谷歌的三大技术：BigTable、GFS、MapReduce, 开源界相对应产品是Hbase、HDFS、Hadoop;距谷歌这三篇论文发表已近10年，谷歌内部这三驾马车也在更新换代：BigTable--MegaStore--Spanner、F1
GFS--Colossus
MapReduce--MapReduce、Percolator、Dremel
MegaStore构建在BigTable之上，是个支持同步复制的半关系型数据库,试图融合NoSQL和SQL，但写吞吐量比较差，所以后续又有了Spanner、F1;Colossus就是GFS2代了;而MapReduce却没有被替代，只是多了Percolator和Dremel这样的提供批处理和实时处理的额外补充方案。
说一下Google的Spanner和F1，这是我最近几年看过很多遍的论文。 Google Spanner 已经强大到了什么程度呢？ Google Spanner是全球分布的数据库，在国内目前普遍的做法叫做同城两地三中心，它们的差别是什么呢？ 以Google 的数据来讲，谷歌比较高的级别是他们有7个副本，通常是美国保存3个副本，再在另外2个国家可以分别保存2个副本，这样的好处是万一美国两个数据中心出了问题，那整个系统还能继续使用，这个概念就是比如美国的3个副本全挂了，整个数据还在，这个数据安全的级别比很多国家的安全级别还要高，这是Google目前做到的，这是全球分布的好处。
现在国内主流的做法是两地三中心，但现在基本上都不能自动切换。大家可以看到很多号称实现了两地三中心或者异地多活，但是万一出现了问题都不好意思这段时间我不能提供服务了。大家无数次的见到这种case ,我就不列举了。
Spanner 现在也提供一部分 SQL 特性。在以前，大部分 SQL 特性是在 F1 里面提供的，现在 Spanner 也在逐步丰富它的功能，Google 是全球第一个做到这个规模或者是做到这个级别的数据库。事务支持里面 Google 有点黑科技（其实也没有那么黑），就是它有 GPS 时钟和原子钟。大家知道在分布式系统里面，比如说数千台机器，两个事务启动先后顺序，这个顺序怎么界定(事务外部一致性)。这个时候 Google 内部使用了 GPS 时钟和原子钟，正常情况下它会使用一个 GPS 时钟的一个集群，就是说我拿的一个时间戳，并不是从一个 GPS 上来拿的时间戳，因为大家知道所有的硬件都会有误差。如果这时候我从一个上拿到的 GPS 本身有点问题，那么你拿到的这个时钟是不精确的。而 Google 它实际上是在一批 GPS 时钟上去拿了能够满足 majority 的精度，再用时间的算法，得到一个比较精确的时间。同时大家知道 GPS 也不太安全，因为它是美国军方的，对于 Google 来讲要实现比国家安全级别更高的数据库，而 GPS 是可能受到干扰的，因为 GPS 信号是可以调整的，这在军事用途上面很典型的，大家知道导弹的制导需要依赖 GPS，如果调整了 GPS 精度，那么导弹精度就废了。所以他们还用原子钟去校正 GPS，如果 GPS 突然跳跃了，原子钟上是可以检测到 GPS 跳跃的，这部分相对有一点黑科技，但是从原理上来讲还是比较简单，比较好理解的。
最开始它 Spanner 最大的用户就是 Google 的 Adwords，这是 Google 最赚钱的业务，Google 就是靠广告生存的，我们一直觉得 Google 是科技公司，但是他的钱是从广告那来的，所以一定程度来讲 Google 是一个广告公司。Google 内部的方向先有了 Big table ，然后有了 MegaStore ，MegaStore 的下一代是 Spanner ，F1 是在 Spanner 上面构建的。
下面讲讲 开源的 实现 （ TiDB and TiKV）
TiKV 和 TiDB 基本上对应 Google Spanner 和 Google F1，用 Open Source 方式重建。目前这两个项目都开放在 GitHub 上面，两个项目都比较火爆，TiDB 是更早一点开源的， 目前 TiDB 在 GitHub 上 有 4300 多个 Star，每天都在增长。 另外，对于现在的社会来讲，我们觉得 Infrastructure 领域闭源的东西是没有任何生存机会的。没有任何一家公司，愿意把自己的身家性命压在一个闭源的项目上。举一个很典型的例子，在美国有一个数据库叫 FoundationDB，去年被苹果收购了。 FoundationDB 之前和用户签的合约都是一年的合约。比如说，我给你服务周期是一年，现在我被另外一个公司收购了，我今年服务到期之后，我是满足合约的。但是其他公司再也不能找它服务了，因为它现在不叫 FoundationDB 了，它叫 Apple了，你不能找 Apple 给你提供一个 enterprise service。
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TiDB 和 TiKV 为什么是两个项目，因为它和 Google 的内部架构对比差不多是这样的：TiKV 对应的是 Spanner，TiDB 对应的是 F1 。F1 里面更强调上层的分布式的 SQL 层到底怎么做，分布式的 Plan 应该怎么做，分布式的 Plan 应该怎么去做优化。同时 TiDB 有一点做的比较好的是，它兼容了 MySQL 协议，当你出现了一个新型的数据库的时候，用户使用它是有成本的。大家都知道作为开发很讨厌的一个事情就是，我要每个语言都写一个 Driver，比如说你要支持 C++，你要支持 Java，你要支持 Go 等等，这个太累了，而且用户还得改他的程序，所以我们选择了一个更加好的东西兼容 MySQL 协议，让用户可以不用改。一会我会用一个视频来演示一下，为什么一行代码不改就可以用，用户就能体会到 TiDB 带来的所有的好处
