TiKV源码解析系列文章（十八）RaftPropose的Commit和Apply情景分析

  • Z时代
  • 2024-01-10
  • 分类：综合

database

在学习了 前面的文章 之后，相信大家已经对 TiKV 使用的 Raft 核心库 raft-rs 有了基本的了解。raft-rs 实现了 Raft Leader election 和 Log replication 等核心功能，而消息的发送、接收、应用到状态机等操作则需要使用者自行实现，本文将要介绍的就是 TiKV 中这些部分的处理过程。

Raft Ready

在开始正题之前，我们先简单回顾一下 raft-rs 与外部代码的交互接口: Ready。 Ready 结构的 定义 如下：

pub struct Ready {
    /// The current volatile state of a Node.
    /// SoftState will be nil if there is no update.
    /// It is not required to consume or store SoftState.
    ss: Option<SoftState>,
    /// The current state of a Node to be saved to stable storage BEFORE
    /// Messages are sent.
    /// HardState will be equal to empty state if there is no update.
    hs: Option<HardState>,
    /// States can be used for node to serve linearizable read requests locally
    /// when its applied index is greater than the index in ReadState.
    /// Note that the read_state will be returned when raft receives MsgReadIndex.
    /// The returned is only valid for the request that requested to read.
    read_states: Vec<ReadState>,
    /// Entries specifies entries to be saved to stable storage BEFORE
    /// Messages are sent.
    entries: Vec<Entry>,
    /// Snapshot specifies the snapshot to be saved to stable storage.
    snapshot: Snapshot,
    /// CommittedEntries specifies entries to be committed to a
    /// store/state-machine. These have previously been committed to stable
    /// store.
    pub committed_entries: Option<Vec<Entry>>,
    /// Messages specifies outbound messages to be sent AFTER Entries are
    /// committed to stable storage.
    /// If it contains a MsgSnap message, the application MUST report back to raft
    /// when the snapshot has been received or has failed by calling ReportSnapshot.
    pub messages: Vec<Message>,
    must_sync: bool,
}

Ready 结构包括了一些系列 Raft 状态的更新，在本文中我们需要关注的是：

  • hs: Raft 相关的元信息更新，如当前的 term，投票结果，committed index 等等。

  • committed_entries: 最新被 commit 的日志，需要应用到状态机中。

  • messages: 需要发送给其他 peer 的日志。

  • entries: 需要保存的日志。

Proposal 的接收和在 Raft 中的复制

TiKV 3.0 中引入了类似 Actor 的并发模型，Actor 被视为并发运算的基本单元：当一个 Actor 接收到一则消息，它可以做出一些决策、创建更多的 Actor、发送更多的消息、决定要如何回答接下来的消息。每个 TiKV 上的 Raft Peer 都对应两个 Actor，我们把它们分别称为 PeerFsm 和 ApplyFsm。PeerFsm 用于接收和处理其他 Raft Peer 发送过来的 Raft 消息，而 ApplyFsm 用于将已提交日志应用到状态机。

TiKV 中实现的 Actor System 被称为 BatchSystem，它使用几个 Poll 线程从多个 Mailbox 上拉取一个 Batch 的消息，再分别交由各个 Actor 来执行。为了保证 线性一致性 ，一个 Actor 同时只会在一个 Poll 线程上接收消息并顺序执行。由于篇幅所限，这一部分的实现在这里不做详述，感兴趣的同学可以在 raftstore/fsm/batch.rs 查看详细代码。

