数据仓库 Palo 2.0 for Apache Doris 冷热分离原理分析
在数据分析的实际场景中，冷热数据往往面临着不同的查询频次及响应速度要求。例如在日志分析场景中，历史数据的访问频次很低，但需长时间备份以保证后续的审计和回溯的工作；在行为分析场景中，需支持近期流量数据的高频查询且时效性要求高，但为了保证历史数据随时可查，往往要求数据保存周期更为久远。
通常来说，历史数据的应用价值会随着时间推移而降低，且需要应对的查询需求也会随之锐减。而随着历史数据的不断增多，如果我们将所有数据存储在本地，将造成大量的资源浪费。
为了解决以上问题，冷热数据分层技术应运而生。顾名思义，冷热分离是将冷热数据分别存储在成本不同的存储介质上，这项技术目前被广泛用于各个数仓产品。百度智能云数据仓库 Palo 2.0 for Apache Doris 版本提供了冷热分层的功能，把部分冷数据放到对象存储中，以此实现成本效益的最大化。
百度智能云数据仓库 Palo 是基于业内领先的 OLAP 数据库 Apache Doris 构建的 MPP 架构云数据仓库，本文也将围绕「冷热分离功能的使用及实现原理」重点介绍。
1 如何使用冷热分离功能
1.1 主要步骤
添加远端存储：创建转冷策略表和绑定转冷策略。
插入数据：
插入数据后在 BE 中产生 6 个数据文件：
超过 ttl 时间数据会进行转冷，转冷时的关键日志:
执行：grep "Upload rowset" be.INFO
1.2 查看转冷情况
通过 show tablets from xxx 查看每个 tablet 的转冷大小：
LocalDataSize: be 本地数据文件大小
RemoteDataSize: 远端存储上数据文件大小
转冷后可以看到本地文件的数据被删除。
在对象存储 BOS 中的数据文件：
我们可以看到，当前增加了新的 meta 文件，这部分我们将在下文 4.3 小节详细介绍。
1.3 监控相关
为了更直观地观测冷热的有关行为、便于运维监控。Doris 提供了冷热 4 个监控指标，监控指标支持在 grafana 中配置。
1.4 开启 cache
添加参数到 BE 节点的配置文件 conf/be.conf 中，并重启 BE 节点让配置生效。
查看 BE 上所有的配置项: http://Host:HttpPort/varz
开启 File Cache 后，在 query profile 可以查看缓存的命中情况：
冷热分离功能在实现上主要涉及到 FE 和 BE 元数据的操作。为了更深入地理解冷热分离的原理，首先需要了解 FE 元数据和 BE 元数据之间的组织关系及相关概念。
2 FE 元数据
2.1 层级关系
说明:
Partition：分区，Doris 支持分区表，需要 partition；
MaterializedIndex：物化索引，简单理解为 1 个 schema。比如一个 rollup 就是一个 MaterializedIndex；
Tablet：数据分片，表数据的一部分；
Replica：副本，分片所在的 BE。
为便于大家理解，下面将以简单表举例：
2.2 层级信息查看
通过 show proc 命令查看：
下面为大家介绍 show proc 的灵感来源。
Linux 中的 proc 系统类似，Doris 中的 proc 系统也被组织成一个类似目录的结构，根据用户指定的「目录路径（proc 路径）」，用来查看不同的系统信息。
proc 系统主要面向系统管理人员，方便系统管理人员查看系统内部的运行状态。如表 tablet 状态、集群均衡状态、各种作业的状态等。
一般查 FE 的元数据，只要记住上述这一个命令就够了。
3 BE 的元数据
3.1 层级结构
Tablet：数据的 1 个分片；
Rowset：数据版本，1 次成功的导入对应 1 个 rowset，比如 insert into 后就会对应生成 1 个 rowset；
Segment：数据文件，1 次成功的导入可能生成 1 个或多个 segment，1 个 segment 文件最大为 256M。
比如用 stream load 导入 10G 的文件，会生成 1 个 rowset、40 个 segment 文件。
3.2 层级结构查看
show tablet 命令：
直接在浏览器中打开 MetaUrl ，即可获得 tablet 在 BE 的层级信息。
4 原理分析
