前言
看到标题以后大家有些人可能感觉有点小题大做，毕竟cilent端几行代码就能解决的问题，没必要兴师动众的来仔细讲一下。其实如果你仅仅想使用一下elasticsearch的功能，并不追求性能以及高可用性，那么这么想无可厚非。
但是如果想在生产环境下使用elasticsearch，尤其是高并发高吞吐量的场景下，那么性能优化和高可用性就不可或缺了，要做到上面两点那么数据读写这两个操作的优化是必不可少的。古语有云：“工欲善其事，必先利其器”。想要优化这两个操作，必须先了解这两个操作的原理。
曾经有一个大神说过：“完全理解了数据库的读写流程，这个数据库一半的内容已经掌握了”。既然如此重要且势在必行，那就先在网上学习下，但是网上的博客写得不太详细而且很多地方还有些小问题，于是仔细逛了一遍官网以及看了部分源码后，将相关的内容整理了出来，供自己以及需要的兄弟姐妹们观摩学习。
正文
写数据
先把我画的流程图拿出来，大家可以照着图来理解接下来的流程：
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client写入数据时首先先连接到elasticsearch cluster的coordinator node（如果对elasticsearch的node不了解的话，可以参考下这篇文章），coordinator node根据需要写入数据的doc id字段（默认使用该字段，如果数据写入指定了routing的话，则使用routing进行分片路由）进行路由到对应的分片。路由计算方式：shard=hash(document id)%(num_of_primary_shards)，然后根据节点的cluster state找到该shard所在的data node，请求就被转发到了该data node
refresh
下面就开始正式地写数据流程了。首先数据被写入到elasticsearch的index buffer中，该buffer在elasticsearch的heap中。写完index buffer后，数据才会写入到translog中，translog写入完毕后即可以返回客户端写入成功。此处有几个问题需要强调下，也是网上的资料经常出问题的地方，划重点：
index buffer和translog到底孰先孰后
- 和数据库不同，数据库是先写CommitLog，然后再写内存，而Elasticsearch是先写内存，最后才写TransLog。这个有悖常理，笔者也曾经很污理解，后来考虑到可能是因为Lucene的内存写入很重很复杂，很容易失败，比如分词，字段类型不匹配且无法转型，字段长度超过限制等，为了避免TransLog中有大量无效记录，减少recover的复杂度并提升效率，所以就把写Lucene放在了写translog前面。
- 此处需要说明下，网上很多博客都说先写translog后写index buffer或者同时写translog和index buffer的，这些优势有文艺的，为了证明，拿出最好的证据-源码来说明问题：
public IndexResult index(Index index) throws IOException { ....... final IndexResult indexResult; if (plan.earlyResultOnPreFlightError.isPresent()) { indexResult = plan.earlyResultOnPreFlightError.get(); assert indexResult.getResultType() == Result.Type.FAILURE : indexResult.getResultType(); } else if (plan.indexIntoLucene || plan.addStaleOpToLucene) { // 将数据写入lucene，最终会调用lucene的文档写入接口 indexResult = indexIntoLucene(index, plan); } else { indexResult = new IndexResult( plan.versionForIndexing, getPrimaryTerm(), plan.seqNoForIndexing, plan.currentNotFoundOrDeleted); } if (index.origin().isFromTranslog() == false) { final Translog.Location location; if (indexResult.getResultType() == Result.Type.SUCCESS) { location = translog.add(new Translog.Index(index, indexResult)); ...... // 将数据写入lucene后才开始写translog indexResult.setTranslogLocation(location); } ....... }
多副本时如何写入
- 上面的是单副本情况下的写入，如果是多副本写入可以参考下面的图。默认情况下，当primary shard写入成功后，即返回写入成功，后续replica shard通过异步的方式同步数据或者translog恢复数据。
- 该机制可以通过设置index.write.wait_for_active_shards参数进行设置。该参数可以使用all或者在1到副本数加1（number_of_replicas+1）之间任何的一个整数值。如果是all也就是等待主分片和副本都写入成功，请求才返回，这样可以保证elasticsearch的强一致性，但是代价一是写入线程会阻塞，影响吞吐量；二是会影响elasticsearch的可用性。有一个节点不正常写入就会阻塞，直到节点恢复或者写入超时。
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index buffer refresh
- 数据写入到这里的时候还无法被搜索到，默认1s后执行refresh操作，将内容写入文件系统缓冲区（os cache）中的新段(segment)。此segment的内容尚未被fsynced(未被写入到硬盘)，但是segment是打开的，内容可被搜索。
- 但是1s一次的refresh会导致频繁生成新文件，在占用大量句柄以及系统资源的同时也会影响到查询数据的效率。所以对于实时性要求不是很高的业务场景，可以将refresh的时间拉长，比如30s，"index.refresh_interval":"30s"
- 最后在refresh写完segment后会更新shard的commit point。commit point在shard中以segments_xxx名字的文件存在。用来记录每个shard中segment相关的信息。
flush
- 当os cache中的segments数据积累到一定时间（默认30分钟）或者translog达到一定大小时（默认512M），os cache中的segments会被flush到硬盘上进行持久化，持久化成功后，对应的translog由于失去存在的意义而被删除。