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这个图实际上是整个协议栈或者是整个软件栈的实现。大家可以看到整个系统是高度分层的，从最底下开始是 RocksDB ，然后再上面用 Raft 构建一层可以被复制的 RocksDB，在这一层的时候它还没有 Transaction，但是整个系统现在的状态是所有写入的数据一定要保证它复制到了足够多的副本。也就是说只要我写进来的数据一定有足够多的副本去 cover 它，这样才比较安全，在一个比较安全的 Key-value store 上面， 再去构建它的多版本，再去构建它的分布式事务，然后在分布式事务构建完成之后，就可以轻松的加上 SQL 层，再轻松的加上 MySQL 协议的支持。然后，这两天我比较好奇，自己写了 MongoDB 协议的支持，然后我们可以用 MongoDB 的客户端来玩，就是说协议这一层是高度可插拔的。TiDB 上可以在上面构建一个 MongoDB 的协议，相当于这个是构建一个 SQL 的协议，可以构建一个 NoSQL 的协议。这一点主要是用来验证 TiKV 在模型上面的支持能力。
TiDB 整体架构
要深入了解 TiDB 的水平扩展和高可用特点，首先需要了解 TiDB 的整体架构。
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TiDB 集群主要分为三个组件：
TiDB Server
TiDB Server 负责接收 SQL 请求，处理 SQL 相关的逻辑，并通过 PD 找到存储计算所需数据的 TiKV 地址，与 TiKV 交互获取数据，最终返回结果。 TiDB Server 是无状态的，其本身并不存储数据，只负责计算，可以无限水平扩展，可以通过负载均衡组件（如LVS、HAProxy 或 F5）对外提供统一的接入地址。
PD Server
Placement Driver (简称 PD) 是整个集群的管理模块，其主要工作有三个： 一是存储集群的元信息（某个 Key 存储在哪个 TiKV 节点）；二是对 TiKV 集群进行调度和负载均衡（如数据的迁移、Raft group leader 的迁移等）；三是分配全局唯一且递增的事务 ID。
PD 是一个集群，需要部署奇数个节点，一般线上推荐至少部署 3 个节点。
TiKV Server
TiKV Server 负责存储数据，从外部看 TiKV 是一个分布式的提供事务的 Key-Value 存储引擎。存储数据的基本单位是 Region，每个 Region 负责存储一个 Key Range （从 StartKey 到 EndKey 的左闭右开区间）的数据，每个 TiKV 节点会负责多个 Region 。TiKV 使用 Raft 协议做复制，保持数据的一致性和容灾。副本以 Region 为单位进行管理，不同节点上的多个 Region 构成一个 Raft Group，互为副本。数据在多个 TiKV 之间的负载均衡由 PD 调度，这里也是以 Region 为单位进行调度。
核心特性
水平扩展
无限水平扩展是 TiDB 的一大特点，这里说的水平扩展包括两方面：计算能力和存储能力。TiDB Server 负责处理 SQL 请求，随着业务的增长，可以简单的添加 TiDB Server 节点，提高整体的处理能力，提供更高的吞吐。TiKV 负责存储数据，随着数据量的增长，可以部署更多的 TiKV Server 节点解决数据 Scale 的问题。PD 会在 TiKV 节点之间以 Region 为单位做调度，将部分数据迁移到新加的节点上。所以在业务的早期，可以只部署少量的服务实例（推荐至少部署 3 个 TiKV， 3 个 PD，2 个 TiDB），随着业务量的增长，按照需求添加 TiKV 或者 TiDB 实例。
高可用
高可用是 TiDB 的另一大特点，TiDB/TiKV/PD 这三个组件都能容忍部分实例失效，不影响整个集群的可用性。下面分别说明这三个组件的可用性、单个实例失效后的后果以及如何恢复。
TiDB
TiDB 是无状态的，推荐至少部署两个实例，前端通过负载均衡组件对外提供服务。当单个实例失效时，会影响正在这个实例上进行的 Session，从应用的角度看，会出现单次请求失败的情况，重新连接后即可继续获得服务。单个实例失效后，可以重启这个实例或者部署一个新的实例。
PD
PD 是一个集群，通过 Raft 协议保持数据的一致性，单个实例失效时，如果这个实例不是 Raft 的 leader，那么服务完全不受影响；如果这个实例是 Raft 的 leader，会重新选出新的 Raft leader，自动恢复服务。PD 在选举的过程中无法对外提供服务，这个时间大约是3秒钟。推荐至少部署三个 PD 实例，单个实例失效后，重启这个实例或者添加新的实例。
TiKV
TiKV 是一个集群，通过 Raft 协议保持数据的一致性（副本数量可配置，默认保存三副本），并通过 PD 做负载均衡调度。单个节点失效时，会影响这个节点上存储的所有 Region。对于 Region 中的 Leader 结点，会中断服务，等待重新选举；对于 Region 中的 Follower 节点，不会影响服务。当某个 TiKV 节点失效，并且在一段时间内（默认 30 分钟）无法恢复，PD 会将其上的数据迁移到其他的 TiKV 节点上。
下面谈谈存储、计算、 调度 三个方面
(1)数据库最根本的功能是能把数据存下来，所以我们从这里开始。
保存数据的方法很多，最简单的方法是直接在内存中建一个数据结构，保存用户发来的数据。比如用一个数组，每当收到一条数据就向数组中追加一条记录。这个方案十分简单，能满足最基本，并且性能肯定会很好，但是除此之外却是漏洞百出，其中最大的问题是数据完全在内存中，一旦停机或者是服务重启，数据就会永久丢失。
