《大规模分布式存储系统》第8章OceanBase架构初探【8.3】

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8.3　系统架构
/ [0 x$ l* [  V7 K8.3.1　整体架构图
' D3 ~+ t! G5 r( r$ f+ s6 SOceanBase的整体架构如图8-1所示。
图　8-1　OceanBase整体架构图
; i  G! r! }  k/ NOceanBase由如下几个部分组成：
! h" U% e8 B0 K0 a●客户端：用户使用OceanBase的方式和MySQL数据库完全相同，支持JDBC、 C
; h1 N6 l4 g5 f, ]客户端访问，等等。基于MySQL数据库开发的应用程序、工具能够直接迁移到
2 ?* c+ z1 g/ H! I" X6 N0 JOceanBase。
  u2 \& n; ^2 Q" l& p! M1 _: J●RootServer：管理集群中的所有服务器，子表（tablet）数据分布以及副本管
- @8 M$ ?4 ]4 F' L+ a* f( a0 |( |理。 RootServer一般为一主一备，主备之间数据强同步。
●UpdateServer：存储OceanBase系统的增量更新数据。UpdateServer一般为一主
* M+ B3 A1 A+ _- Y  Q  D$ J) |一备，主备之间可以配置不同的同步模式。部署时，UpdateServer进程和RootServer
进程往往共用物理服务器。
  D0 P/ z. |' C$ Q+ k●ChunkServer：存储OceanBase系统的基线数据。基线数据一般存储两份或者三
份，可配置。
1 }+ r1 a: O" r2 ?●MergeServer：接收并解析用户的SQL请求，经过词法分析、语法分析、查询优
, u5 {. d4 H2 h+ ]* P1 v- `0 z化等一系列操作后转发给相应的ChunkServer或者UpdateServer。如果请求的数据分布
在多台ChunkServer上，MergeServer还需要对多台ChunkServer返回的结果进行合并。
客户端和MergeServer之间采用原生的MySQL通信协议，MySQL客户端可以直接访问
MergeServer。
OceanBase支持部署多个机房，每个机房部署一个包含RootServer、
3 Z( \: D4 M, q" y8 k4 IMergeServer、ChunkServer以及UpdateServer的完整OceanBase集群，每个集群由各自
的RootServer负责数据划分、负载均衡、集群服务器管理等操作，集群之间数据同步
通过主集群的主UpdateServer往备集群同步增量更新操作日志实现。客户端配置了多
个集群的RootServer地址列表，使用者可以设置每个集群的流量分配比例，客户端根
据这个比例将读写操作发往不同的集群。图8-2是双机房部署示意图。
图　8-2　OceanBase双机房部署
" ?( q% ]! |) }3 l8.3.2　客户端
0 f9 G% A& Y+ q6 b  n( h6 lOceanBase客户端与MergeServer通信，目前主要支持如下几种客户端：
0 t8 i% \7 N; k, z+ S" R, y●MySQL客户端：MergeServer兼容MySQL协议，MySQL客户端及相关工具（如
Java数据库访问方式JDBC）只需要将服务器的地址设置为任意一台Merge-Server的地
( t3 U- i- c- k0 V& V址，就可以直接使用。
7 ~% X# h7 b( N) g' w●Java客户端：OceanBase内部部署了多台MergeServer,Java客户端提供对 MySQL
9 `  k( F) h  y2 g) e标准JDBC Driver的封装，并提供流量分配、负载均衡、MergeServer异常处理等功
4 ]0 T6 [; \$ ?* Y$ i5 g! x4 W; O能。简单来讲，Java客户端首先按照一定的策略定位到某台MergeServer，接着调用
MySQL JDBC Driver往这台MergeServer发送读写请求。Java客户端实现符合JDBC标
& U; w& c7 k; l, Z% ?* f3 B  I0 @. o准，能够支持Spring、iBatis等Java编程框架。
# u8 D. X6 P$ H$ A4 g1 f: m4 a; S0 R) T●C客户端：OceanBase C客户端的功能和Java客户端类似。它首先按照一定的策
7 D7 q; H# b+ K; z" A略定位到某台MergeServer，接着调用MySQL标准C客户端往这台MergeServer发送读
写请求。C客户端的接口和MySQL标准C客户端接口完全相同，因此，能够通过
LD_PRELOAD的方式将应用程序依赖的MySQL标准C客户端替换为OceanBase C客户
端，而无需修改应用程序的代码。
