简介
OceanBase是阿里集团研发的可扩展的关系数据库，实现了数千亿条记录、数百TB数据上的跨行跨表事务，截止到2012年8月，支持了收藏夹、直通车报表、天猫评价等OLTP和OLAP在线业务，线上数据量已经超过一千亿条。
从模块划分的角度看，OceanBase可以划分为四个模块：主控服务器RootServer、更新服务器UpdateServer、基线数据服务器ChunkServer以及合并服务器MergeServer。OceanBase系统内部按照时间线将数据划分为基线数据和增量数据，基线数据是只读的，所有的修改更新到增量数据中，系统内部通过合并操作定期将增量数据融合到基线数据中。
背景分析
淘宝收藏夹是淘宝线上应用之一，淘宝用户在其中保存自己感兴趣的宝贝（即商品，此外用户也可以收藏感兴趣的店铺）以便下次快速访问、对比和购买等，用户可以展示和编辑（添加/删除）自己的收藏。淘宝收藏夹数据库包含了收藏info表（一条一条的收藏信息）和收藏item表（被收藏的宝贝和店铺）等：
●收藏info表保存收藏信息条目，数百亿条。
●收藏item表保存收藏的宝贝和店铺的详细信息，数十亿条。
●热门宝贝可能被多达数十万买家收藏。
●每个用户可以收藏千个宝贝。
●宝贝的价格、收藏人气等信息随时变化。
如果用户选择按宝贝价格排序后展示，那么数据库需要从收藏item表中读取收藏的宝贝的价格等最新信息，然后进行排序处理。如果用户的收藏条目比较多（例如4000条），那么查询对应的item的时间会较长：假设如果平均每条item查询时间是5ms，则4000条的查询时间可能达到20s，如果真如此，则用户体验会很差。
如果把收藏的宝贝的详细信息实时冗余到收藏info表，则上述查询收藏item表的操作就不再需要了。但是，由于许多热门商品可能有几千到几十万人收藏，这些热门商品的价格等信息的变动可能导致收藏info表的大量修改，并压垮数据库。
设计思路
OceanBase的目标是支持数百TB的数据量以及数十万TPS、数百万QPS的访问量，无论是数据量还是访问量，即使采用非常昂贵的小型机甚至是大型机，单台关系数据库系统都无法承受。
一种常见的做法是根据业务特点对数据库进行水平拆分，通常的做法是根据某个业务字段（通常取用户编号，user_id）哈希后取模，根据取模的结果将数据分布到不同的数据库服务器上，客户端请求通过数据库中间层路由到不同的分区。这种方式目前还存在一定的弊端，如下所示：
●数据和负载增加后添加机器的操作比较复杂，往往需要人工介入；
●有些范围查询需要访问几乎所有的分区，例如，按照user_id分区，查询收藏了一个商品的所有用户需要访问所有的分区；
●目前广泛使用的关系数据库存储引擎都是针对机械硬盘的特点设计的，不能够完全发挥新硬件（SSD）的能力。
另外一种做法是参考分布式表格系统的做法，例如Google Bigtable系统，将大表划分为几万、几十万甚至几百万个子表，子表之间按照主键有序，如果某台服务器发生故障，它上面服务的数据能够在很短的时间内自动迁移到集群中所有的其他服务器。这种方式解决了可扩展性的问题，少量突发的服务器故障或者增加服务器对使用者基本是透明的，能够轻松应对促销或者热点事件等突发流量增长。另外，由于子表是按照主键有序分布的，很好地解决了范围查询的问题。
万事有其利必有一弊，分布式表格系统虽然解决了可扩展性问题，但往往无法支持事务，例如Bigtable只支持单行事务，针对同一个user_id下的多条记录的操作都无法保证原子性。而OceanBase希望能够支持跨行跨表事务，这样使用起来会比较方便。
最直接的做法是在Bigtable开源实现（如HBase或者Hypertable）的基础上引入两阶段提交（Two-phase Commit）协议支持分布式事务，这种思路在Google的Percolator系统中得到了体现。然而，Percolator系统中事务的平均响应时间达到2～5秒，只能应用在类似网页建库这样的半线上业务中。另外，Bigtable的开源实现也不够成熟，单台服务器能够支持的数据量有限，单个请求的最大响应时间很难得到保证，机器故障等异常处理机制也有很多比较严重的问题。总体上看，这种做法的工作量和难度超出了项目组的承受能力，因此，我们需要根据业务特点做一些定制。
