Elasticell-Multi-Raft实现

Posted 2021-04-27 数据极客

什么是Multi-Raft

这里引用Cockroach(Multi-Raft的先驱，出来的比TiDB早，哈哈)对Multi-Raft的定义：

In CockroachDB, we use the Raft consensus algorithm to ensure that your data remains consistent even when machines fail. In most systems that use Raft, such as etcd and Consul, the entire system is one Raft consensus group. In CockroachDB, however, the data is divided into  ranges, each with its own consensus group. This means that each node may be participating in hundreds of thousands of consensus groups. This presents some unique challenges, which we have addressed by introducing a layer on top of Raft that we call MultiRaft.

简单来说，Multi-Raft是在整个系统中，把所管理的数据按照一定的方式切片，每一个切片的数据都有自己的副本，这些副本之间的数据使用Raft来保证数据的一致性，在全局来看整个系统中同时存在多个Raft-Group，就像这个样子：

延伸阅读:

• 基于 Raft 构建弹性伸缩的存储系统的一些实践

• Cockroach design

Multi-Raft需要解决的问题

单个Raft-Group在KV的场景下存在一些弊端:

1. 系统的存储容量受制于单机的存储容量（使用分布式存储除外）

2. 系统的性能受制于单机的性能（读写请求都由Leader节点处理）

Multi-Raft需要解决的一些核心问题：

1. 数据何如分片

2. 分片中的数据越来越大，需要分裂产生更多的分片，组成更多Raft-Group

3. 分片的调度，让负载在系统中更平均（分片副本的迁移，补全，Leader切换等等）

4. 一个节点上，所有的Raft-Group复用链接（否则Raft副本之间两两建链，链接爆炸了）

5. 如何处理stale的请求（例如Proposal和Apply的时候，当前的副本不是Leader、分裂了、被销毁了等等）

6. Snapshot如何管理（限制Snapshot，避免带宽、CPU、IO资源被过度占用）

要实现一个Multi-Raft还是很复杂和很有挑战的一件事情。

技术选型

2017年初，我们刚开始做Elasticell的时候，开源的Multi-Raft实现很少，当时我们知道开源的实现有Cockroach和TiDB（二者都是受Google的Spanner和F1的启发）。Cockroach是Go语言实现，TiDB是Rust实现，Raft基础库都是使用Etcd的实现（TiDB是把Etcd的Raft移植到了Rust上）。两者在架构上一个很重要的不同是TiDB是一个分离式的设计，整个架构上有PD、TiDB、TiKV三个。我们当时觉得元信息使用PD独立出来管理，架构更清晰，工程实现也相对简单，所以我们决定参照TiDB来实现Multi-Raft。

Elasticell参考的是2017年3月份左右的TiDB的版本，大体思路基本一致，实现方式上有一些不一样的地方，更多的是语言的差异。TiDB的实现是Rust的实现，Elasticell是pure Go的实现。

CGO和GC的开销问题

在我们决定用Go开发Elasticell的时候，就有些担心CGO和GC的开销问题，当时还咨询了PingCAP的黄东旭，最后认为在KV场景下，这个开销应该可以接受。后来开发完成后，我们做了一些常见的优化（合并一些CGO调用，使用对象池，内存池等），发现系统的瓶颈基本在IO上，目前CGO和GC的开销是可以接受的。

Elasticell实现细节-数据如何分片

Elasticell支持两种分片方式适用于不同的场景

1. 按照用户的Key做字典序，系统一开始只有1个分片，分片个数随着系统的数据量逐渐增大而不断分裂（这个实现和TiKV一致）

2. 按照Key的hash值，映射到一个uint64的范围，可以初始化的时候就可以设置N个分片，让系统一开始就可以支持较高的并发，后续随着数据量的增大继续分裂

延伸阅读：

Elasticell实现细节-分片如何调度

这部分的思路就和TiKV完全一致了。PD负责调度指令的下发，PD通过心跳收集调度需要的数据，这些数据包括：节点上的分片的个数，分片中leader的个数，节点的存储空间，剩余存储空间等等。一些最基本的调度：