在了解 FE 和 BE 的元数据组织方法后，我们将详细为大家介绍如何实现冷热分离。Doris 的每个表的每个分片默认有 3 个副本，转冷本质就是把冷数据挪到远端存储上，需要考虑下面 3 件事:
谁来负责挪数据？
以什么粒度来挪动数据？
挪完之后其他副本怎么处理，怎么同步转冷结果？
Doris 会副本中选择 1 个作为 leader 来负责转冷相关操作(包括数据上传/元数据上传/冷数据 Compaction /无效数据删除)，其他的副本作为作为 follower，负责同步 leader 的转冷信息，包括数据和元数据。
4.1 Leader 选择
问题来了，如何选择到合适的 replica 作为 leader ，目前有 2 种方式：
方式 1 ：选择合并进度快，版本少，需要上传的数据就少；
方案 2 ：随机选择 1 个。
Doris 采用的是方案 2，随机选一个。因为方式 1 需要 FE 保存每个 replica 的 compaction 的进度。版本、复杂度提高，并且合并进度时刻动态变化。如当前时刻某个节点比较快，下一刻速度变慢，总体达不到少上传数据的目的，所以采用随机方案。
选择出 leader 后，FE 会把 leader 信息同步给每个 replica，并保存在 BE 的 meta 信息里，leader 由 Cooldownreplicaid 和 term 来表示。term 是个自增的，表示第几个任期，BE 拿到 Cooldownreplicaid 后与自己的 replicaid 比较，如果一致说明是 leader ，从而进行下一步的相关数据操作。
4.2 转冷粒度
控制 leader 对数据进行转冷粒度，有两种方案：
第一种方案是按 segment：segment 是最终保存数据的地方，在磁盘上是 1 个文件，默认大小 256M；
第二种方案是按 rowset：1 次成功导入数据对应 1 个 rowset。Doris 选择的是以 rowset 为转冷粒度，原因是 segment 如果到期转冷，意味着该 segment 对应的 rowset 都到期了需要转冷，单独对 1 个 segment 转冷意义不大；而 rowset 为基本单元对数据进行冷热转换，可以更容易的解决冷热数据迁移过程中有新数据写入的问题。
4.3 转冷过程
leader 进行转冷过程本身并不复杂，到期后把 rowset 上传、并更新 meta 即可。复杂一点是 follower 节点对数据进行同步，因为每个 follower 本身有自己的 compaction 逻辑，进度与同步的过程会有差异。整体主要分为 2 种情况：
leader 转冷后的 rowset，follower 无重叠；
leader 转冷后的 rowset，follower 有重叠。
接下来举例子来说明，假设有 1 个 TestTbl 表、3 个副本
先后插入 5 条数据：
4.3.1 情况 1 ：leader 转冷后的 rowset，follower 无重叠
R1、R2、R3 的 compaction 的进度上左图所示，其中 R1 为 leader 未进行 compaction，版本最多有 5 个，R2 版本 [1-1][2-2] 合并为了 [1-2]，只有 4 个 R3 合并的最快只剩 2 个 rowset，R1 中的 rowset 1 到期后，转冷过程就 2 个步骤：
首先会把 rowset[1-1] 数据文件（segment）上传到对象存储；
把已经转冷的 rowset meta 信息生成 1 个 meta 文件上传到对象存储，meta 文件名为 {LeaderReplicaId}.{Term}.meta 记录 2 个核心字段, cooldownrowset 和 cooldown_meta_id，其他 cooldownrowset 记录的是 R1 所有已经转冷的 rowset，cooldown_meta_id 是一个 uuid，每次转冷操作都会重新生成，主要用于判断 follower 同步进度用途，如果 follower 同步完成会把这个值记录在本地，FE 通过 cooldown_meta_id 来判断 3 个副本转冷操作是否完成同步，所以也可以通过 CoolDownMetaId 的值是否更新来判断是否进行了转冷。
注：leader 每次只会对 1 个 rowset 进行转冷，默认间隔 20s。
Follower 节点同步过程：
读取 meta 文件，获取已经转冷的 rowset meta 信息；
跟本地的 rowset meta 信息进行对比，看看已经转冷的 rowset 是否能够覆盖本地。