为了解决数据丢失问题，我们可以把数据放在非易失存储介质（比如硬盘）中。改进的方案是在磁盘上创建一个文件，收到一条数据，就在文件中 Append 一行。OK，我们现在有了一个能持久化存储数据的方案。但是还不够好，假设这块磁盘出现了坏道呢？我们可以做 RAID （Redundant Array of Independent Disks），提供单机冗余存储。如果整台机器都挂了呢？比如出现了火灾，RAID 也保不住这些数据。我们还可以将存储改用网络存储，或者是通过硬件或者软件进行存储复制。到这里似乎我们已经解决了数据安全问题，可以松一口气了。But，做复制过程中是否能保证副本之间的一致性？也就是在保证数据不丢的前提下，还要保证数据不错。保证数据不丢不错只是一项最基本的要求，还有更多令人头疼的问题等待解决：
- 能否支持跨数据中心的容灾？
- 写入速度是否够快？
- 数据保存下来后，是否方便读取？
- 保存的数据如何修改？如何支持并发的修改？
- 如何原子地修改多条记录？
这些问题每一项都非常难，但是要做一个优秀的数据存储系统，必须要解决上述的每一个难题。 为了解决数据存储问题，我们开发了 TiKV 这个项目。接下来我向大家介绍一下 TiKV 的一些设计思想和基本概念。
Key-Value
作为保存数据的系统，首先要决定的是数据的存储模型，也就是数据以什么样的形式保存下来。TiKV 的选择是 Key-Value 模型，并且提供有序遍历方法。简单来讲，可以将 TiKV 看做一个巨大的 Map，其中 Key 和 Value 都是原始的 Byte 数组，在这个 Map 中，Key 按照 Byte 数组总的原始二进制比特位比较顺序排列。 大家这里需要对 TiKV 记住两点：
- 这是一个巨大的 Map，也就是存储的是 Key-Value pair
- 这个 Map 中的 Key-Value pair 按照 Key 的二进制顺序有序，也就是我们可以 Seek 到某一个 Key 的位置，然后不断的调用 Next 方法以递增的顺序获取比这个 Key 大的 Key-Value
讲了这么多，有人可能会问了，这里讲的存储模型和 SQL 中表是什么关系？在这里有一件重要的事情要说四遍：
这里的存储模型和 SQL 中的 Table 无关！ 这里的存储模型和 SQL 中的 Table 无关！ 这里的存储模型和 SQL 中的 Table 无关！ 这里的存储模型和 SQL 中的 Table 无关！
现在让我们忘记 SQL 中的任何概念，专注于讨论如何实现 TiKV 这样一个高性能高可靠性的巨大的（分布式的） Map。
RocksDB
任何持久化的存储引擎，数据终归要保存在磁盘上，TiKV 也不例外。但是 TiKV 没有选择直接向磁盘上写数据，而是把数据保存在 RocksDB 中，具体的数据落地由 RocksDB 负责。这个选择的原因是开发一个单机存储引擎工作量很大，特别是要做一个高性能的单机引擎，需要做各种细致的优化，而 RocksDB 是一个非常优秀的开源的单机存储引擎，可以满足我们对单机引擎的各种要求，而且还有 Facebook 的团队在做持续的优化，这样我们只投入很少的精力，就能享受到一个十分强大且在不断进步的单机引擎。当然，我们也为 RocksDB 贡献了一些代码，希望这个项目能越做越好。这里可以简单的认为 RocksDB 是一个单机的 Key-Value Map。
Raft
好了，万里长征第一步已经迈出去了，我们已经为数据找到一个高效可靠的本地存储方案。俗话说，万事开头难，然后中间难，最后结尾难。接下来我们面临一件更难的事情：如何保证单机失效的情况下，数据不丢失，不出错？简单来说，我们需要想办法把数据复制到多台机器上，这样一台机器挂了，我们还有其他的机器上的副本；复杂来说，我们还需要这个复制方案是可靠、高效并且能处理副本失效的情况。听上去比较难，但是好在我们有 Raft 协议。Raft 是一个一致性算法，它和 Paxos 等价，但是更加易于理解。这里是 Raft 的论文，感兴趣的可以看一下。本文只会对 Raft 做一个简要的介绍，细节问题可以参考论文。另外提一点，Raft 论文只是一个基本方案，严格按照论文实现，性能会很差，我们对 Raft 协议的实现做了大量的优化，具体的优化细节可参考我司首席架构师 tangliu 同学的这篇文章。
Raft 是一个一致性协议，提供几个重要的功能： - Leader 选举
- 成员变更
- 日志复制
TiKV 利用 Raft 来做数据复制，每个数据变更都会落地为一条 Raft 日志，通过 Raft 的日志复制功能，将数据安全可靠地同步到 Group 的多数节点中。
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到这里我们总结一下，通过单机的 RocksDB，我们可以将数据快速地存储在磁盘上；通过 Raft，我们可以将数据复制到多台机器上，以防单机失效。数据的写入是通过 Raft 这一层的接口写入，而不是直接写 RocksDB。通过实现 Raft，我们拥有了一个分布式的 KV，现在再也不用担心某台机器挂掉了。
Region
讲到这里，我们可以提到一个 非常重要的概念：Region。这个概念是理解后续一系列机制的基础，请仔细阅读这一节。
前面提到，我们将 TiKV 看做一个巨大的有序的 KV Map，那么为了实现存储的水平扩展，我们需要将数据分散在多台机器上。这里提到的数据分散在多台机器上和 Raft 的数据复制不是一个概念，在这一节我们先忘记 Raft，假设所有的数据都只有一个副本，这样更容易理解。
对于一个 KV 系统，将数据分散在多台机器上有两种比较典型的方案：一种是按照 Key 做 Hash，根据 Hash 值选择对应的存储节点；另一种是分 Range，某一段连续的 Key 都保存在一个存储节点上。TiKV 选择了第二种方式，将整个 Key-Value 空间分成很多段，每一段是一系列连续的 Key，我们将每一段叫做一个 Region，并且我们会尽量保持每个 Region 中保存的数据不超过一定的大小(这个大小可以配置，目前默认是 64mb)。每一个 Region 都可以用 StartKey 到 EndKey 这样一个左闭右开区间来描述。