上面谈到，PeerFsm 用于接收和处理 Raft 消息。它接收的消息为 PeerMsg，根据消息类型的不同会有不同的处理：

/// Message that can be sent to a peer.
pub enum PeerMsg {
    /// Raft message is the message sent between raft nodes in the same
    /// raft group. Messages need to be redirected to raftstore if target
    /// peer doesn"t exist.
    RaftMessage(RaftMessage),
    /// Raft command is the command that is expected to be proposed by the
    /// leader of the target raft group. If it"s failed to be sent, callback
    /// usually needs to be called before dropping in case of resource leak.
    RaftCommand(RaftCommand),
    /// Result of applying committed entries. The message can"t be lost.
    ApplyRes { res: ApplyTaskRes },
    ...
}
...
impl PeerFsmDelegate {
    pub fn handle_msgs(&mut self, msgs: &mut Vec<PeerMsg>) {
        for m in msgs.drain(..) {
            match m {
                PeerMsg::RaftMessage(msg) => {
                    self.on_raft_message(msg);
                }
                PeerMsg::RaftCommand(cmd) => {
                    self.propose_raft_command(cmd.request, cmd.callback)
                }
                PeerMsg::ApplyRes { res } => {
                    self.on_apply_res(res);
                }
                ...
            }
        }
    }
}

这里只列出了我们需要关注的几种消息类型：

  • RaftMessage: 其他 Peer 发送过来 Raft 消息，包括心跳、日志、投票消息等。

  • RaftCommand: 上层提出的 proposal，其中包含了需要通过 Raft 同步的操作，以及操作成功之后需要调用的 callback 函数。

  • ApplyRes: ApplyFsm 在将日志应用到状态机之后发送给 PeerFsm 的消息，用于在进行操作之后更新某些内存状态。

我们主要关注的是 PeerFsm 如何处理 Proposal，也就是 RaftCommand 的处理过程。在进入到 PeerFsmDelegate::propose_raft_command 后，首先会调用 PeerFsmDelegate::pre_propose_raft_command 对 peer ID, peer term, region epoch (region 的版本，region split、merge 和 add / delete peer 等操作会改变 region epoch) 是否匹配、 peer 是否 leader 等条件进行一系列检查，并根据请求的类型（是读请求还是写请求），选择不同的 Propose 策略见（ Peer::inspect）：

let policy = self.inspect(&req);
let res = match policy {
    Ok(RequestPolicy::ReadIndex) => return self.read_index(ctx, req, err_resp, cb),
    Ok(RequestPolicy::ProposeNormal) => self.propose_normal(ctx, req),
    ...
};

对于读请求，我们只需要确认此时 leader 是否真的是 leader 即可，一个较为轻量的方法是发送一次心跳，再检查是否收到了过半的响应，这在 raft-rs 中被称为 ReadIndex （关于 ReadIndex 的介绍可以参考 这篇文章 ）。对于写请求，则需要 propose 一条 Raft log，这是在 propose_normal 函数中调用 Raft::propose 接口完成的。在 propose 了一条 log 之后，Peer 会将 proposal 保存在一个名为 apply_proposals 的 Vec 中。随后一个 Batch （包含了多个 Peer）内的 proposal 会被 Poll 线程统一收集起来，放入一个名为 pending_proposals 的 Vec 中待后续处理。

在一个 Batch 的消息都经 PeerDelegate::handle_msgs 处理完毕之后，Poll 对 Batch 内的每一个 Peer 调用 Peer::handle_raft_ready_append：

  1. 用记录的 last_applied_index 获取一个 Ready。

  2. 在得到一个 Ready 之后，PeerFsm 就会像我们前面所描述的那样，调用 PeerStorage::handle_raft_ready 更新状态（term，last log index 等）和日志。

  3. 这里的状态更新分为持久化状态和内存状态，持久化状态的更新被写入到一个 WriteBatch 中，内存状态的更新则会构造一个 InvokeContext，这些更新都会被一个 PollContext 暂存起来。