注：虚框表示数据在远端存储上。
R2、R3 从 meta 读取 rowset 后，发现转冷的 rowset 只有 1-1 版本，本地最低的版本是 1-2、1-4、1-1，无重叠，无法覆盖本地。所以本次同步不更新 rowset 的信息，只更新 cooldown_meta_id 。转冷整个过程持续进行，所以 leader 只要有转冷操作，cooldown_meta_id 就会变，follower 需要同步 leader 的变动。这时如果用命令查看副本的冷数据时会看到某些副本的 remotedatasize 为 0，有些不为 0，也是符合预期的。
4.3.2 情况 2 ：leader 转冷后的 rowset，follower 有重叠
假设先后插入上方 5 条数据后各副本的进度如下图所示，R1 没有进行过 merge，R2 版本 [2-2][3-3] merge 为了 [2-3]、R3[3-3][4-4] merge 为了 [3-4]。
Leader 的 rowset [1-1] 到期转冷到对象存储。
R2、R3 从 meta 读取 rowset 后，发现转冷的 rowset 1-1 与自己本地的 rowset 有重叠，则删除本地版本 1-1，拷贝远端 [1-1] 的 meta 信息， 并更新 cooldown_meta_id，完成转冷同步。在这个过程中，您可以查看 rowset 中 meta 信息的 resource_id 字段是否为空来判断是本地 rowset /远端 rowset。
4.4 冷数据 Compaction
ttl 到期后， 最终 leader 节点上的所有 rowset 都会被转冷，同时 follower 会同步 leader 上的所有转冷的 rowset。
Doris 2.0 版本中支持了对冷却到对象存储的冷数据进行 Compaction（ColdDataCompaction）。通过冷数据 Compaction，将冷数据重新组织并压缩成更紧凑的格式，从而减少存储空间的占用，提高存储效率，整个过程如下图所示：
注：只有 leader 节点才会进行冷数据 Compaction。当前冷数据 Compaction 功能默认不打开。
https://github.com/apache/doris/pull/21355
4.5 无效数据清理
经过冷数据的 Compaction 或用户删除了某些分区后，对象存储会存在出现一些不再使用的无效数据。假设 Compaction 后， [1-1][2-2][3-3][4-4][5-5] 合并为了 [1-5]，需要进行清理原来不再使用的数据。
远端存储的文件清理流程较为复杂，不能直接进行删除。因为需要保证所有的 follower 都同步 leader 最新的转冷结果，所有删除的时候需要有两次确认的过程。清理流程如下：
leader 定期检查某个 tablet 下，为对象存储的所有 rowset 文件进行 list；
跟本地进行 rowset 进行对比，找出不需要的 rowset；
向 FE 发送确认请求，检查其他 replica 是否跟 leader 的转冷结果保持一致：
所有副本的 cool_replica_id & term 一致（同 leader ）
所有副本的 cooldown_meta_id 一致 （表示 leader 的转冷，follower 都同步完成了）
如果一致则进行无效数据的删除，不一致则本次不进行操作，等待下一次检查。
上图 [1-1][2-2][3-3][4-4][5-5] 属于不再使用的数据，leader 跟 FE 确认所有 replica 同步完成后，进行清理。
4.6 Leader 版本落后情况
因为 leader 是随机选择的，所以有概率存在 leader 的版本落后于 follower 的问题。因为对于 Doris 的写入来说，超过半数节点写成功就能提交。比如我们再插入 3 条数据：
R1 由于某些原因以上 3 条数据插入失败了， R2、R3 插入成功，R1 是 leader，落后 R2、R3 3 个版本， 在经过一段时间 R1 上的数据全部转冷，缺失的 3 个版本如何转冷呢？
Doris 支持 clone 修复，当 FE 发现某个副本版本缺失后，会自动进行版本补齐。所以 leader 缺失的版本补齐后再进行转冷，从而保证随机选择的 leader 在版本缺失的场景下也能正常完成转冷。下图展示 leader 落后的转冷过程：
4.7 冷数据 Cache 机制