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注意，这里的 Region 还是和 SQL 中的表没什么关系！ 请各位继续忘记 SQL，只谈 KV。 将数据划分成 Region 后，我们将会做 两件重要的事情：
- 以 Region 为单位，将数据分散在集群中所有的节点上，并且尽量保证每个节点上服务的 Region 数量差不多
- 以 Region 为单位做 Raft 的复制和成员管理
这两点非常重要，我们一点一点来说。
先看第一点，数据按照 Key 切分成很多 Region，每个 Region 的数据只会保存在一个节点上面。我们的系统会有一个组件来负责将 Region 尽可能均匀的散布在集群中所有的节点上，这样一方面实现了存储容量的水平扩展（增加新的结点后，会自动将其他节点上的 Region 调度过来），另一方面也实现了负载均衡（不会出现某个节点有很多数据，其他节点上没什么数据的情况）。同时为了保证上层客户端能够访问所需要的数据，我们的系统中也会有一个组件记录 Region 在节点上面的分布情况，也就是通过任意一个 Key 就能查询到这个 Key 在哪个 Region 中，以及这个 Region 目前在哪个节点上。至于是哪个组件负责这两项工作，会在后续介绍。
对于第二点，TiKV 是以 Region 为单位做数据的复制，也就是一个 Region 的数据会保存多个副本，我们将每一个副本叫做一个 Replica。Repica 之间是通过 Raft 来保持数据的一致（终于提到了 Raft），一个 Region 的多个 Replica 会保存在不同的节点上，构成一个 Raft Group。其中一个 Replica 会作为这个 Group 的 Leader，其他的 Replica 作为 Follower。所有的读和写都是通过 Leader 进行，再由 Leader 复制给 Follower。 大家理解了 Region 之后，应该可以理解下面这张图：
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我们以 Region 为单位做数据的分散和复制，就有了一个分布式的具备一定容灾能力的 KeyValue 系统，不用再担心数据存不下，或者是磁盘故障丢失数据的问题。这已经很 Cool，但是还不够完美，我们需要更多的功能。
MVCC
很多数据库都会实现多版本控制（MVCC），TiKV 也不例外。设想这样的场景，两个 Client 同时去修改一个 Key 的 Value，如果没有 MVCC，就需要对数据上锁，在分布式场景下，可能会带来性能以及死锁问题。 TiKV 的 MVCC 实现是通过在 Key 后面添加 Version 来实现，简单来说，没有 MVCC 之前，可以把 TiKV 看做这样的：
Key1 -> Value
Key2 -> Value ……
KeyN -> Value
有了 MVCC 之后，TiKV 的 Key 排列是这样的：
Key1-Version3 -> Value
Key1-Version2 -> Value
Key1-Version1 -> Value
……
Key2-Version4 -> Value
Key2-Version3 -> Value
Key2-Version2 -> Value
Key2-Version1 -> Value
……
KeyN-Version2 -> Value
KeyN-Version1 -> Value
注意，对于同一个 Key 的多个版本，我们把版本号较大的放在前面，版本号小的放在后面（回忆一下 Key-Value 一节我们介绍过的 Key 是有序的排列），这样当用户通过一个 Key + Version 来获取 Value 的时候，可以将 Key 和 Version 构造出 MVCC 的 Key，也就是 Key-Version。然后可以直接 Seek(Key-Version)，定位到第一个大于等于这个 Key-Version 的位置。
事务
TiKV 的事务采用的是 Percolator 模型，并且做了大量的优化。事务的细节这里不详述，大家可以参考论文以及我们的其他文章。这里只提一点，TiKV 的事务采用乐观锁，事务的执行过程中，不会检测写写冲突，只有在提交过程中，才会做冲突检测，冲突的双方中比较早完成提交的会写入成功，另一方会尝试重新执行整个事务。当业务的写入冲突不严重的情况下，这种模型性能会很好，比如随机更新表中某一行的数据，并且表很大。但是如果业务的写入冲突严重，性能就会很差，举一个极端的例子，就是计数器，多个客户端同时修改少量行，导致冲突严重的，造成大量的无效重试。
其他
到这里，我们已经了解了 TiKV 的基本概念和一些细节，理解了这个分布式带事务的 KV 引擎的分层结构以及如何实现多副本容错。下一节会介绍如何在 KV 的存储模型之上，构建 SQL 层。
（二）计算
关系模型到 Key-Value 模型的映射
在这我们将关系模型简单理解为 Table 和 SQL 语句，那么问题变为如何在 KV 结构上保存 Table 以及如何在 KV 结构上运行 SQL 语句。 假设我们有这样一个表的定义：```
CREATE TABLE User {
ID int,
Name varchar(20),
Role varchar(20),
Age int,
PRIMARY KEY (ID)，
Key idxAge (age)
};
SQL 和 KV 结构之间存在巨大的区别，那么如何能够方便高效地进行映射，就成为一个很重要的问题。一个好的映射方案必须有利于对数据操作的需求。那么我们先看一下对数据的操作有哪些需求，分别有哪些特点。
对于一个 Table 来说，需要存储的数据包括三部分：