通过分析，我们发现，虽然在线业务的数据量十分庞大，例如几十亿条、上百亿条甚至更多记录，但最近一段时间（例如一天）的修改量往往并不多，通常不超过几千万条到几亿条，因此，OceanBase决定采用单台更新服务器来记录最近一段时间的修改增量，而以前的数据保持不变，以前的数据称为基线数据。基线数据以类似分布式文件系统的方式存储于多台基线数据服务器中，每次查询都需要把基线数据和增量数据融合后返回给客户端。这样，写事务都集中在单台更新服务器上，避免了复杂的分布式事务，高效地实现了跨行跨表事务；另外，更新服务器上的修改增量能够定期分发到多台基线数据服务器中，避免成为瓶颈，实现了良好的扩展性。
当然，单台更新服务器的处理能力总是有一定的限制。因此，更新服务器的硬件配置相对较好，如内存较大、网卡及CPU较好；另外，最近一段时间的更新操作往往总是能够存放在内存中，在软件层面也针对这种场景做了大量的优化。
系统架构
整体架构图如下：
OceanBase由如下几个部分组成：
●客户端：用户使用OceanBase的方式和MySQL数据库完全相同，支持JDBC、 C客户端访问，等等。基于MySQL数据库开发的应用程序、工具能够直接迁移到OceanBase。
●RootServer：管理集群中的所有服务器，子表（tablet）数据分布以及副本管理。 RootServer一般为一主一备，主备之间数据强同步。
●UpdateServer：存储OceanBase系统的增量更新数据。UpdateServer一般为一主一备，主备之间可以配置不同的同步模式。部署时，UpdateServer进程和RootServer进程往往共用物理服务器。
●ChunkServer：存储OceanBase系统的基线数据。基线数据一般存储两份或者三份，可配置。
●MergeServer：接收并解析用户的SQL请求，经过词法分析、语法分析、查询优化等一系列操作后转发给相应的ChunkServer或者UpdateServer。如果请求的数据分布在多台ChunkServer上，MergeServer还需要对多台ChunkServer返回的结果进行合并。客户端和MergeServer之间采用原生的MySQL通信协议，MySQL客户端可以直接访问MergeServer。
OceanBase支持部署多个机房，每个机房部署一个包含RootServer、MergeServer、ChunkServer以及UpdateServer的完整OceanBase集群，每个集群由各自的RootServer负责数据划分、负载均衡、集群服务器管理等操作，集群之间数据同步通过主集群的主UpdateServer往备集群同步增量更新操作日志实现。客户端配置了多个集群的RootServer地址列表，使用者可以设置每个集群的流量分配比例，客户端根据这个比例将读写操作发往不同的集群，如下图：
客服端
1）请求RootServer获取集群中MergeServer的地址列表。
2）按照一定的策略选择某台MergeServer发送读写请求。客户端与MergeServer之间的通信协议兼容原生的MySQL协议，因此，只需要调用MySQL JDBC Driver或者MySQL C客户端这样的标准库即可。客户端支持的策略主要有两种：随机以及一致性哈希。一致性哈希的主要目的是将相同的SQL请求发送到同一台MergeServer，方便MergeServer对查询结果进行缓存。
3）如果请求MergeServer失败，则从MergeServer列表中重新选择一台MergeServer重试；如果请求某台MergeServer失败超过一定的次数，将这台MergeServer加入黑名单并从MergeServer列表中删除。另外，客户端会定期请求RootServer更新MergeServer地址列表。
如果OceanBase部署多个集群，客户端还需要处理多个集群的流量分配问题。使用者可以设置多个集群之间的流量分配比例，客户端获取到流量分配比例后，按照这个比例将请求发送到不同的集群。
RootServer
RootServer的功能主要包括：集群管理、数据分布以及副本管理。
