《大规模分布式存储系统》第7章 分布式数据库【7.3】

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7.3　Google Spanner
/ f; J7 M3 b+ cGoogle Spanner是Google的全球级分布式数据库（Globally-Distributed
Database）。Spanner的扩展性达到了全球级，可以扩展到数百个数据中心，数百万
7 ?% r, K! ~% B; \  n台机器，上万亿行记录。更为重要的是，除了夸张的可扩展性之外，它还能通过同
: X3 g1 Q- I. o& i# @$ l; v$ C2 A步复制和多版本控制来满足外部一致性，支持跨数据中心事务。
无论从学术研究还是工程实践的角度看，Spanner都是一个划时代的分布式存储
系统。Spanner的成功说明了一点，分布式技术能够和数据库技术有机地结合起来，
通过分布式技术实现高可扩展性，并呈现给使用者类似关系数据库的数据模型。
4 r3 \0 n* `  g. j7 ~4 n7.3.1　数据模型
Spanner的数据模型与6.2节中介绍的Megastore系统比较类似。
如图7-6所示，对于一个典型的相册应用，需要存储其用户和相册，可以用上面
8 K% w+ n; ^" m& x的两个SQL语句来创建表。Spanner的表是层次化的，最底层的表是目录表
（Directorytable），其他表创建时，可以用INTERLEAVE IN PARENT来表示层次关
系。Spanner中的目录相当于Megastore中的实体组，一个用户的信息（user_id,email）
' v  r1 p! Z, B% F0 p0 c以及这个用户下的所有相片信息构成一个目录。实际存储时，Spanner会将同一个目
! K$ X. a! ]' |录的数据存放到一起，只要目录不太大，同一个目录的每个副本都会分配到同一台
% ?) U  K! N3 k6 Z1 t. U) u4 v" g机器。因此，针对同一个目录的读写事务大部分情况下都不会涉及跨机操作。
! b2 T+ I& G( A4 j图　7-6　Spanner数据模型
) U  x! }* v: Z' v( P7 ]7.3.2　架构
4 Q) A  C3 D& X1 ^# SSpanner构建在Google下一代分布式文件系统Colossus之上。Colossus是GFS的延
续，相比GFS,Colossus的主要改进点在于实时性，并且支持海量小文件。
3 {0 \- S2 C5 ?! [* _% e( s由于Spanner是全球性的，因此它有两个其他分布式存储系统没有的概念：
& z% q# t3 O& c" v* j+ t+ F●Universe。一个Spanner部署实例称为一个Universe。目前全世界有3个，一个开
, d# o" @: O. P发、一个测试、一个线上。Universe支持多数据中心部署，且多个业务可以共享同一
& w; v6 n/ t% E个Universe。
●Zones。每个Zone属于一个数据中心，而一个数据中心可能有多个Zone。一般
来说，Zone内部的网络通信代价较低，而Zone与Zone之间通信代价很高。
如图7-7所示，Spanner系统包含如下组件：
图　7-7　Spanner整体架构
●Universe Master：监控这个Universe里Zone级别的状态信息。
●Placement Driver：提供跨Zone数据迁移功能。
●Location Proxy：提供获取数据的位置信息服务。客户端需要通过它才能够知道
数据由哪台Spanserver服务。
●Spanserver：提供存储服务，功能上相当于Bigtable系统中的Tablet Server。
每个Spanserver会服务多个子表，而每个子表又包含多个目录。客户端往Spanner
发送读写请求时，首先查找目录所在的Spanserver，接着从Spanserver读写数据。
: {0 U5 u* j, o  V; O, f! m这里面有一个问题：如何存储目录与Spanserver之间的映射关系？假设每个用户
! U* y% g$ t: ~. M2 h2 ~; u. W对应一个目录，全球总共有50亿用户，那么，映射关系的数据规模为几十亿到几百
3 w3 p( b$ K8 c& b0 z+ r0 B亿，单台服务器无法存放。Spanner论文中没有明确说明，笔者猜测这里的做法和
+ a8 M( i0 O( B. ]1 TBigtable类似，即将映射关系这样的元数据信息当成元数据表格，和普通用户表格采
取相同的存储方式。
/ i" z* V$ F; a: w0 I0 o( O6 N7.3.3　复制与一致性