- 表的元信息
- Table 中的 Row
- 索引数据
表的元信息我们暂时不讨论，会有专门的章节来介绍。 对于 Row，可以选择行存或者列存，这两种各有优缺点。TiDB 面向的首要目标是 OLTP 业务，这类业务需要支持快速地读取、保存、修改、删除一行数据，所以采用行存是比较合适的。
对于 Index，TiDB 不止需要支持 Primary Index，还需要支持 Secondary Index。Index 的作用的辅助查询，提升查询性能，以及保证某些 Constraint。查询的时候有两种模式，一种是点查，比如通过 Primary Key 或者 Unique Key 的等值条件进行查询，如select name from user where id=1;，这种需要通过索引快速定位到某一行数据；另一种是 Range 查询，如select name from user where age > 30 and age < 35;，这个时候需要通过idxAge索引查询 age 在 20 和 30 之间的那些数据。Index 还分为 Unique Index 和 非 Unique Index，这两种都需要支持。
分析完需要存储的数据的特点，我们再看看对这些数据的操作需求，主要考虑 Insert/Update/Delete/Select 这四种语句。
对于 Insert 语句，需要将 Row 写入 KV，并且建立好索引数据。
对于 Update 语句，需要将 Row 更新的同时，更新索引数据（如果有必要）。
对于 Delete 语句，需要在删除 Row 的同时，将索引也删除。
上面三个语句处理起来都很简单。对于 Select 语句，情况会复杂一些。首先我们需要能够简单快速地读取一行数据，所以每个 Row 需要有一个 ID （显示或隐式的 ID）。其次可能会读取连续多行数据，比如Select * from user;。最后还有通过索引读取数据的需求，对索引的使用可能是点查或者是范围查询。
大致的需求已经分析完了，现在让我们看看手里有什么可以用的：一个全局有序的分布式 Key-Value 引擎。全局有序这一点重要，可以帮助我们解决不少问题。比如对于快速获取一行数据，假设我们能够构造出某一个或者某几个 Key，定位到这一行，我们就能利用 TiKV 提供的 Seek 方法快速定位到这一行数据所在位置。再比如对于扫描全表的需求，如果能够映射为一个 Key 的 Range，从 StartKey 扫描到 EndKey，那么就可以简单的通过这种方式获得全表数据。操作 Index 数据也是类似的思路。接下来让我们看看 TiDB 是如何做的。
TiDB 对每个表分配一个 TableID，每一个索引都会分配一个 IndexID，每一行分配一个 RowID（如果表有整数型的 Primary Key，那么会用 Primary Key 的值当做 RowID），其中 TableID 在整个集群内唯一，IndexID/RowID 在表内唯一，这些 ID 都是 int64 类型。 每行数据按照如下规则进行编码成 Key-Value pair：
Key： tablePrefix_rowPrefix_tableID_rowID
Value: [col1, col2, col3, col4]
其中 Key 的 tablePrefix/rowPrefix 都是特定的字符串常量，用于在 KV 空间内区分其他数据。 对于 Index 数据，会按照如下规则编码成 Key-Value pair：
Key: tablePrefix_idxPrefix_tableID_indexID_indexColumnsValue
Value: rowID
Index 数据还需要考虑 Unique Index 和非 Unique Index 两种情况，对于 Unique Index，可以按照上述编码规则。但是对于非 Unique Index，通过这种编码并不能构造出唯一的 Key，因为同一个 Index 的tablePrefix_idxPrefix_tableID_indexID_都一样，可能有多行数据的ColumnsValue是一样的，所以对于非 Unique Index 的编码做了一点调整：
Key: tablePrefix_idxPrefix_tableID_indexID_ColumnsValue_rowID
Value：null
这样能够对索引中的每行数据构造出唯一的 Key。 注意上述编码规则中的 Key 里面的各种 xxPrefix 都是字符串常量，作用都是区分命名空间，以免不同类型的数据之间相互冲突，定义如下：
var(
tablePrefix = []byte{'t'}
recordPrefixSep = []byte("_r")
indexPrefixSep = []byte("_i")
)
另外请大家注意，上述方案中，无论是 Row 还是 Index 的 Key 编码方案，一个 Table 内部所有的 Row 都有相同的前缀，一个 Index 的数据也都有相同的前缀。这样具体相同的前缀的数据，在 TiKV 的 Key 空间内，是排列在一起。同时只要我们小心地设计后缀部分的编码方案，保证编码前和编码后的比较关系不变，那么就可以将 Row 或者 Index 数据有序地保存在 TiKV 中。这种保证编码前和编码后的比较关系不变的方案我们称为 Memcomparable，对于任何类型的值，两个对象编码前的原始类型比较结果，和编码成 byte 数组后（注意，TiKV 中的 Key 和 Value 都是原始的 byte 数组）的比较结果保持一致。具体的编码方案参见 TiDB 的 codec 包。采用这种编码后，一个表的所有 Row 数据就会按照 RowID 的顺序排列在 TiKV 的 Key 空间中，某一个 Index 的数据也会按照 Index 的 ColumnValue 顺序排列在 Key 空间内。
