据进行序列化操作，转化为二进制数据流；d)非主节点对产生的二进制数据流进行数据压缩操作；e)非主节点使用签名生成算法对准备传输的压缩后的数据生成签名，并将其附加在数据头部或者尾部；f)非主节点将经压缩和签名后的变化的会话数据发往主节点；g)在所述主节点接收到来自非主节点的数据时，进行数据校验操作；h)所述主节点将非主节点中变化的会话数据向其他非主节点广播转发；i)所述其他各非主节点收到来自主节点的数据时，进行数据校验操作；j)所述各非主节点对数据进行解压缩操作；k)所述各非主节点对接收到的数据进行反序列化操作，来将二进制数据恢复为原始数据。

优选地，所述主节点指具备将会话数据转发到其他非主节点的功能的服务器。

优选地，所述非主节点指能够与客户端直接进行会话并产生会话数据的节点。

优选地，在步骤a中，主节点选举的过程包括准备阶段和提交阶段，包括如下步骤：a1)每个节点向所有其它节点广播发送一个准备阶段请求；a2)根据接受的请求中的编号大小回复响应；a3)判断是否收到来自多数派的接受响应，若是则进入步骤a4，否则进入步骤a5;a4)向所有其他节点发送提交阶段请求；a5)加大提议编号重新提交准备阶段请求；a6)根据请求中的编号大小回复响应；a7)将第一个收到来自多数派的接受响应的节点作为主节点。

优选地，所述步骤b是通过非主节点检测数据差量变化来检测变化的会话数据

优选地，利用专用于会话数据管理的数据类型库，并且提供操作对应会话数据的API接口，若使用会话数据管理库提供的API修改会话数据时，则检测该变化了的数据。

优选地，对于基于虚拟机解释的语言，提供虚拟机之上的中间层，该中间层能够监测到服务器应用程序的会话数据内存分配和修改，从而实现会话数据监测。

优选地，所述步骤d和j中的压缩算法是zlib。

优选地，所述步骤e中的签名算法是MD5或者SHA-1摘要算法。

优选地，所述步骤i中的数据校验的过程是，接收方从接收到的数据头部或尾部中读出签名，并使用与数据发送方相同的签名生成算法计算签名，然后比较从数据头部或尾部中读出的签名与接收方计算得出的签名，若签名不一致，则通知数据发送方重新传送此数据；若校验无误，则继续进行下一步操作。

利用本发明的服务器间客户端会话数据共享方法，能够有效提高服务器集群处理性能，能够有效地降低服务器间数据传输量，降低网络压力和CPU压力，并且能够有效地同步异构的服务器的会话数据，整合服务器资源。

附图说明

参考随附的附图，本发明更多的目的、功能和优点将通过本发明实施方式的如下描述得以阐明，其中：

图1示意性示出了本发明的一种在多个服务器间客户端会话数据共享方法的流程图。

图2示意性示出了本发明的主节点与非主节点间的会话数据通讯模型示意图。

图3示意性示出了一种现有方案的节点间的会话数据通讯模型示意图。

图4示意性示出了主节点选举的流程图。

具体实施方式

通过参考示范性实施例，本发明的目的和功能以及用于实现这些目的和功能的方法将得以阐明。然而，本发明并不受限于以下所公开的示范性实施例；可以通过不同形式来对其加以实现。说明书的实质仅仅是帮助相关领域技术人员综合理解本发明的具体细节。

在下文中，将参考附图描述本发明的实施例。在附图中，相同的附图标记代表相同或类似的部件，或者相同或类似的步骤。

利用本发明的一种在多个服务器间客户端会话数据共享方法的系统支持任意数量任意类型服务器间高效的会话数据共享。服务器可以是由不同操作系统中的不同语言开发的应用服务器，即本发明具有跨平台跨语言支持能力。例如，本发明可以支持windows下的JAVA语言开发的web服务器与Linux下的C++开发的web服务器之间的会话数据同步。即使分别使用不同的语言而实现不同操作系统的库，由于对上层提供的接口是一致的，从而能够实现由不同操作系统中的不同语言开发的服务器之间正常的会话数据共享。