RootServer管理集群中的所有MergeServer、ChunkServer以及UpdateServer。每个集群内部同一时刻只允许一个UpdateServer提供写服务，这个UpdateServer成为主UpdateServer。这种方式通过牺牲一定的可用性获取了强一致性。RootServer通过租约（Lease）机制选择唯一的主UpdateServer，当原先的主UpdateServer发生故障后，RootServer能够在原先的租约失效后选择一台新的UpdateServer作为主UpdateServer。另外，RootServer与MergeServer＆ChunkServer之间保持心跳（heartbeat），从而能够感知到在线和已经下线的MergeServer＆ChunkServer机器列表。
OceanBase内部使用主键对表格中的数据进行排序和存储，主键由若干列组成并且具有唯一性。在OceanBase内部，基线数据按照主键排序并且划分为数据量大致相等的数据范围，称为子表（tablet）。每个子表的默认大小是256MB（可配置）。OceanBase的数据分布方式与Bigtable一样采用顺序分布，不同的是，OceanBase没有采用根表（RootTable）+元数据表（MetaTable）两级索引结构，而是采用根表一级索引结构。
如图所示，主键值在[1，100]之间的表格被划分为四个子表：1～25，26～50，51～80以及81～100。RootServer中的根表记录了每个子表所在的ChunkServer位置信息，每个子表包含多个副本（一般为三个副本，可配置），分布在多台ChunkServer中。当其中某台ChunkServer发生故障时，RootServer能够检测到，并且触发对这台ChunkServer上的子表增加副本的操作；另外，RootServer也会定期执行负载均衡，选择某些子表从负载较高的机器迁移到负载较低的机器上。
RootServer采用一主一备的结构，主备之间数据强同步，并通过Linux HA（http://www.linux-ha.org）软件实现高可用性。主备RootServer之间共享VIP，当主RootServer发生故障后，VIP能够自动漂移到备RootServer所在的机器，备RootServer检测到以后切换为主RootServer提供服务。
MergeServer
MergeServer的功能主要包括：协议解析、SQL解析、请求转发、结果合并、多表操作等。
OceanBase客户端与MergeServer之间的协议为MySQL协议。MergeServer首先解析MySQL协议，从中提取出用户发送的SQL语句，接着进行词法分析和语法分析，生成SQL语句的逻辑查询计划和物理查询计划，最后根据物理查询计划调用OceanBase内部的各种操作符。
MergeServer缓存了子表分布信息，根据请求涉及的子表将请求转发给该子表所在的ChunkServer。如果是写操作，还会转发给UpdateServer。某些请求需要跨多个子表，此时MergeServer会将请求拆分后发送给多台ChunkServer，并合并这些ChunkServer返回的结果。如果请求涉及多个表格，MergeServer需要首先从ChunkServer获取每个表格的数据，接着再执行多表关联或者嵌套查询等操作。
MergeServer支持并发请求多台ChunkServer，即将多个请求发给多台ChunkServer，再一次性等待所有请求的应答。另外，在SQL执行过程中，如果某个子表所在的ChunkServer出现故障，MergeServer会将请求转发给该子表的其他副本所在的ChunkServer。这样，ChunkServer故障是不会影响用户查询的。
MergeServer本身是没有状态的，因此，MergeServer宕机不会对使用者产生影响，客户端会自动将发生故障的MergeServer屏蔽掉。
ChunkServer
ChunkServer的功能包括：存储多个子表，提供读取服务，执行定期合并以及数据分发。
