tikv架构 tikv原理

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网络安全守护先锋 2023-08-08 11:14:30

文章标签 tikv架构数据库状态机 System 文章分类 架构后端开发

最近在使用TiDB产品，如何更好的使用好，理论了解清楚非常关键，理论通则“道”通，剩下的就是使用熟练、升级打怪的过程，“术”的层面了。

以下内容讲述TiDB数据库的存储层TiKV（分布式 KV 数据库）的强一致性是如何保障的。文章内容来源于如下链接：

https://cn.pingcap.com/blog/tikv-source-code-reading-17

正文如下：

TiKV 作为一个分布式 KV 数据库，使用 Raft 算法来提供强一致性。Raft 算法提供了单一 group 的一致性，但是单一 group 无法扩展和均衡。因此，TiKV 采用了 MultiRaft 的方式基于 Raft 算法提供能兼顾一致性、扩展均衡的 KV 储存。下文以 3.0 版本代码为例，讲述 raftstore 源码中的关键定义和设计。

MultiRaft

MultiRaft 顾名思义就是多个 Raft group。数据组织上，TiKV 将数据按范围划分成多个分片，这些分片称之为 region。每个 region 由一个 Raft group 来管理。Raft group 和 region 是一对一的关系。由下方示意图可以看到一个 Raft group 管理的多个副本分别落在不同的机器上，一个机器的数据包含了多个不同 region 的副本。通过这种组织方式，我们让 Raft group 并行起来，从而实现扩展和均衡。

tikv架构 tikv原理_数据库

Batch System

Batch System 是 raftstore 处理的基石，是一套用来并发驱动状态机的机制。状态机的核心定义如下：

pub trait Fsm {
    type Message: Send;
 
    fn is_stopped(&self) -> bool;
}

状态机通过 PollHandler 来驱动，其定义如下：

pub trait PollHandler<N, C> {
    fn begin(&mut self, batch_size: usize);
    fn handle_control(&mut self, control: &mut C) -> Option<usize>;
    fn handle_normal(&mut self, normal: &mut N) -> Option<usize>;
    fn end(&mut self, batch: &mut [Box<N>]);
    fn pause(&mut self) {}
}

大体来看，状态机分成两种，normal 和 control。对于每一个 Batch System，只有一个 control 状态机，负责管理和处理一些需要全局视野的任务。其他 normal 状态机负责处理其自身相关的任务。每个状态机都有其绑定的消息和消息队列。PollHandler 负责驱动状态机，处理自身队列中的消息。Batch System 的职责就是检测哪些状态机需要驱动，然后调用 PollHandler 去消费消息。消费消息会产生副作用，而这些副作用或要落盘，或要网络交互。PollHandler 在一个批次中可以处理多个 normal 状态机，这些状态机在作为参数传入 end 方法时被命名为 batch，意思就是副作用会被聚合，一批批地处理。具体实现细节，后面的源码阅读章节会提到，这里就先不展开。

RaftBatchSystem 和 ApplyBatchSystem

在 raftstore 里，一共有两个 Batch System。分别是 RaftBatchSystem 和 ApplyBatchSystem。RaftBatchSystem 用于驱动 Raft 状态机，包括日志的分发、落盘、状态跃迁等。当日志被提交以后会发往 ApplyBatchSystem 进行处理。ApplyBatchSystem 将日志解析并应用到底层 KV 数据库中，执行回调函数。所有的写操作都遵循着这个流程。当客户端发起一个请求时，RaftBatchSystem 会将其序列化成日志，并提交给 raft。一个简化的流程如下：

tikv架构 tikv原理_System_02

从代码来看，序列化发生在 propose 过程中。

let ctx = match self.pre_propose(poll_ctx, &mut req)?;
    let data = req.write_to_bytes()?;
    self.raft_group.propose(ctx.to_vec(), data)?;
    Ok(())
}

而 propose 的副作用后续会通过 Raft 库的 Ready 机制搜集，batch 处理。

if !self.raft_group.has_ready_since(Some(self.last_applying_idx)) {
    return None;
}
 
let mut ready = self.raft_group.ready_since(self.last_applying_idx);
self.mut_store().handle_raft_ready(ctx, &ready);
if !self.is_applying_snapshot() && !ready.committed_entries.is_empty() {
    let apply = Apply::new(self.region_id, self.term(), mem::replace(&mut ready.committed_entries, vec![]));
    apply_router
        .schedule_task(self.region_id, ApplyTask::apply(apply));
}
self.raft_group.advance_append(ready);