2 E$ f. Q7 K) h. L. c# Z* W5 f如图7-8所示，每个数据中心运行着一套Colossus，每个机器有100～1000个子
! s3 u4 G1 C% d2 J. x" q9 Z4 e表，每个子表会在多个数据中心部署多个副本。为了同步系统中的操作日志，每个
子表上会运行一个Paxos状态机。Paxos协议会选出一个副本作为主副本，这个主副本
的寿命默认是10秒。正常情况下，这个主副本会在快要到期的时候将自己再次选为
" q8 m& o/ ^+ ~$ h主副本；如果出现异常，例如主副本所在的spanserver宕机，其他副本会在10秒后通
' H5 N. N% A. [- l) d过Paxos协议选举为新的主副本。
! A3 y1 b( [% @图　7-8　Spanner多集群复制
通过Paxos协议，实现了跨数据中心的多个副本之间的一致性。另外，每个主副
4 i/ F* t$ K; [: J% Q* v: D本所在的Spanserver还会实现一个锁表用于并发控制，读写事务操作某个子表上的目
录时需要通过锁表避免多个事务之间互相干扰。
除了锁表，每个主副本上还有一个事务管理器。如果事务在一个Paxos组里面，
可以绕过事务管理器。但是一旦事务跨多个Paxos组，就需要事务管理器来协调。
锁表实现单个Paxos组内的单机事务，事务管理器实现跨多个Paxos组的分布式事
务。为了实现分布式事务，需要实现3.7.1节中提到的两阶段提交协议。有一个Paxos
! c7 @/ T4 p3 G$ T& Q7 b组的主副本会成为两阶段提交协议中的协调者，其他Paxos组的主副本为参与者。
7.3.4　TrueTime
为了实现并发控制，数据库需要给每个事务分配全局唯一的事务id。然而，在分
布式系统中，很难生成全局唯一id。一种方式是采用Google Percolator（Google
Caffeine的底层存储系统）中的做法，即专门部署一套Oracle数据库用于生成全局唯
1 b6 u3 Q* g2 T  y/ o一id。虽然Oracle逻辑上是一个单点，但是实现的功能单一，因而能够做得很高效。
- n% j' I$ j6 l* p/ w# J3 USpanner选择了另外一种做法，即全球时钟同步机制TrueTime。
1 E  i3 E" ?. i+ @: qTrueTime是一个提供本地时间的接口，但与Linux上的gettimeofday接口不一样的
是，它除了可以返回一个时间戳t，还会给出一个误差e。例如，返回的时间戳是20点
- C/ N/ S$ c( P4 v* b23分30秒100毫秒，而误差是5毫秒，那么真实的时间在20点23分30秒95毫秒到105毫
% I& s1 [. O, R秒之间。真实的系统e平均下来只有4毫秒。
5 @9 R- O! `6 R, [4 H4 E* D/ [TrueTime API实现的基础是GPS和原子钟。之所以要用两种技术来处理，是因为
8 x: R8 o9 Y2 c3 k. @" B# I导致这两种技术失效的原因是不同的。GPS会有一个天线，电波干扰会导致其失灵。
原子钟很稳定。当GPS失灵的时候，原子钟仍然能保证在相当长的时间内，不会出现
偏差。
6 s5 C* t& y3 ?3 n每个数据中心需要部署一些主时钟服务器（Master），其他机器上部署一个从时
9 b0 T! H2 @( L+ M钟进程（Slave）来从主时钟服务器同步时钟信息。有的主时钟服务器用GPS，有的
6 k6 ~0 l( o! F3 w主时钟服务器用原子钟。每个从时钟进程每隔30秒会从若干个主时钟服务器同步时
" R" l$ S. X, c8 c9 m钟信息。主时钟服务器自己还会将最新的时间信息和本地时钟比对，排除掉偏差比
较大的结果。
7.3.5　并发控制
" j, Y1 c3 Y) Q, j* u; sSpanner使用TrueTime来控制并发，实现外部一致性，支持以下几种事务：
●读写事务
$ _) E# W0 ]: o" u  U& J9 K% f●只读事务
, D, r& _! e6 N. T0 W( A0 r●快照读，客户端提供时间戳
●快照读，客户端提供时间范围
3 a# Q2 L/ i4 Z5 V. L  i) c( m, }1.不考虑TrueTime
# A( ?8 t4 c& p& N8 `) E1 Z: k首先，不考虑TrueTime的影响，也就是说，假设TrueTime API获得的时间是精确
& `* K2 o) X7 z# B的。如果事务读写的数据只属于同一个Paxos组，那么，每个读写事务的执行步骤如
下：
1）获取系统的当前时间戳；
2）执行读写操作，并将第1步取得的时间戳作为事务的提交版本。