现在我们结合开始提到的需求以及 TiDB 的映射方案来看一下，这个方案是否能满足需求。首先我们通过这个映射方案，将 Row 和 Index 数据都转换为 Key-Value 数据，且每一行、每一条索引数据都是有唯一的 Key。其次，这种映射方案对于点查、范围查询都很友好，我们可以很容易地构造出某行、某条索引所对应的 Key，或者是某一块相邻的行、相邻的索引值所对应的 Key 范围。最后，在保证表中的一些 Constraint 的时候，可以通过构造并检查某个 Key 是否存在来判断是否能够满足相应的 Constraint。
至此我们已经聊完了如何将 Table 映射到 KV 上面，这里再举个简单的例子，便于大家理解，还是以上面的表结构为例。假设表中有 3 行数据： - “TiDB”, “SQL Layer”, 10
- “TiKV”, “KV Engine”, 20
- “PD”, “Manager”, 30
那么首先每行数据都会映射为一个 Key-Value pair，注意这个表有一个 Int 类型的 Primary Key，所以 RowID 的值即为这个 Primary Key 的值。假设这个表的 Table ID 为 10，其 Row 的数据为：
t_r_10_1 --> ["TiDB", "SQL Layer", 10]
t_r_10_2 --> ["TiKV", "KV Engine", 20]
t_r_10_3 --> ["PD", "Manager", 30]
除了 Primary Key 之外，这个表还有一个 Index，假设这个 Index 的 ID 为 1，则其数据为：
t_i_10_1_10_1 --> null
t_i_10_1_20_2 --> null
t_i_10_1_30_3 --> null
大家可以结合上面的编码规则来理解这个例子，希望大家能理解我们为什么选择了这个映射方案，这样做的目的是什么。
元信息管理
上节介绍了表中的数据和索引是如何映射为 KV，本节介绍一下元信息的存储。Database/Table 都有元信息，也就是其定义以及各项属性，这些信息也需要持久化，我们也将这些信息存储在 TiKV 中。每个 Database/Table 都被分配了一个唯一的 ID，这个 ID 作为唯一标识，并且在编码为 Key-Value 时，这个 ID 都会编码到 Key 中，再加上m_前缀。这样可以构造出一个 Key，Value 中存储的是序列化后的元信息。 除此之外，还有一个专门的 Key-Value 存储当前 Schema 信息的版本。TiDB 使用 Google F1 的 Online Schema 变更算法，有一个后台线程在不断的检查 TiKV 上面存储的 Schema 版本是否发生变化，并且保证在一定时间内一定能够获取版本的变化（如果确实发生了变化）。这部分的具体实现参见 TiDB 的异步 schema 变更实现一文。
SQL on KV 架构
TiKV Cluster 主要作用是作为 KV 引擎存储数据，上篇文章已经介绍过了细节，这里不再敷述。本篇文章主要介绍 SQL 层，也就是 TiDB Servers 这一层，这一层的节点都是无状态的节点，本身并不存储数据，节点之间完全对等。TiDB Server 这一层最重要的工作是处理用户请求，执行 SQL 运算逻辑，接下来我们做一些简单的介绍。
SQL 运算
理解了 SQL 到 KV 的映射方案之后，我们可以理解关系数据是如何保存的，接下来我们要理解如何使用这些数据来满足用户的查询需求，也就是一个查询语句是如何操作底层存储的数据。 能想到的最简单的方案就是通过上一节所述的映射方案，将 SQL 查询映射为对 KV 的查询，再通过 KV 接口获取对应的数据，最后执行各种计算。 比如Select count(*) from user where name="TiDB";这样一个语句，我们需要读取表中所有的数据，然后检查Name字段是否是TiDB，如果是的话，则返回这一行。这样一个操作流程转换为 KV 操作流程：
- 构造出 Key Range：一个表中所有的 RowID 都在
[0, MaxInt64)这个范围内，那么我们用 0 和 MaxInt64 根据 Row 的 Key 编码规则，就能构造出一个[StartKey, EndKey)的左闭右开区间 - 扫描 Key Range：根据上面构造出的 Key Range，读取 TiKV 中的数据
- 过滤数据：对于读到的每一行数据，计算
name="TiDB"这个表达式，如果为真，则向上返回这一行，否则丢弃这一行数据 - 计算 Count：对符合要求的每一行，累计到 Count 值上面 这个方案肯定是可以 Work 的，但是并不能 Work 的很好，原因是显而易见的：
- 在扫描数据的时候，每一行都要通过 KV 操作同 TiKV 中读取出来，至少有一次 RPC 开销，如果需要扫描的数据很多，那么这个开销会非常大
- 并不是所有的行都有用，如果不满足条件，其实可以不读取出来
- 符合要求的行的值并没有什么意义，实际上这里只需要有几行数据这个信息就行
分布式 SQL 运算
如何避免上述缺陷也是显而易见的，首先我们需要将计算尽量靠近存储节点，以避免大量的 RPC 调用。其次，我们需要将 Filter 也下推到存储节点进行计算，这样只需要返回有效的行，避免无意义的网络传输。最后，我们可以将聚合函数、GroupBy 也下推到存储节点，进行预聚合，每个节点只需要返回一个 Count 值即可，再由 tidb-server 将 Count 值 Sum 起来。 这里有一个数据逐层返回的示意图：
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有一篇文章详细描述了 TiDB 是如何让 SQL 语句跑的更快，大家可以参考一下。
SQL 层架构
