DatenLord 开源 Xline：实现跨数据中心数据一致性管理

作者 | 潘政

策划 | Tina

1 简介和背景

随着分布式业务从单数据中心向多数据中心发展，多地多活部署的需求也越来越普遍。这带来最大的挑战就是跨数据中心跨地域的 metadata 管理，metadata 对数据的稳定性和强一致性有极高要求。在单数据中心场景下，metadata 的管理已经有很多成熟的解决方案，etcd 就是其中的佼佼者，但是在多数据中心场景下，etcd 的性能受 Raft 共识协议的限制，它的性能和稳定性都大打折扣。DatenLord 作为高性能跨云跨数据中心的存储，对 metadata 管理有了跨云跨数据中心的要求。DatenLord 目前使用 etcd 作为 metadata 的管理引擎，但是考虑到 etcd 无法完全满足 DatenLord 的跨云跨数据中心的场景，我们决定实现自己的 metadata 管理引擎。Xline 应运而生，Xline 是一个分布式的 KV 存储，用来管理少量的关键性数据，并在跨云跨数据中心的场景下仍然保证高性能和数据强一致性。考虑到兼容性问题，Xline 会兼容 etcd 接口，让用户使用和迁移更加流畅。

2 Xline 的架构

Xline 的架构主要分为 RPC server，KV server，其他 server，CURP 共识协议模块和 Storage 模块

• RPC server：主要负责接受用户的请求并转发到相应的模块进行处理，并回复用户请求。

• KV Server 和其他 server：主要业务逻辑模块，如处理 KV 相关请求的 KV server，处理 watch 请求的 watch server 等。

• CURP 共识协议模块: 采用 CURP 共识协议，负责对用户的请求进行仲裁，保证数据强一致性。

• Storage：存储模块，存储了 key value 的相关信息。

一次写请求的操作流程如下：

• RPC server 接收到用户写请求，确定是 KV 操作，将请求转发到 KV server。

• KV server 做基本请求做验证，然后将请求封装为一个 proposal 提交给 CURP 模块。

• CURP 模块执行 CURP 共识协议，当达成共识后，CURP 模块会调用 Storage 模块提供的 callback 将写操作持久化到 Storage 中。最后通知 KV server 写请求已经 commit。

• KV server 得知请求已经被 commit，就会封装请求回复，并通过 RPC server 返回给用户。

Xline 的核心：CURP 共识协议

CURP 共识协议的细节介绍请参考 DatenLord｜Curp 共识协议的重新思考。CURP 协议的优势是将非冲突的 proposal 达成共识所需要的 RTT 从 2 个降为 1，对于冲突的 proposal 仍然需要两个 RTT，而 etcd 等主流分布式系统采用的 Raft 协议在任何情况下都需要两个 RTT。从两个 RTT 降为一个 RTT 所带来的性能提升在单数据中心场景下体现的并不明显，但是在多数据中心或者跨云场景下，RTT 一般在几十到几百 ms 的数量级上，这时一个 RTT 的性能提升则相当明显。

Storage 和 Revision

Xline 作为一个兼容 etcd 接口的分布式 KV 存储，etcd 重要的 revision 特性需要完全兼容。简单介绍一下 etcd 的 revision 特性，etcd 维护了一个全局单调递增的 64bit 的 revision，每当 etcd 存储的内容发生改变，revision 就会加一，也就是说每一次修改操作就会对应一个新的 revision，旧的 revision 不会立马删除，会按需延时回收。一个简单的例子，两个写操作 A -> 1，A -> 2，假设最初的 revision 是 1，etcd 会为 A = 1 生成 revision 2，为 A = 2 生成 revision 3。revision 的设计使 etcd 对外提供了更加丰富的功能，如支持历史 revision 的查找，如查询 revision 是 2 的时候 A 的值，通过比较 revision 可以得到修改的先后顺序等。以下是 etcd 对一个KeyValue 的 proto 定义

message KeyValue {  bytes key = 1;  int64 create_revision = 2;  int64 mod_revision = 3;  int64 version = 4;  bytes value = 5;  int64 lease = 6;}

一个KeyValue 关联了三个版本号，

• create_revision: 该 key 被创建时的 revision

• mod_revision：该 key 最后一次被修改时候的 revision

• version：该 key 在最近一次被创建后经历了多少个版本，每一次修改 version 会加一

因为需要支持 revision 特性，Xline 的 Storage 模块参考了 etcd 的设计，分为 Index 和 DB 两个子模块。Index 模块存储的是一个 key 到其对应的所有 revision 数组的 mapping，因为需要支持范围查找，Index 采用了 BTreeMap，并会放在内存中。DB 模块存储的是从 revision 到真实 KeyValue 的 mapping，因为有持久化和存储大量的历史 revision 的数据的需求，DB 模块会将数据存到磁盘（目前 prototype 阶段 DB 仍然存在内存当中，在未来会对接持久化的 DB）。那么一次查找流程是先从 Index 中找到对应的 key，然后找到需要的 revision，再用 revision 作为 key 到 DB 中查找 KeyValue 从而拿到完整数据。这样的设计可以支持历史 revision 的存取，分离 Index 和 DB 可以将 Index 放在内存当中加速存取速度，并且可以利用 revision 的存储特性即每一次修改都会产生一个新的 revision 不会修改旧的 revision，可以方便 DB 实现高并发读写。