1. PD发现分片的副本数目缺少了，寻找一个合适的节点，把副本补全

2. PD发现系统中节点之间的分片数相差较多，就会转移一些分片的副本，保持系统中所有节点的分片数目大致相同（存储均衡）

3. PD发现系统中节点之间分片的Leader数目不太一致，就会转移一些副本的Leader，保持系统中所有节点的分片副本的Leader数目大致相同（读写请求均衡）

调度的过程可以从两幅图上直观的感受出来

延伸阅读：

• 三篇文章了解 TiDB 技术内幕 —— 谈调度

• TiKV 源码解析系列 - PD Scheduler

Elasticell实现细节-新的分片如何形成Raft-Group

假设这个分片1有三个副本分别运行在N1,N2,N3三台机器上，其中N1机器上的副本是Leader，分片的大小限制是1GB。

当分片1管理的数据量超过1GB的时候，分片1就会分裂成2个分片，分裂后，分片1修改数据范围，更新Epoch，继续服务。

分片2形也有三个副本，分别也在N1，N2，N3上，这些是元信息，但是只有在N1上存在真正被创建的副本实例，N2，N3并不知道这个信息。这个时候N1上的副本会立即进行Campaign Leader的操作，这个时候，N2和N3会收到来自分片2的Vote的Raft消息，N2，N3发现分片2在自己的节点上并没有副本，那么就会检查这个消息的合法性和正确性，通过后，立即创建分片2的副本，刚创建的副本没有任何数据，创建完成后会响应这个Vote消息，也一定会选择N1的副本为Leader，选举完成后，N1的分片2的Leader会给N2，N3的副本直接发送Snapshot，最终这个新的Raft-Group形成并且对外服务。

按照Raft的协议，分片2在N1副本称为Leader后不应该直接给N2，N3发送snapshot，但是这里我们沿用了TiKV的设计，Raft初始化的Log Index是5，那么按照Raft协议，N1上的副本需要给N2，N3发送AppendEntries，这个时候N1上的副本发现Log Index小于5的Raft Log不存在，所以就会转为直接发送Snapshot。

Elasticell实现细节-如何处理stale的请求

由于分片的副本会被调度（转移，销毁），分片自身也会分裂（分裂后分片所管理的数据范围发生了变化），所以在Raft的Proposal和Apply的时候，我们需要检查Stale请求，如何做呢？其实还是蛮简单的，TiKV使用Epoch的概念，我们沿用了下来。一个分片的副本有2个Epoch，一个在分片的副本成员发生变化的时候递增，一个在分片数据范围发生变化的时候递增，在请求到来的时候记录当前的Epoch，在Proposal和Apply的阶段检查Epoch，让客户端重试Stale的请求。

Elasticell实现细节-Snapshot如何管理

我们的底层存储引擎使用的是RocksDB，这是一个LSM的实现，支持对一个范围的数据进行Snapshot和Apply Snapshot，我们基于这个特性来做。Raft中有一个RPC用于发送Snapshot数据，但是如果把所有的数据放在这个RPC里面，那么会有很多问题：

1. 一个RPC的数据量太大（取决于一个分片管理的数据，可能上GB，内存吃不消）

2. 如果失败，整体重试代价太大

3. 难以流控

我们修改为这样：

• Raft的snapshot RPC中的数据存放，snapshot文件的元信息（包括分片的ID，当前Raft的Term，Index，Epoch等信息）

• 发送Raft snapshot的RPC后，异步发送具体数据文件

• 数据文件分Chunk发送，重试的代价小

• 发送 Chunk的链接和Raft RPC的链接不复用

• 限制并行发送的Chunk个数，避免snapshot文件发送影响正常的Raft RPC

• 接收Raft snapshot的分片副本阻塞，直到接收完毕完整的snapshot数据文件

后续文章

1. 我们在Raft上做的一些优化

2. 如何支持全文索引

敬请期待

感谢

• PingCAP团队(健壮的Multi-Raft实现)

• @Ed Huang (私下咨询了很多问题)

了解更多

https://github.com/deepfabric/elasticell