图1示意性示出了本发明的一种在多个服务器间客户端会话数据共享方法的流程图。如图1所示：

步骤105，在共享会话数据的多个节点中间选举主节点。在本发明中，服务器作为会话通讯的节点（以下，称其为节点）。当所有节点的服务器被启动的时候，基础库进行一系列初始化工作，包括与其它节点建立网络连接，向各节点发送分布式选举算法协议报文，利用主节点的选举算法，在所有节点中选举出主节点，主节点以外的节点为非主节点。其中，主节点指具备将从某一非主节点接收的会话数据向所有其他非主节点进行广播转发的功能的节点。非主节点指能够与客户端直接进行会话并产生会话数据的节点。主节点的选举算法将在下文进行详细描述。

步骤110，非主节点检测变化的会话数据。具体地，通过非主节点检测数据差量变化来检测变化的会话数据。图2示意性示出了本发明的主节点与非主节点间的通讯模型示意图。如图2所示，非主节点检测会话数据变化的具体方式如下所示：

方法一：利用专用于会话数据管理的数据类型库，该库是对服务器编程语言库中基本类型的简单封装，并且提供操作对应会话数据的API接口。为每一种编程语言基本数据类型添加一个属性，该属性用于记录该会话数据的变化状态，若使用会话数据管理库提供的API修改会话数据时，该属性将被置为“已经修改”，此时数据差量检测模块能检测到这个变化了的数据。

方法二：对于JAVA语言或者其它基于虚拟机解释的语言，可以提供一个虚拟机之上的中间层，该中间层能够监测到服务器应用程序的会话数据内存分配和修改，从而实现会话数据监测。

步骤115，非主节点对检测出的变化的会话数据进行序列化操作，来将零散的数据序列化为二进制数据流。

步骤120，非主节点对产生的二进制数据流进行数据压缩操作。压缩算法可以采用本领域常用的数据压缩算法，本发明使用的压缩方案例如是zlib；

步骤125，非主节点使用签名生成算法对准备传输的压缩后的数据生成签名，并将其附加在数据头部或者尾部。签名算法可以采用本领域常用的算法，本发明采用的签名生成算法例如是MD5或者SHA-1摘要算法；

步骤130，非主节点将经压缩和签名后的变化的会话数据发往主节点。主节点指具备将会话数据转发到其他非主节点的功能的服务器。

步骤135，在主节点接收到来自非主节点的数据时，进行数据校验操作。数据校验的过程是，接收方从接收到的数据头部或尾部中读出签名，并使用与数据发送方相同的签名生成算法计算签名，然后比较从数据头部或尾部中读出的签名与接收方计算得出的签名，若签名不一致，则通知数据发送方重新传送此数据；若校验无误，则继续进行下一步操作；

步骤140，主节点将非主节点中变化的会话数据向其他非主节点广播转发。

步骤145，在其他各非主节点收到来自主节点的数据时，进行数据校验操作。数据校验的过程与步骤135相同。

步骤150，各非主节点对数据进行解压缩操作。使用的解压缩方案与步骤120中使用的压缩方案相对应，例如是zlib。

步骤155，各非主节点对接收到的数据进行反序列化操作，来将二进制数据恢复为原始数据。序列化格式例如是JSON，对于用于序列化的库，例如可以采用msgpack方案。

优选地，系统具有主节点的失效预防机制，当主节点出现故障时，所有非主节点会根据分布式选举算法相关协议重新选举出新的主节点，来继续承担对会话数据的转发的工作，从而保证在任何情况下均有主节点进行全局数据转发。

下面对主节点的选举算法进行介绍。在进行主节点的选举时每一个节点均同时扮演两种角色，即提议者(proposer)，接受者(acceptor)。

主节点选举的过程包括准备(prepare)和提交(propose)两个阶段。图4示意性示出了主节点选举的流程图。如图4所示，主节点选举具体步骤如下：

步骤410，每个节点作为提议者向所有其它节点广播发送一个准备阶段请求，同时，每个节点作为提议者(proposer)启动定时器Timer1，等待T秒，若某节点在T秒内未收到来自其他节点的响应（关于来自其他节点的响应将在后面的步骤进行说明）则该节点重新进入步骤410发起准备阶段（prepare）请求。