OceanBase将大表划分为大小约为256MB的子表，每个子表由一个或者多个SSTable组成（一般为一个），每个SSTable由多个块（Block，大小为4KB～64KB之间，可配置）组成，数据在SSTable中按照主键有序存储。查找某一行数据时，需要首先定位这一行所属的子表，接着在相应的SSTable中执行二分查找。SSTable支持两种缓存模式，块缓存（Block Cache）以及行缓存（Row Cache）。块缓存以块为单位缓存最近读取的数据，行缓存以行为单位缓存最近读取的数据。
MergeServer将每个子表的读取请求发送到子表所在的ChunkServer,ChunkServer首先读取SSTable中包含的基线数据，接着请求UpdateServer获取相应的增量更新数据，并将基线数据与增量更新融合后得到最终结果。
由于每次读取都需要从UpdateServer中获取最新的增量更新，为了保证读取性能，需要限制UpdateServer中增量更新的数据量，最好能够全部存放在内存中。OceanBase内部会定期触发合并或者数据分发操作，在这个过程中，ChunkServer将从UpdateServer获取一段时间之前的更新操作。通常情况下，OceanBase集群会在每天的服务低峰期（凌晨1:00开始，可配置）执行一次合并操作。这个合并操作往往也称为每日合并。
UpdateServer
UpdateServer是集群中唯一能够接受写入的模块，每个集群中只有一个主Update-Server。UpdateServer中的更新操作首先写入到内存表，当内存表的数据量超过一定值时，可以生成快照文件并转储到SSD中。快照文件的组织方式与ChunkServer中的SSTable类似，因此，这些快照文件也称为SSTable。另外，由于数据行的某些列被更新，某些列没被更新，SSTable中存储的数据行是稀疏的，称为稀疏型SSTable。
为了保证可靠性，主UpdateServer更新内存表之前需要首先写操作日志，并同步到备UpdateServer。当主UpdateServer发生故障时，RootServer上维护的租约将失效，此时，RootServer将从备UpdateServer列表中选择一台最新的备UpdateServer切换为主UpdateServer继续提供写服务。UpdateServer宕机重启后需要首先加载转储的快照文件（SSTable文件），接着回放快照点之后的操作日志。
由于集群中只有一台主UpdateServer提供写服务，因此，OceanBase很容易地实现了跨行跨表事务，而不需要采用传统的两阶段提交协议。当然，这样也带来了一系列的问题。由于整个集群所有的读写操作都必须经过UpdateServer,UpdateServer的性能至关重要。OceanBase集群通过定期合并和数据分发这两种机制将UpdateServer一段时间之前的增量更新源源不断地分散到ChunkServer，而UpdateServer只需要服务最新一小段时间新增的数据，这些数据往往可以全部存放在内存中。另外，系统实现时也需要对UpdateServer的内存操作、网络框架、磁盘操作做大量的优化。
定期合并＆数据分发
定期合并和数据分发都是将UpdateServer中的增量更新分发到ChunkServer中的手段，二者的整体流程比较类似：
1）UpdateServer冻结当前的活跃内存表（Active MemTable），生成冻结内存表，并开启新的活跃内存表，后续的更新操作都写入新的活跃内存表。
2）UpdateServer通知RootServer数据版本发生了变化，之后RootServer通过心跳消息通知ChunkServer。
3）每台ChunkServer启动定期合并或者数据分发操作，从UpdateServer获取每个子表对应的增量更新数据。
定期合并与数据分发两者之间的不同点在于，数据分发过程中ChunkServer只是将UpdateServer中冻结内存表中的增量更新数据缓存到本地，而定期合并过程中ChunkServer需要将本地SSTable中的基线数据与冻结内存表的增量更新数据执行一次多路归并，融合后生成新的基线数据并存放到新的SSTable中。定期合并对系统服务能力影响很大，往往安排在每天服务低峰期执行（例如凌晨1点开始），而数据分发可以不受限制。
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