OceanBase集群有多台MergeServer，这些MergeServer的服务器地址存储在
4 ]6 r0 q& q9 w! S+ GOceanBase服务器端的系统表（与Oracle的系统表类似，存储OceanBase系统的元数
据）内。OceanBase Java/C客户端首先请求服务器端获取MergeServer地址列表，接着
按照一定的策略将读写请求发送给某台MergeServer，并负责对出现故障的
  l/ Z6 y) V1 L9 p4 c. G+ z0 ]9 yMergeServer进行容错处理。
Java/C客户端访问OceanBase的流程大致如下：
1）请求RootServer获取集群中MergeServer的地址列表。
6 i: r- v0 T+ s$ J& Y' G2）按照一定的策略选择某台MergeServer发送读写请求。客户端与MergeServer
之间的通信协议兼容原生的MySQL协议，因此，只需要调用MySQL JDBC Driver或者
( O9 T7 m7 r  C% A% MMySQL C客户端这样的标准库即可。客户端支持的策略主要有两种：随机以及一致
! c) _( \( u( H7 A8 }性哈希。一致性哈希的主要目的是将相同的SQL请求发送到同一台MergeServer，方
便MergeServer对查询结果进行缓存。
3）如果请求MergeServer失败，则从MergeServer列表中重新选择一台
" V( t) b9 \" }9 {/ _3 e9 eMergeServer重试；如果请求某台MergeServer失败超过一定的次数，将这台
MergeServer加入黑名单并从MergeServer列表中删除。另外，客户端会定期请求
* u* |$ X/ g  oRootServer更新MergeServer地址列表。
如果OceanBase部署多个集群，客户端还需要处理多个集群的流量分配问题。使
+ [4 L$ x- b8 L0 h( Z2 x用者可以设置多个集群之间的流量分配比例，客户端获取到流量分配比例后，按照
这个比例将请求发送到不同的集群。
. ^5 N2 l5 y, J5 mOceanBase程序升级版本时，往往先将备集群的读取流量调整为0，这时所有的
2 ^  p3 a+ y1 d$ v6 F0 G3 e" N5 V0 v读写请求都只发往主集群，接着升级备集群的程序版本。备集群升级完成后将流量
逐步切换到备集群观察一段时间，如果没有出现异常，则将所有的流量切到备集
6 M7 U( {9 P, p) E9 y8 f4 Q0 P3 y群，并将备集群切换为主集群提供写服务。原来的主集群变为新的备集群，升级新
0 t# \3 ^$ N. }$ v; w的备集群的程序版本后重新分配主备集群的流量比例。
8.3.3　RootServer
0 f+ k! w- G& I& U; ?RootServer的功能主要包括：集群管理、数据分布以及副本管理。
7 n# U! L4 I! L, Z% VRootServer管理集群中的所有MergeServer、ChunkServer以及UpdateServer。每个
. b7 B2 F, z( l; F, e, F0 S  A集群内部同一时刻只允许一个UpdateServer提供写服务，这个UpdateServer成为主
UpdateServer。这种方式通过牺牲一定的可用性获取了强一致性。RootServer通过租
2 d' y4 t$ z) H约（Lease）机制选择唯一的主UpdateServer，当原先的主UpdateServer发生故障后，
' n- z; e4 a9 S: NRootServer能够在原先的租约失效后选择一台新的UpdateServer作为主UpdateServer。
. @2 o- ^7 q7 Z& X另外，RootServer与MergeServer＆ChunkServer之间保持心跳（heartbeat），从而能够
9 J8 K- X; m( I; X) H感知到在线和已经下线的MergeServer＆ChunkServer机器列表。
# n2 Q, o' u) d* T$ X* Q3 \& }OceanBase内部使用主键对表格中的数据进行排序和存储，主键由若干列组成并
/ r4 P9 B# _6 g/ Y7 D+ K, e且具有唯一性。在OceanBase内部，基线数据按照主键排序并且划分为数据量大致相
等的数据范围，称为子表（tablet）。每个子表的默认大小是256MB（可配置）。
OceanBase的数据分布方式与Bigtable一样采用顺序分布，不同的是，OceanBase没有
  v" a6 i+ P& i0 ]采用根表（RootTable）+元数据表（MetaTable）两级索引结构，而是采用根表一级
* @: o3 h+ h; E索引结构。
如图8-3所示，主键值在[1，100]之间的表格被划分为四个子表：1～25，26～
50，51～80以及81～100。RootServer中的根表记录了每个子表所在的ChunkServer位