上面几节简要介绍了 SQL 层的一些功能，希望大家对 SQL 语句的处理有一个基本的了解。实际上 TiDB 的 SQL 层要复杂的多，模块以及层次非常多，下面这个图列出了重要的模块以及调用关系：
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用户的 SQL 请求会直接或者通过 Load Balancer 发送到 tidb-server，tidb-server 会解析 MySQL Protocol Packet，获取请求内容，然后做语法解析、查询计划制定和优化、执行查询计划获取和处理数据。数据全部存储在 TiKV 集群中，所以在这个过程中 tidb-server 需要和 tikv-server 交互，获取数据。最后 tidb-server 需要将查询结果返回给用户。
小结
到这里，我们已经从 SQL 的角度了解了数据是如何存储，如何用于计算。SQL 层更详细的介绍会在今后的文章中给出，比如优化器的工作原理，分布式执行框架的细节。 下一篇文章我们将会介绍一些关于 PD 的信息，这部分会比较有意思，里面的很多东西是在使用 TiDB 过程中看不到，但是对整体集群又非常重要。主要会涉及到集群的管理和调度。
（三）调度
为什么要进行调度
先回忆一下第一篇文章提到的一些信息，TiKV 集群是 TiDB 数据库的分布式 KV 存储引擎，数据以 Region 为单位进行复制和管理，每个 Region 会有多个 Replica（副本），这些 Replica 会分布在不同的 TiKV 节点上，其中 Leader 负责读/写，Follower 负责同步 Leader 发来的 raft log。了解了这些信息后，请思考下面这些问题：
- 如何保证同一个 Region 的多个 Replica 分布在不同的节点上？更进一步，如果在一台机器上启动多个 TiKV 实例，会有什么问题？
- TiKV 集群进行跨机房部署用于容灾的时候，如何保证一个机房掉线，不会丢失 Raft Group 的多个 Replica？
- 添加一个节点进入 TiKV 集群之后，如何将集群中其他节点上的数据搬过来?
- 当一个节点掉线时，会出现什么问题？整个集群需要做什么事情？如果节点只是短暂掉线（重启服务），那么如何处理？如果节点是长时间掉线（磁盘故障，数据全部丢失），需要如何处理？
- 假设集群需要每个 Raft Group 有 N 个副本，那么对于单个 Raft Group 来说，Replica 数量可能会不够多（例如节点掉线，失去副本），也可能会 过于多（例如掉线的节点又回复正常，自动加入集群）。那么如何调节 Replica 个数？
- 读/写都是通过 Leader 进行，如果 Leader 只集中在少量节点上，会对集群有什么影响？
- 并不是所有的 Region 都被频繁的访问，可能访问热点只在少数几个 Region，这个时候我们需要做什么？
- 集群在做负载均衡的时候，往往需要搬迁数据，这种数据的迁移会不会占用大量的网络带宽、磁盘 IO 以及 CPU？进而影响在线服务？
这些问题单独拿出可能都能找到简单的解决方案，但是混杂在一起，就不太好解决。有的问题貌似只需要考虑单个 Raft Group 内部的情况，比如根据副本数量是否足够多来决定是否需要添加副本。但是实际上这个副本添加在哪里，是需要考虑全局的信息。整个系统也是在动态变化，Region 分裂、节点加入、节点失效、访问热点变化等情况会不断发生，整个调度系统也需要在动态中不断向最优状态前进，如果没有一个掌握全局信息，可以对全局进行调度，并且可以配置的组件，就很难满足这些需求。因此我们需要一个中心节点，来对系统的整体状况进行把控和调整，所以有了 PD 这个模块。
调度的需求
上面罗列了一大堆问题，我们先进行分类和整理。总体来看，问题有两大类：
作为一个分布式高可用存储系统，必须满足的需求，包括四种： - 副本数量不能多也不能少
- 副本需要分布在不同的机器上
- 新加节点后，可以将其他节点上的副本迁移过来
- 节点下线后，需要将该节点的数据迁移走
作为一个良好的分布式系统，需要优化的地方，包括： - 维持整个集群的 Leader 分布均匀
- 维持每个节点的储存容量均匀
- 维持访问热点分布均匀
- 控制 Balance 的速度，避免影响在线服务
- 管理节点状态，包括手动上线/下线节点，以及自动下线失效节点
满足第一类需求后，整个系统将具备多副本容错、动态扩容/缩容、容忍节点掉线以及自动错误恢复的功能。满足第二类需求后，可以使得整体系统的负载更加均匀、且可以方便的管理。
为了满足这些需求，首先我们需要收集足够的信息，比如每个节点的状态、每个 Raft Group 的信息、业务访问操作的统计等；其次需要设置一些策略，PD 根据这些信息以及调度的策略，制定出尽量满足前面所述需求的调度计划；最后需要一些基本的操作，来完成调度计划。
调度的基本操作
我们先来介绍最简单的一点，也就是调度的基本操作，也就是为了满足调度的策略，我们有哪些功能可以用。这是整个调度的基础，了解了手里有什么样的锤子，才知道用什么样的姿势去砸钉子。
上述调度需求看似复杂，但是整理下来最终落地的无非是下面三件事： - 增加一个 Replica
- 删除一个 Replica
- 将 Leader 角色在一个 Raft Group 的不同 Replica 之间 transfer
刚好 Raft 协议能够满足这三种需求，通过 AddReplica、RemoveReplica、TransferLeader 这三个命令，可以支撑上述三种基本操作。
信息收集
调度依赖于整个集群信息的收集，简单来说，我们需要知道每个 TiKV 节点的状态以及每个 Region 的状态。TiKV 集群会向 PD 汇报两类消息：
每个 TiKV 节点会定期向 PD 汇报节点的整体信息