3 CURP 共识协议带来的挑战

CURP 协议的全称是 Consistent Unordered Replication Protocal。从名字可以看出 CURP 协议是不保证顺序的，什么意思呢？比如两条不冲突的 proposal，A -> 1，B-> 2，在 CURP 协议中，因为这两条 proposal 是不冲突的，所以它们可以并发乱序执行，核心思想是执行的顺序并不会影响各个 replica 状态机的最终状态，不会影响一致性。这也是 CURP 协议用一个 RTT 就可以达成共识的关键。但是对于冲突的 proposal，如 A -> 1, A -> 2，CURP 协议就需要一个额外的 RTT 来确定这两条 proposal 的执行顺序，否则在各个 replica 上 A 最终的值会不一样，一致性被打破。

因为 Xline 需要兼容 etcd 的 revision 特性也一定需要兼容。Revision 特性要求每一次修改都有一个全局唯一递增的 revision，但是 CURP 协议恰恰是无法保证不冲突 proposal 的顺序，它会允许不冲突的 proposal 乱序执行，比如前面的例子 A -> 1，B -> 2，如果修改前存储的 revision 是 1，那么哪一个修改的 revision 是 2 哪一个是 3 呢？如果需要确定顺序那么就需要一个额外的 RTT，那么 CURP 协议仅需一个 RTT 就可以达成共识的优势将荡然无存，退化成和 Raft 一样的两个 RTT。

解决方案

解决这个问题的思路是将达成共识和确定顺序即 revision 分成两个阶段，即通过一个 RTT 来达成共识，这时候就可以返回用户请求已经 commit，然后再通过一个异步的 RTT 来确定请求的 revision。这样既可以保证一个 RTT 就可以达成共识并返回给用户，又可以保证为每一个修改请求生成全局统一的 revision。确定 revision 用异步 batching 的方式来实现，这一个额外的 RTT 会平摊到一段时间内的所有请求上并不会影响系统的性能。

Storage 模块会实现如下两个 callback 接口供 CURP 模块调用，execute() 会在共识达成后调用，通知 proposal 可以执行了，after_sync() 会在 proposal 的顺序确定下来后再调用，以通知 proposal 的顺序，after_sync() 接口会按照确定好的 proposal 顺序依次调用。

/// Command executor which actually executes the command./// It usually defined by the protocol user.#[async_trait]pub trait CommandExecutor<C>: Sync + Send + Clone + std::fmt::Debugwhere    C: Command,{    /// Execute the command    async fn execute(&self, cmd: &C) -> Result<C::ER, ExecuteError>;
    /// Execute the after_sync callback    async fn after_sync(&self, cmd: &C, index: LogIndex) -> Result<C::ASR, ExecuteError>;}

为了配合 CURP 模块的两阶段操作，Storage 模块的设计如下：

/// KV store inner#[derive(Debug)]struct KvStoreInner {    /// Key Index    index: Index,    /// DB to store key value    db: DB,    /// Revision    revision: Mutex<i64>,    /// Speculative execution pool. Mapping from propose id to request    sp_exec_pool: Mutex<HashMap<ProposeId, Vec<Request>>>,}

当 execute() 回调被调用时，修改 Request 会被预执行并存到 sp_exec_pool 中，它存储了 ProposeId 到具体 Request 的 mapping，这个时候该操作的 revision 并没有确定，但是可以通知用户操作已经 commit，此时只需一个 RTT。当操作顺序被确定后，after_sync() 会被调用，Storage 模块会从 sp_exec_pool 找到对应的 Request 并将它持久化，并把全局 revision 加 1 作为该操作的 revision。

接下来我们用一次写请求 A -> 1 和一次读请求 Read A 来讲解整个流程。假设当前的 revision 是 1，当 KV server 请求收到写请求，它会生成一个 proposal 发给 CURP 模块，CURP 模块通过一个 RTT 达成共识后会调用 execute() callback 接口，Storage 模块会将该请求放到 sp_exec_pool 中，这时候 CURP 模块会通知 KV server 请求已经 commit，KV server 就会返回给用户说操作已完成。同时 CURP 会异步的用一个额外的 RTT 来确定该写请求的顺序后调用 after_sync() callback 接口，Storage 会把全局 revision 加 1，然后从 sp_exec_pool 中讲写请求读出来并绑定 revision 2，然后更新 Index 并持久化到 DB 当中，这时候 DB 存储的内容是 revision 2：{key: A, value：1, create_revision: 2, mod_revision: 2, version: 1}。当读请求到达时，就可以从 Storage 模块中读到 A = 1，并且 create_revision = 2，mod_revision = 2。

总结本文主要介绍了 Geo-distributed KV Storage Xline 的架构设计，以及为了兼容 etcd 的 revision 特性，我们对 CURP 共识协议和 Storage 模块做的设计，从而实现了在跨数据中心跨地域场景下的高性能分布式 KV 存储。详细代码请参考 datenlord/Xline，欢迎大家来讨论。

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