7 X. O$ r4 k0 B: `: W+ j4 {8 l置信息，每个子表包含多个副本（一般为三个副本，可配置），分布在多台
ChunkServer中。当其中某台ChunkServer发生故障时，RootServer能够检测到，并且触
3 E/ d. @& Y$ U) G* b) _9 ]) n发对这台ChunkServer上的子表增加副本的操作；另外，RootServer也会定期执行负载
均衡，选择某些子表从负载较高的机器迁移到负载较低的机器上。
图　8-3　基线数据子表划分
& d4 ?+ W6 Q5 Q) o1 SRootServer采用一主一备的结构，主备之间数据强同步，并通过Linux
0 v3 g1 N) m2 g* ]! m* ~HA（http://www.linux-ha.org）软件实现高可用性。主备RootServer之间共享VIP，当
主RootServer发生故障后，VIP能够自动漂移到备RootServer所在的机器，备
) D) p! \" U9 ~* S, vRootServer检测到以后切换为主RootServer提供服务。
8.3.4　MergeServer
MergeServer的功能主要包括：协议解析、SQL解析、请求转发、结果合并、多
表操作等。
2 E4 j4 F6 W1 d: EOceanBase客户端与MergeServer之间的协议为MySQL协议。MergeServer首先解
2 x/ Z& p7 o. B; X2 W/ H析MySQL协议，从中提取出用户发送的SQL语句，接着进行词法分析和语法分析，
生成SQL语句的逻辑查询计划和物理查询计划，最后根据物理查询计划调用
7 Q8 F8 o$ A3 k/ U! h7 w" M- kOceanBase内部的各种操作符。
MergeServer缓存了子表分布信息，根据请求涉及的子表将请求转发给该子表所
在的ChunkServer。如果是写操作，还会转发给UpdateServer。某些请求需要跨多个子
表，此时MergeServer会将请求拆分后发送给多台ChunkServer，并合并这些
ChunkServer返回的结果。如果请求涉及多个表格，MergeServer需要首先从
) I6 a8 d0 `. W4 CChunkServer获取每个表格的数据，接着再执行多表关联或者嵌套查询等操作。
MergeServer支持并发请求多台ChunkServer，即将多个请求发给多台
ChunkServer，再一次性等待所有请求的应答。另外，在SQL执行过程中，如果某个
子表所在的ChunkServer出现故障，MergeServer会将请求转发给该子表的其他副本所
* [' b7 }' d$ c' m7 z2 q9 B& ]在的ChunkServer。这样，ChunkServer故障是不会影响用户查询的。
MergeServer本身是没有状态的，因此，MergeServer宕机不会对使用者产生影
5 p9 y! Z7 S$ ]. w7 Y响，客户端会自动将发生故障的MergeServer屏蔽掉。
+ k0 D' A. R( O  H# j4 a) @- f8.3.5　ChunkServer
ChunkServer的功能包括：存储多个子表，提供读取服务，执行定期合并以及数
据分发。
' H. q) H7 N4 m( A: @3 XOceanBase将大表划分为大小约为256MB的子表，每个子表由一个或者多个
SSTable组成（一般为一个），每个SSTable由多个块（Block，大小为4KB～64KB之
间，可配置）组成，数据在SSTable中按照主键有序存储。查找某一行数据时，需要
& |1 O# t; K% I* s  [( s% o首先定位这一行所属的子表，接着在相应的SSTable中执行二分查找。SSTable支持两
种缓存模式，块缓存（Block Cache）以及行缓存（Row Cache）。块缓存以块为单位
缓存最近读取的数据，行缓存以行为单位缓存最近读取的数据。
' g/ r. ~* q4 |) IMergeServer将每个子表的读取请求发送到子表所在的ChunkServer,ChunkServer首
先读取SSTable中包含的基线数据，接着请求UpdateServer获取相应的增量更新数据，
$ ?& F0 O& J* A/ B  _( N$ o并将基线数据与增量更新融合后得到最终结果。
由于每次读取都需要从UpdateServer中获取最新的增量更新，为了保证读取性
能，需要限制UpdateServer中增量更新的数据量，最好能够全部存放在内存中。
5 Y$ Y" }! `4 M) J) [+ EOceanBase内部会定期触发合并或者数据分发操作，在这个过程中，ChunkServer将从
UpdateServer获取一段时间之前的更新操作。通常情况下，OceanBase集群会在每天
. e. ^/ i+ f  @* w的服务低峰期（凌晨1:00开始，可配置）执行一次合并操作。这个合并操作往往也称