TiKV 节点（Store）与 PD 之间存在心跳包，一方面 PD 通过心跳包检测每个 Store 是否存活，以及是否有新加入的 Store；另一方面，心跳包中也会携带这个 Store 的状态信息，主要包括： - 总磁盘容量
- 可用磁盘容量
- 承载的 Region 数量
- 数据写入速度
- 发送/接受的 Snapshot 数量（Replica 之间可能会通过 Snapshot 同步数据）
- 是否过载
- 标签信息（标签是具备层级关系的一系列 Tag）
每个 Raft Group 的 Leader 会定期向 PD 汇报信息
每个 Raft Group 的 Leader 和 PD 之间存在心跳包，用于汇报这个 Region 的状态，主要包括下面几点信息： - Leader 的位置
- Followers 的位置
- 掉线 Replica 的个数
- 数据写入/读取的速度
PD 不断的通过这两类心跳消息收集整个集群的信息，再以这些信息作为决策的依据。除此之外，PD 还可以通过管理接口接受额外的信息，用来做更准确的决策。比如当某个 Store 的心跳包中断的时候，PD 并不能判断这个节点是临时失效还是永久失效，只能经过一段时间的等待（默认是 30 分钟），如果一直没有心跳包，就认为是 Store 已经下线，再决定需要将这个 Store 上面的 Region 都调度走。但是有的时候，是运维人员主动将某台机器下线，这个时候，可以通过 PD 的管理接口通知 PD 该 Store 不可用，PD 就可以马上判断需要将这个 Store 上面的 Region 都调度走。
调度的策略
PD 收集了这些信息后，还需要一些策略来制定具体的调度计划。
一个 Region 的 Replica 数量正确
当 PD 通过某个 Region Leader 的心跳包发现这个 Region 的 Replica 数量不满足要求时，需要通过 Add/Remove Replica 操作调整 Replica 数量。出现这种情况的可能原因是： - 某个节点掉线，上面的数据全部丢失，导致一些 Region 的 Replica 数量不足
- 某个掉线节点又恢复服务，自动接入集群，这样之前已经补足了 Replica 的 Region 的 Replica 数量多过，需要删除某个 Replica
- 管理员调整了副本策略，修改了 max-replicas 的配置
一个 Raft Group 中的多个 Replica 不在同一个位置
注意第二点，『一个 Raft Group 中的多个 Replica 不在同一个位置』，这里用的是『同一个位置』而不是『同一个节点』。在一般情况下，PD 只会保证多个 Replica 不落在一个节点上，以避免单个节点失效导致多个 Replica 丢失。在实际部署中，还可能出现下面这些需求： - 多个节点部署在同一台物理机器上
- TiKV 节点分布在多个机架上，希望单个机架掉电时，也能保证系统可用性
- TiKV 节点分布在多个 IDC 中，希望单个机房掉电时，也能保证系统可用
这些需求本质上都是某一个节点具备共同的位置属性，构成一个最小的容错单元，我们希望这个单元内部不会存在一个 Region 的多个 Replica。这个时候，可以给节点配置 lables 并且通过在 PD 上配置 location-labels 来指明哪些 lable 是位置标识，需要在 Replica 分配的时候尽量保证不会有一个 Region 的多个 Replica 所在结点有相同的位置标识。
副本在 Store 之间的分布均匀分配
前面说过，每个副本中存储的数据容量上限是固定的，所以我们维持每个节点上面，副本数量的均衡，会使得总体的负载更均衡。
Leader 数量在 Store 之间均匀分配
Raft 协议要读取和写入都通过 Leader 进行，所以计算的负载主要在 Leader 上面，PD 会尽可能将 Leader 在节点间分散开。
访问热点数量在 Store 之间均匀分配
每个 Store 以及 Region Leader 在上报信息时携带了当前访问负载的信息，比如 Key 的读取/写入速度。PD 会检测出访问热点，且将其在节点之间分散开。
各个 Store 的存储空间占用大致相等
每个 Store 启动的时候都会指定一个 Capacity 参数，表明这个 Store 的存储空间上限，PD 在做调度的时候，会考虑节点的存储空间剩余量。
控制调度速度，避免影响在线服务
调度操作需要耗费 CPU、内存、磁盘 IO 以及网络带宽，我们需要避免对线上服务造成太大影响。PD 会对当前正在进行的操作数量进行控制，默认的速度控制是比较保守的，如果希望加快调度(比如已经停服务升级，增加新节点，希望尽快调度)，那么可以通过 pd-ctl 手动加快调度速度。
支持手动下线节点
当通过 pd-ctl 手动下线节点后，PD 会在一定的速率控制下，将节点上的数据调度走。当调度完成后，就会将这个节点置为下线状态。
调度的实现
了解了上面这些信息后，接下来我们看一下整个调度的流程。
PD 不断的通过 Store 或者 Leader 的心跳包收集信息，获得整个集群的详细数据，并且根据这些信息以及调度策略生成调度操作序列，每次收到 Region Leader 发来的心跳包时，PD 都会检查是否有对这个 Region 待进行的操作，通过心跳包的回复消息，将需要进行的操作返回给 Region Leader，并在后面的心跳包中监测执行结果。注意这里的操作只是给 Region Leader 的建议，并不保证一定能得到执行，具体是否会执行以及什么时候执行，由 Region Leader 自己根据当前自身状态来定。
总结
本篇文章讲的东西，大家可能平时很少会在其他文章中看到，每一个设计都有背后的考量，希望大家能了解到一个分布式存储系统在做调度的时候，需要考虑哪些东西，如何将策略、实现进行解耦，更灵活的支持策略的扩展。
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