CockroachDB架构——CockroachDB中的读和写

本文解释CockroachDB复制和分布特性如何影响读和写。
本文以总结某些重要的CockroachDB架构概念开始，接着，介绍几个简单的读写场景。
--注意：
1）一个查询通过CockroachDB架构各层的更多细节，请参考分布式事务的生命周期。

一.重要概念
1.集群（Cluster）：CockroachDB部署，充当单个逻辑应用。
2.节点（Node）：运行CockroachDB的单个机器。多个节点联合一起创建集群。
3.范围（Range）：CockroachDB存储所有的用户数据（表，索引等。），以及几乎一个巨大的键值对排序映射的所有系统数据。该键空间分成"范围"，键空间的连续块，以便每个键值总是能在单个范围内发现。
从SQL角度，表及其二级索引最初映射到单个范围，范围中的每个键值对代表表（也称为主键索引，因为表通过主键排序）中的一行数据，或二级索引中的一行数据。范围一达到512MiB大小，其将分成两个范围。当表和二级索引持续变大时，该过程对新范围会持续。
4.副本（Replica）：CockroachDB复制每个范围（默认为三倍）且将每个副本存储到不同的节点上。
5.租约持有者（Leaseholder）：对每个范围，其中一个副本持有"范围租约（range lease）"。该副本，称为"租约持有者"，为接收和协调该范围上所有读写请求的副本。
不像写，读请求访问租约持有者并将结果发给客户端，而无需与其他范围副本协调。这减少了相关网络往返和可能的，因为租约持有者保证是最新的，这是由于所有写请求都会到租约持有者的事实。
6.Raft领导者（Raft Leader）：对每个范围，副本之一是写请求的领导者。通过Raft共识协议，该副本确保提交写前，多数副本（领导者和足够的追随者）基于它们的Raft日志会同意。Raft领导者和租约持有者几乎总是同一个副本。
7.Raft日志（Raft log）：对每个范围，是一个其副本已同意的范围的写按时间排序的日志。该日志存储于每个副本的磁盘上，且是范围一致复制的真实来源。
如上所述，当查询执行时，集群将请求路由到包含相关数据范围的租约持有者。如果查询接触多个范围，请求会到多个租约持有者。对读请求，仅相关范围的租约持有者获取数据。对写请求，Raft共识协议规定写提交前相关范围的多数副本必须达成一致。
让我们考虑一下这些机制如何在一些假设的查询中发挥作用。

二.读场景
首先，设想一个简单的读场景：
1.集群中有3个节点。
2.有3个小表，每个可以在单个范围内容纳。
3.范围被复制3次（默认）。
4.查询在节点2执行，从表3中读取数据。

该场景中：
1.节点2（网关节点）从接收从表3读取数据的请求。
2.表3的租约持有者在节点3，因此，该请求被路由到那里。
3.节点3将数据返回到节点2。
4.节点2响应客户端。
如果拥有相关范围租约持有者的节点接收到该查询，网络跳数更少：

三.写场景
现在，设想一个简单写场景，其中，查询在节点3执行，往表1写数据：

该场景中：
1.节点3（网关节点）接收往表1写数据的请求。
2.表1的租约持有者在节点1，因此，请求被路由到那里。
3.租约持有者与Raft领导者为同一副本（典型地），因此，其同时将写附加到其自己的Raft日志，并通知其节点2和节点3上的追随者副本。
4.一旦一个追随者将写附加到其Raft日志（这样，大部分副本基于同一Raft日志达成一致），其通知领导者，并将写提交到一致副本的键值。该图中，节点2上的追随者确认写，但其也可以是节点3上的追随者。也注意未涉及一致同意的追随者通常其他副本后很快提交写。
5.节点1向节点3返回提交确认。
6.节点3响应客户端。
正像读场景，如果拥有相关范围租约持有者和Raft领导者的节点接收了写请求，网络跳数更少：

四.网络和I/O瓶颈
记住上述的例子，将网络延迟和磁盘I/O认为潜在的性能瓶颈总是很重要。总之：
1.对读来说，网关节点和租约持有者间的跳数会增加延迟。
2.对写来说，网关节点和租约持有者/Raft领导者将的跳数，以及租约持有者/Raft领导者和Raft追随者间的跳数，会增加延迟。此外，由于写条件前Raft日志项目被持久化到磁盘，因此，磁盘I/O很重要。

五.个人观点
1.本文对通过特定场景对Cockroach读写机制及过程进行了详尽讲述。
2.本文对CockroachDB中各层间机制和原理的理解和掌握起到了巩固和加强作用。

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