% P# ]: T  I) C1 N1 J为每日合并。
. ?8 o0 F2 |5 k' U# B! o+ C* s, h8.3.6　UpdateServer
/ T3 S! A" `- c3 H* g$ y; eUpdateServer是集群中唯一能够接受写入的模块，每个集群中只有一个主Update-
Server。UpdateServer中的更新操作首先写入到内存表，当内存表的数据量超过一定
4 {+ j" _+ u4 i0 s9 A2 ?/ v  g# x值时，可以生成快照文件并转储到SSD中。快照文件的组织方式与ChunkServer中的
. h6 c7 z6 y- r& F3 J/ eSSTable类似，因此，这些快照文件也称为SSTable。另外，由于数据行的某些列被更
新，某些列没被更新，SSTable中存储的数据行是稀疏的，称为稀疏型SSTable。
为了保证可靠性，主UpdateServer更新内存表之前需要首先写操作日志，并同步
到备UpdateServer。当主UpdateServer发生故障时，RootServer上维护的租约将失效，
此时，RootServer将从备UpdateServer列表中选择一台最新的备UpdateServer切换为主
UpdateServer继续提供写服务。UpdateServer宕机重启后需要首先加载转储的快照文
2 _7 x/ m' V7 s, O" c/ I件（SSTable文件），接着回放快照点之后的操作日志。
由于集群中只有一台主UpdateServer提供写服务，因此，OceanBase很容易地实
& X% q3 n" f+ z4 H3 S+ m9 Z现了跨行跨表事务，而不需要采用传统的两阶段提交协议。当然，这样也带来了一
系列的问题。由于整个集群所有的读写操作都必须经过UpdateServer,UpdateServer的
性能至关重要。OceanBase集群通过定期合并和数据分发这两种机制将UpdateServer
( K2 g8 ^: ^) o, B一段时间之前的增量更新源源不断地分散到ChunkServer，而UpdateServer只需要服务
最新一小段时间新增的数据，这些数据往往可以全部存放在内存中。另外，系统实
: B+ {* }, I% ?8 n. ^" u现时也需要对UpdateServer的内存操作、网络框架、磁盘操作做大量的优化。
8.3.7　定期合并＆数据分发
& F* Q: P6 i" @6 e定期合并和数据分发都是将UpdateServer中的增量更新分发到ChunkServer中的手
9 }- e4 @( G' k8 {! O段，二者的整体流程比较类似：
1）UpdateServer冻结当前的活跃内存表（Active MemTable），生成冻结内存
表，并开启新的活跃内存表，后续的更新操作都写入新的活跃内存表。
2）UpdateServer通知RootServer数据版本发生了变化，之后RootServer通过心跳
2 [) a/ ~2 k5 N( [- t3 P; d消息通知ChunkServer。
3）每台ChunkServer启动定期合并或者数据分发操作，从UpdateServer获取每个
子表对应的增量更新数据。
: Q5 o) C/ j) f- ?定期合并与数据分发两者之间的不同点在于，数据分发过程中ChunkServer只是
2 q8 O. O% \1 p) n4 T, Q将UpdateServer中冻结内存表中的增量更新数据缓存到本地，而定期合并过程中
, d& C$ \. S* i# s# ^; lChunkServer需要将本地SSTable中的基线数据与冻结内存表的增量更新数据执行一次
& `6 i; w$ r% j: X- R多路归并，融合后生成新的基线数据并存放到新的SSTable中。定期合并对系统服务
; L5 W0 i& \7 s  r( A7 O1 @& M1 p能力影响很大，往往安排在每天服务低峰期执行（例如凌晨1点开始），而数据分发
可以不受限制。
4 [3 N7 d* l* p0 O9 ]0 A. {如图8-4，活跃内存表冻结后生成冻结内存表，后续的写操作进入新的活跃内存
' M( h2 J7 k3 N) B3 H8 ?表。定期合并过程中ChunkServer需要读取UpdateServer中冻结内存表的数据、融合后
+ |: K/ @6 l9 k6 @" m生成新的子表，即：
新子表=旧子表+冻结内存表
" M: t" D  e- q1 w, K图　8-4　定期合并不停读服务
虽然定期合并过程中各个ChunkServer的各个子表合并时间和完成时间可能都不
4 j5 R6 _8 B4 D0 m相同，但并不影响读取服务。如果子表没有合并完成，那么使用旧子表，并且读取
UpdateServer中的冻结内存表以及新的活跃内存表；否则，使用新子表，只读取新的
活跃内存表，即：
查询结果=旧子表+冻结内存表+新的活跃内存表
' v5 L0 ]& R1 o1 T=新子表+新的活跃内存表
2 Z1 p! G- \( M$ S