为了优化冷数据为了查询的性能，Doris 2.0 引入 Cache 的概念。在冷却后首次命中，Doris 会将已经冷却的数据又重新加载到 BE 的本地磁盘，Cache 有以下特性：
Cache 实际存储于 BE 磁盘，不占用内存空间；
Cache 可以限制膨胀，通过 LRU 进行数据的清理。
4.7.1 冷数据分层性能对比
为了解数据转冷后对性能的影响， 我们对 SSB-sf500 测试集进行了冷热测试，全部转冷后，相比本地性能下降 10 倍。
注：测试集群 3Fe+3BE, 8c*32G。
测试集数据：
https://github.com/apache/doris/tree/master/tools/ssb-tools/ssb-queries
4.7.2 数据缓存
为了提升冷数据的查询性能， 引入数据缓存 (File Cache) 通过缓存最近访问的远端存储系统 ( HDFS 或对象存储) 的数据文件，加速后续访问相同数据的查询速度。在频繁访问相同数据的查询场景中，File Cache 可以避免重复的远端数据访问开销，提升热点数据的查询分析性能和稳定性
其实现原理是：File Cache 将访问的远程数据缓存到本地的 BE 节点。原始的数据文件会根据访问的 I/O 大小切分为 Block。Block 被存储到本地文件 cache_path/hash(filepath).substr(0, 3)/hash(filepath)/offset 中，并在 BE 节点中保存 Block 的元信息。Block 的默认大小为 1M。
访问相同的远程文件时，Doris 会检查本地缓存中是否存在该文件的缓存数据，并根据 block 的 offset 和 size，确认哪些数据从本地 block 读取，哪些数据从远程拉起，缓存远程拉取的新数据。BE 节点重启的时候，扫描 cache_path 目录，恢复 block 的元信息。当缓存大小达到阈值上限的时候，按照 LRU 原则清理长久未访问的 block。
有了 File Cache 后，下面为大家进一步介绍读取过程。比如，我们需要读取远端存储中 0-64KB 范围的内容。
首先进行 block 对齐，计算 0-64KB 属于哪个 block，由于 block 1 的范围在 0-1M， 发现属于 block 1，随后检查 block 1 是否在磁盘上；
如果 block 1 不再磁盘上则从远端读取 0-1M 范围内容；
从 0-1M 内容中截取 0-64KB 返回 BE；
填充 block 1，写到本地文件。
磁盘上 blockcache 文件列表样例：
4.7.3 性能测试+数据缓存
我们在配置 10G 大小的 File Cache 后，再测试下 ssb-sf500 的性能表现：
可以看到，相较没有 Cache 时，整体性能提升 3 倍。原因是通过 Cache 减少了网络的 I/O 同时由于 Doris 是列存预读效果好，比如 select sum(A) from xx 对 A 读取了 0-64KB 数据后，大概还会读取 64-128KB，而由于 64-128KB 的数据已经在 block 中了，缓存命中率高。
4.7.4 数据缓存大小如何配置
通过分析我们发现 Cache 的能发挥作用主要在于两点: 预读与减少网络 I/O。Cache 的大小似乎不太重要，因为只要能满足当次查询缓存的大小就能加速，为了验证这个结论，我们再做两组测试，
加大 Cache 的大小，把 Cache 的大小调整为 50G，观察对整体性能提升的效果；
调小 Cache 的大小，把 Cache 的大小调整为 1G，观察对整体性能提升的效果。
调整后，我们发现 Cache 加大后对性能的提升效果并不明显，这也符合我们的预期，同时 Cache 缩小 Cache 对性能也不会显著恶化，因此我们可以得出 1 个结论：有 Cache 很重要，但需要把握 Cache 调整的维度。比如：
测试中我们只配置了 1/50 冷数据大小的 File Cache 对性能就能明显提升，
配置 1/500 冷数据的大小的 Cache 与 1/50 冷数据大小的 Cache 性能差距也没有出现太大的差距。
版权声明: 本文为 InfoQ 作者【Baidu AICLOUD】的原创文章。
原文链接:【http://xie.infoq.cn/article/0df823f6d6705a560c967bf21】。文章转载请联系作者。
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