其中，准备阶段请求的格式例如为（提议编号，提议者id，锁释放时间），即(ballotnumber，proposer id，T)，其中，ballot number为自己提交的提议编号，该编号可以随机生成，也可以使用诸如自己的IP对应的32bits正整数。proposer id代表本节点身份的id；T为每个节点(包括将来成为主节点的节点)的锁释放(Lease)时间（秒）。此外，在准备阶段请求中还包括一个标识字段，来标识该请求是一个准备阶段的请求。

此处设置定时器的目的为，由于任何节点都可能出现故障，节点间网络可能抖动，因此请求和回复都不是能绝对及时地到达目的方，而启动定时器就是对这些情况进行容忍。同时也为了不至于永远达不到一致，所以也设置了最长等待时间，如果这个时间没有收到回复，则认为没有回复。

步骤420，每个节点作为接受者根据请求中的编号大小回复响应。具体地，对收到的每个准备阶段请求(prepare request)，每个节点作为接受者(acceptor)判断请求中的ballot number是否等于或高于自己保存的已经接受的提议编号。是则每个作为接受者的节点回复一个表示接受该提议的接收响应，并且，回答中有在接受此请求之前当前已接受的提议编号，此编号可以为空（当之前没有接受过任何提案时为空）；否则，每个作为接受者的节点向请求者回复一个表示拒绝该提议的拒绝响应，特别地，该表示拒绝提议的拒绝响应中也包括该接受者节点此前已接受的提议编号，使收到拒绝响应的节点能根据回复情况加大编号重新竞选，从而加快选举过程。

步骤430，每个节点作为提议者(proposer)，判断是否收到来自多数派的接受者（例如，大于50%的接受者）的接受响应，若是则进入步骤440，否则进入步骤450;

步骤440，收到来自多数派的接受者的接受响应的节点，向所有其他节点发送提交阶段请求(propose request)，其中包含了提议编号（ballot number）以及租约时间（它自己的T），此外在提交阶段请求中还包括一个标识字段，来标识该请求是一个提交阶段的请求。其中，提议编号的确定方法是这样的，在收到的多数派接受响应包含的ballot number中，选取一个最大的作为提议阶段请求编号，所有节点在发出提议阶段请求时都必须遵守这一原则；这里，只要有一个节点达到“收到来自多数派的接受者的接受响应”这个要求，该节点即可进入“提交阶段”状态，发出提交阶段请求，且收到该提交阶段请求的节点会因为这个请求而进入“提交阶段”。

步骤450，提议者加大提议编号重新提交准备阶段请求。则该提议者节点根据收到的拒绝响应中记录的提议编号，在收到的拒绝响应中选取最大的一个编号作为基础，在此基础上加大编号再重新提交准备阶段请求。

步骤460，接受者根据请求中的编号大小回复响应。具体地，接受者(acceptor)收到提议请求时，判断请求中的提议编号是否等于或高于自己本地记录的已经接受的提议编号，是则接受者接受这个提议，同时启动过期时间T的超时计时器Timer2，设置它已接受的提议编号为这个收到的提议编号。接受者回复响应结果是接受(accept)的提议响应，响应中包含有已经接受的提议编号。在超时过期后，接受者重置它已接受的提案为空。接受者决不重置它的已承诺的最高投票编号，除非在重启的时候；否则发送一个响应结果是拒绝(reject)的提议响应(propose response)；

步骤470，将第一个收到来自多数派的接受响应的节点作为主节点。具体地，所有作为提议者的节点检查提议响应(propose response)消息，判断是否有多数派的接受者响应了接受提案，是则这个提议者获得了租约，切换它的内部状态到“我持有租约”，此时该节点也就是选举出的主节点，同时启动定时器Timer3，设定超时时间为T1(T1时间要小于T)。当主节点选出后，为了保证不进行无谓的选举过程，主节点需要在租约时间T1过期前向所有其它节点广播一个续约消息，表示自己正在正常担任主节点。其中，节点获得租约的时刻为该节点收到来自超过50%的节点的接收响应的时刻，即它收到多数派接受响应的最后一条的时刻。如果主节点故障不能正常服务，则它会在其它节点的租约时间T1到期的时候不能发出续约请求，即定时器Timer3超时，此时所有节点重新进入选举流程，直到选出新的主节点。