每个只读事务的执行步骤如下：
1）获取系统的当前时间戳，作为读事务的版本；
2）执行读取操作，返回客户端所有提交版本小于读事务版本的事务操作结果。
快照读和只读事务的区别在于：快照读将指定读事务的版本，而不是取系统的
! P( H8 v. w4 S; R* P当前时间戳。
( ?- h. O% _6 S. `  j如果事务读写的数据涉及多个Paxos组，那么，对于读写事务，需要执行一次两
阶段提交协议，执行步骤如下：
1）Prepare：客户端将数据发往多个Paxos组的主副本，同时，协调者主副本发
1 n. x& V9 D3 _# l0 ^! Y9 ^. X, @起prepare协议，请求其他的参与者主副本锁住需要操作的数据。
2）Commit：协调者主副本发起Commit协议，要求每个参与者主副本执行提交操
) `1 m( K0 |9 P: \& t4 Y& \作并解除Prepare阶段锁定的数据。协调者主副本可以将它的当前时间戳作为该事务
8 B. X6 d* G, {. }的提交版本，并发送给每个参与者主副本。
6 m, m$ q6 w6 q& }6 @, r- J# q! g只读事务读取每个Paxos组中提交版本小于读事务版本的事务操作结果。需要注
意的是，只读事务需要保证不会读到不完整的事务。假设有一个读写事务修改了两
个Paxos组：Paxos组A和Paxos组B,Paxos组A上的修改已提交，Paxos组B上的修改还未
( N, Y0 y6 G' k# T. i提交。那么，只读事务会发现Paxos组B处于两阶段提交协议中的Prepare阶段，需要
3 H4 f  ^9 h3 I. d等待一会，直到Paxos组B上的修改生效后才能读到正确的数据。
2.考虑TrueTime
3 q. X4 c8 d" P如果考虑TrueTime，并发控制变得复杂。这里的核心思想在于，只要事务T1的
提交操作早于事务T2的开始操作，即使考虑TrueTime API的误差因素（-e到+e之间，
e值平均为4ms），Spanner也能保证事务T1的提交版本小于事务T2的提交版本。
* t& @4 ?9 p5 QSpanner使用了一种称为延迟提交（Commit Wait）的手段，即如果事务T1的提交版本
6 O3 y" Y3 B4 \) I6 D- L. C为时间戳t commit ，那么，事务T1会在t commit +e之后才能提交。另外，如果事务T2开始
7 E$ z# ^3 {3 v/ Q的绝对时间为t abs ，那么事务T2的提交版本至少为t abs +e。这样，就保证了事务T1和T2
. U7 B' X# R) q) d: ]+ a  ~之间严格的顺序，当然，这也意味着每个写事务的延时至少为2e。从这一点也可以
看出，Spanner实现功能完备的全球数据库是付出了一定代价的，设计架构时不能盲
; O9 ^  |+ O+ B1 x0 M- \目崇拜。
7.3.6　数据迁移
0 Q2 w- y. |' z9 e! r目录是Spanner中对数据分区、复制和迁移的基本单位，用户可以指定一个目录
4 B+ ?+ v4 W, f, k' ^0 ]) b: S有多少个副本，分别存放在哪些机房中，例如将用户的目录存放在这个用户所在地
区附近的几个机房中。
一个Paxos组包含多个目录，目录可以在Paxos组之间移动。Spanner移动一个目
录一般出于以下几种考虑：
●某个Paxos组的负载太大，需要切分；
●将数据移动到离用户更近的地方，减少访问延时；
●把经常一起访问的目录放进同一个Paxos组。
移动目录的操作在后台进行，不影响前台的客户端读写操作。一般来说，移动
一个50MB的目录大约只需要几秒钟时间。实现时，首先将目录的实际数据移动到指
, `' _3 N, p7 u定位置，然后再用一个原子操作更新元数据，从而完成整个移动过程。
7.3.7　讨论
5 V* l8 H2 r* B5 S. U& M# }2 `Google的分布式存储系统一步步地从Bigtable到Megastore，再到Spanner，这也印
+ K/ o- C$ q- H0 Y证了分布式技术和传统关系数据库技术融合的必然性，即底层通过分布式技术实现
6 c. q+ s* P# E可扩展性，上层通过关系数据库的模型和接口将系统的功能暴露给用户。
阿里巴巴的OceanBase系统在设计之初就考虑到这两种技术融合的必然性，因
此，一开始就将系统的最终目标定为：可扩展的关系数据库。目前，OceanBase已经
开发完成了部分功能并在阿里巴巴各个子公司获得广泛的应用。本书第三篇将详细
介绍OceanBase的技术细节。

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