于是我们得到了 Batch 内所有 Peer 的状态更新，以及最近提出的 proposal，随后 Poll 线程会做以下几件事情：

  1. 将 Proposal 发送给 ApplyFsm 暂存，以便在 Proposal 写入成功之后调用 Callback 返回响应。

  2. 将之前从各个 Ready 中得到的需要发送的日志发送给 gRPC 线程，随后发送给其他 TiKV 节点。

  3. 持久化已保存在 WriteBatch 中需要更新的状态。

  4. 根据 InvokeContext 更新 PeerFsm 中的内存状态。

  5. 将已提交日志发送给 ApplyFsm 进行应用（见Peer::handle_raft_ready_apply）。

Proposal 在 Raft 中的确认

上面我们阐述了 Region 的 Leader 在收到 proposal 之后，是调用了哪些接口将 proposal 放到 Raft 状态机中的。在这之后，这个 proposal 虽然被发往了 ApplyFsm 中暂存，但是 ApplyFsm 目前还不能 apply 它并调用关联的 callback 函数，因为这个 proposal 还没被 Raft 中的过半节点确认。那么，Leader 节点上的 raftstore 模块是如何处理收到的其他副本的 Raft 消息，并完成日志的确认的呢？

答案就在 PeerFsmDelegate::on_raft_message 函数中。在一个 Peer 收到 Raft 消息之后，会进入这个函数中进行处理，内部调用 Raft::step 函数更新 Raft 状态机的内存状态。之后，调用 RawNode::ready 函数获取 committed_entries，最终作为 ApplyMsg::Apply 任务发送给 ApplyFsm，由 ApplyFsm 执行指令，如果 proposal 是由本节点发出，还会调用 callback 函数（之前通过 ApplyMsg::Proposal 任务暂存在 ApplyFsm 中）以向客户端返回响应。

Proposal 的应用

在上一部分我们提到，PeerFsm 会将 Proposal 以及已提交日志发送给对应的 ApplyFsm，它们对应的消息类型分别是 ApplyMsg::Proposal 和 ApplyMsg::Apply，下面将会讲述 ApplyFsm 是如何处理这两种类型的消息的。

对于 ApplyMsg::Proposal 的处理非常简单（见 ApplyFsm::handle_proposal），ApplyFsm 会把 Proposal 放入 ApplyDelegate::pending_cmds 中暂存起来，后续在应用对应的日志时会从这里找出相应的 Callback 进行调用。

而 ApplyMsg:Apply 中包含的是实际需要应用的日志，ApplyFsm 会针对这些日志进行（见 ApplyFsm::handle_apply）：

  1. 修改内存状态，将变更的状态（last applied index 等）、数据持久化。

  2. 调用 Proposal 对应的 Callback 返回响应。

  3. 向 PeerFsm 发送 ApplyRes，其中包含了 applied_term、applied_index 等状态（用于更新 PeerFsm 中的内存状态）。

这里存在一个特殊情况，就是所谓的“空日志”。在 raft-rs 的实现中，当选举出新的 Leader 时，新 Leader 会广播一条“空日志”，以提交前面 term 中的日志（详情请见 Raft 论文）。此时，可能还有一些在前面 term 中提出的 proposal 仍然处于 pending 阶段，而因为有新 Leader 产生，这些 proposal 永远不可能被确认了，因此我们需要对它们进行清理，以免关联的 callback 无法调用导致一些资源无法释放。清理的逻辑参照 ApplyFsm::handle_entries_normal 函数。

总结

这里用一个流程图总结一下 TiKV 处理 Proposal 的大致流程，如下：

简言之，TiKV 使用了两个线程池来处理 Proposal，并且将一个 Raft Peer 分成了两部分：PeerFsm 和 ApplyFsm。在处理 Proposal 的过程中，首先由 PeerFsm 获取日志并驱动 Raft 内部的状态机，由 ApplyFsm 根据已提交日志修改对应数据的状态机（region 信息和用户数据）。

由于这部分代码涉及到各种 corner case 的处理，因此逻辑较为复杂，希望感兴趣的读者可以进一步从源码中获取更多细节。

以上是 TiKV源码解析系列文章（十八）RaftPropose的Commit和Apply情景分析 的全部内容， 来源链接： utcz.com/z/532801.html

回到顶部