优选地，当故障节点重新恢复时，在重新加入选举前必须等待M秒；

优选地，以上提到的三个定时器Timer1、Timer2、Timer3其实位于同一节点和同一进程中。

此处对主节点选举过程中的所有定时器进行归纳总结。定时器Timer1运行于所有的节点，任何一个节点的Timer1超时，则该节点便重新计入步骤410发起准备阶段请求；Timer2仅运行与参与提交阶段的节点，如果超期则清空本次选举状态；Timer3仅运行于第一个收到来自多数派的接受响应的节点，即主节点，并且通过将Timer3的超时时间T1小于Timer1的超时时间T的方式，使主节点在Timer1超时之前续租。

利用本发明的服务器间客户端会话数据共享方法，能够有效提高服务器集群处理性能，能够有效地降低服务器间数据传输量，降低网络压力和CPU压力，并且能够有效地同步异构的服务器的会话数据，整合服务器资源。

结合这里披露的本发明的说明和实践，本发明的其他实施例对于本领域技术人员都是易于想到和理解的。说明和实施例仅被认为是示例性的，本发明的真正范围和主旨均由权利要求所限定。

Claims (9)

1.一种在多个服务器间客户端会话数据共享方法，所述服务器作为会话通讯的节点，所述方法包括如下步骤：

a)在共享会话数据的多个节点中间选举主节点，主节点选举的过程包括准备阶段和提交阶段，包括如下步骤：1)每个节点向所有其它节点广播发送一个准备阶段请求，2)根据接受的请求中的编号大小回复响应，3)判断是否收到来自多数派的接受响应，若是则进入步骤4，否则进入步骤5，4)向所有其他节点发送提交阶段请求，5)加大提议编号重新提交准备阶段请求，6)根据请求中的编号大小回复响应，7)将第一个收到来自多数派的接受响应的节点作为主节点；

b)非主节点检测变化的会话数据；

c)非主节点对检测出的变化的会话数据进行序列化操作，转化为二进制数据流；

d)非主节点对产生的二进制数据流进行数据压缩操作；

e)非主节点使用签名生成算法对准备传输的压缩后的数据生成签名，并将其附加在数据头部或者尾部；

f)非主节点将经压缩和签名后的变化的会话数据发往主节点；

g)在所述主节点接收到来自非主节点的数据时，进行数据校验操作；

h)所述主节点将非主节点中变化的会话数据向其他非主节点广播转发；

i)所述其他各非主节点收到来自主节点的数据时，进行数据校验操作；

j)所述各非主节点对数据进行解压缩操作；

k)所述各非主节点对接收到的数据进行反序列化操作，来将二进制数据恢复为原始数据。

2.如权利要求1所述的方法，其中所述主节点指具备将会话数据转发到其他非主节点的功能的服务器。

3.如权利要求1所述的方法，其中所述非主节点指能够与客户端直接进行会话并产生会话数据的节点。

4.如权利要求1所述的方法，其中所述步骤b是通过非主节点检测数据差量变化来检测变化的会话数据。

5.如权利要求4所述的方法，其中利用专用于会话数据管理的数据类型库，并且提供操作对应会话数据的API接口，若使用会话数据管理库提供的API修改会话数据时，则检测该变化了的数据。

6.如权利要求4所述的方法，其中对于基于虚拟机解释的语言，提供虚拟机之上的中间层，该中间层能够监测到服务器应用程序的会话数据内存分配和修改，从而实现会话数据监测。

7.如权利要求1所述的方法，其中所述步骤d和j中的压缩算法是zlib。

8.如权利要求1所述的方法，其中所述步骤e中的签名算法是MD5或者SHA-1摘要算法。

9.如权利要求1所述的方法，其中所述步骤i中的数据校验的过程是，接收方从接收到的数据头部或尾部中读出签名，并使用与数据发送方相同的签名生成算法计算签名，然后比较从数据头部或尾部中读出的签名与接收方计算得出的签名，若签名不一致，则通知数据发送方重新传送此数据；若校验无误，则继续进行下一步操作。