在 PeerStorage 的 handle_raft_ready 方法中，会将收集到 Ready 中的 Raft 日志收集到一个 WriteBatch 中，最终在 RaftPoller 的 end 方法中批量写入磁盘。而 Ready 中收集到的确认过的 Raft 日志，会被 apply_router发送到 apply 线程中，由 ApplyBatchSystem 来处理。关于一个写入在 Raftstore 模块中从提交到确认的整条链路，将在后续的章节中更详细地探讨，这里就不作展开了。

Split 和 Merge

TiKV 的每一个 Raft group 都是一个 Region 的冗余复制集，而 Region 数据不断增减时，它的大小也会不断发生变化，因此必须支持 Region 的分裂和合并，才能确保 TiKV 能够长时间稳定运行。Region Split 会将一段包含大量数据的 range 切割成多个小段，并创建新的 Raft Group 进行管理，如将 [a, z) 切割成 [a, h), [h, x) 和 [x, z)，并产生两个新的 Raft group。Region Merge 则会将 2 个相邻的 Raft group 合并成一个，如 [a, h) 和 [h, x) 合并成 [a, x）。这些逻辑也在 Raftstore 模块中实现。这些特殊管理操作也作为一个特殊的写命令走一遍上节所述的 Raft propose/commit/apply 流程。为了保证 split/merge 前后的写命令不会落在错误的范围，我们给 region 加了一个版本的概念。每 split 一次，版本加一。假设 region A 合并到 region B，则 B 的版本为 max(versionB, versionA + 1) + 1。更多的细节实现包括各种 corner case 的处理在后续文章中展开。

LocalReader

对于读操作，如果和写操作混在一起，会带来不必要的延迟和抖动。所以 TiKV 实现了一个单独的组件来处理。Raft group 的 leader 会维护一个 lease 机制，对于在 lease 内收到的请求，会立刻进行读操作；lease 外的请求，会触发 lease 续期。续期是通过心跳完成的。也就是读操作不会触发写盘行为。Lease 定义如下：

pub struct RemoteLease {
    expired_time: Arc<AtomicU64>,
    term: u64,
}
 
pub struct Lease {
    // A suspect timestamp is in the Either::Left(_),
    // a valid timestamp is in the Either::Right(_).
    bound: Option<Either<Timespec, Timespec>>,
    max_lease: Duration,
 
    max_drift: Duration,
    last_update: Timespec,
    remote: Option<RemoteLease>,
}

RemoteLease 是读行为发生线程里所持有的 lease，它的状态由 Lease 来维护。Lease 自身由 RaftBatchSystem 来实际维护。bound 记录的是 lease 的失效时间，max_drift 表示允许精度误差。

Coprocessor

虽然读写已经包含了绝大多数 KV 操作，但是我们仍然需要一些特殊机制来自定义行为。比如为了保证事务正确，region 分裂不应该将同一个 key 的 MVCC 数据拆分到不同的 region 里。这些行为由 Coprocessor 来实现。TiKV 中一共有两种 Coprocessor。之前这篇文章介绍的 SQL 下推逻辑属于 Endpoint，这里主要涉及的是 Observer。Observer 的作用是监听 KV 处理过程中的各种事件，并在事件发生时执行自定义逻辑。Coprocessor 的定义如下：

pub trait Coprocessor {
    fn start(&self) {}
    fn stop(&self) {}
}

目前已经定义的 Coprocessor 包括 AdminObserver、QueryObserver、SplitCheckObserver、RoleObserver、RegionChangeObserver。拿 QueryObserver 举个例子：

pub trait QueryObserver: Coprocessor {
    /// Hook to call before proposing write request.
    ///
    /// We don't propose read request, hence there is no hook for it yet.
    fn pre_propose_query(&self, _: &mut ObserverContext<'_>, _: &mut Vec<Request>) -> Result<()> {
        Ok(())
    }
 
    /// Hook to call before applying write request.
    fn pre_apply_query(&self, _: &mut ObserverContext<'_>, _: &[Request]) {}
 
    /// Hook to call after applying write request.
    fn post_apply_query(&self, _: &mut ObserverContext<'_>, _: &mut Vec<Response>) {}
}

此 Observer 监听了 pre_propose、pre_apply 和 post_apply 三个事件。ObserverContext 里面包含了 region 信息以及是否继续处理的标记。具体实现细节由后续文章介绍，这里不展开了。