- 此处有几个参数和flush相关，大家可以根据需求进行配置： index.translog.flush_threshold_ops:当发生多少次操作时进行一次flush。默认是 unlimited。 index.translog.flush_threshold_size:当translog的大小达到此值时会进行一次flush操作。默认是512mb。 index.translog.flush_threshold_period:在指定的时间间隔内如果没有进行flush操作，会进行一次强制flush操作。默认是30m。 index.translog.interval:多少时间间隔内会检查一次translog，来进行一次flush操作。es会随机地在这个值到这个值的2倍大小之间进行一次操作，默认是5s。
segment merge
- segments被持久化后写入硬盘，硬盘上的segments的数量就会越来越多，又会引发句柄占用以及影响查询效率，所以此时会触发segment merge操作。由于这个操作比较复杂，受限于本文长度就先不在这里说了，后续会专门写一篇文章来说明。
Delete&&Update操作
Delete&&Update操作也是一种特殊的写操作，但是由于Delete&&Update操作并不是即时生效，而是通过标记删除的方式来实现，最终通过segment merge操作实现真删。所以和标准的写入还是有一定的差别，下面来说一下具体差别：
- Delete：磁盘上的每个分段(segement)都有一个.del文件与它关联。当客户端发送删除请求时，该文档未被真正删除，而是在.del文件中标记为已删除。此文档仍然可能被搜到，但会从结果中过滤掉。当分段合并时，在.del文件中标记为删除的文档不会包括在新的合并段中。
- Update:创建新文件，Elasticsearch将该文档分配一个版本号。对文档的每次更改都会产生一个新的版本号，版本号使用versionMap来进行管理，用以减少热点数据的多次磁盘IO开销。当执行更新时，旧版本在.del文件中标记为已删除，并且并且在新版本的分片中编入索引。旧版本可能仍然与搜索查询匹配，但是从结果中将其过滤掉。
读数据
elasticsearch中的读操作包含get操作以及search操作，下面就根据这两个操作来详细讲解elasticsearch是如何进行读数据操作的。为了节省篇幅，此处统一说明一下，client从coordinator节点路由到对应数据所在节点的过程与写入数据的流程相同，请大家参考上面写数据相关的内容。下面直接就从数据节点开始讲解。
名词解释
- 正排索引：doc id -> value，方向是正常方向，所以称为正排索引。使用场景是get这种通过doc id找value的场景。在shard中以后缀名为fdx与fdt结尾的文件存储，dfx是索引文件，fdt是数据文件。这两部分数据是硬盘消耗的大户，elasticsearch中的source字段即存储在fdt文件中。
- 倒排索引：index -> doc id，方向与上面的相反，所以称为倒排索引。使用场景是search通过查询条件匹配对应的倒排索引拿到对应数据的doc id，拿到doc id后查询正排索引拿到真正的数据。在shard中以后缀名除了正排索引外绝大部分都是各种类型的倒排索引，每一种倒排索引也分为索引文件和数据文件。这两部分数据是内存消耗的大户，elasticsearch中的倒排索引都会加载到off heap中用来加速查询，这也是要留给lucene一半内存最主要的原因。
get
get操作即使用doc id字段进行单条数据的查询，查询流程图如下：
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- 首先使用doc id字段从os cache中的translog中查询，如果能查询到就直接返回客户端；
- 如果os cache中的translog没有查询到的话，再去disk上的tranlog中查询，如果能查询到就直接返回客户端；
- 如果reanslog中没有查询到对应的数据，再去segment中查询对应的数据。首先把正排索引的fdx数据加载到off heap中去查询doc id。如果查询不到则直接返回null；如果能查询到doc id，根据查询结果中的偏移量直接去硬盘上查询对应的原始数据并返回。
- 此处大家思考下get操作（其实update以及delete操作也会优先查询translog）为什么要优先查询translog后再去查询segment数据？这里说明一下原因：上文已经说过了delete以及update操作在elasticsearch中都是先打删除标记然后通过segment merge操作进行真删，所以一条数据可能在elasticsearch中有几个版本，而最新的版本可能会存在于translog中。所以如果在translog中查询到目标数据直接返回即可，一定是最新的数据；如果translog中没有目标数据，再去segments中查询。
search
search也是elasticsearch中比较复杂的流程。总体分为term search以及分词search。分词search内容较多，考虑到篇幅，后续会单独写一篇文章讲述。此处仅仅是为了讲解search的原理和流程，所以使用term search来进行讲解。
search操作的阶段取决于search type的选择，后续单独写一篇文章来说明elasticsearch的search type。而search type默认使用query then fetch类型，该类型由两个阶段组成：查询阶段(query)和获取阶段（fetch）阶段。
- 查询阶段：在此阶段，协调节点将搜索请求路由到索引中的所有分片(包括：主分片和副本分片)。分片独立执行搜索，并根据相关性分数创建一个优先级排序结果.所有分片将匹配到的文档和相关性分数的文档id返回给协调节点。协调节点创建一个新的优先级队列，并对全局结果进行排序。可以有很多文档匹配结果，但默认情况下，每个分片将前10个结果发送到协调节点，协调节点创建优先级队列，从所有分片中分选结果并返回前10个匹配结果。
- 获取阶段：在协调节点对所有的结果进行排序，生成全局排序的文档列表后，它将所有分片请求原始文档。所有的分片都会丰富文档并将其返回到协调节点。
term search的流程如下：
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- 首先client会根据search中的term去elasticsearch heap中的Segment Cache中查询FST数据（如果不知道FST数据建议参考之前的博文），简单来说就是倒排索引的前缀树。
- 根据FST数据来查询对应的倒排索引tip文件，将tip文件加载到off heap中进行查询，将查询后的索引数据查询倒排索引数据tim文件，得到对应的doc id列表。
- 根据doc id列表将对应的正排索引文件fdx数据当如到off heap中查询对应doc id的地址，查询之后去fdt文件中取出对应的原始数据中必要的信息返回到协调节点（完整的数据在fetch阶段获取）。
