导读：存算分离架构下，计算组间缓存无法共享，容易导致冷查询延迟高、扩缩容后性能抖动等问题。即将发布的 Apache Doris 4.2 引入 Peer Read 机制，实现跨计算组缓存复用。实测主键点查冷查询性能提升约 7.5 倍，有效降低冷读延迟与对象存储访问开销。
作者：邓鑫，SelectDB 存储研发工程师
在 Apache Doris 存算分离架构中，部署多个计算组时，通常会遇到以下三类问题：
读写分离后的首次查询延迟：新导入的数据已缓存在写入组，读取组首次查询时仍需从对象存储回源读取，单条主键点查的延迟可达数秒。
扩缩容后的性能抖动：计算组扩容或 Tablet 重新均衡后，新节点的本地缓存为空，查询性能需要一段时间才能恢复。
缓存淘汰后的重复回源：读取组的缓存容量有限，数据被淘汰后再次被访问，又要重新从对象存储读取。
这些问题的根源在于：存算分离让各计算组共享了数据，却没有共享缓存。
Apache Doris 4.2 新增的 Peer Read 机制，正是为解决这一问题设计：当本地缓存未命中时，优先从可能已缓存该数据的其他节点读取，包括其他计算组的节点；对方没有数据或响应过慢时，再回源对象存储。
在某用户的真实业务场景中，开启 Peer Read 后：
主键点查的冷查询平均耗时从 4.45 秒降至 0.59 秒，查询速度提升约 7.5 倍；
P99 延迟从 7.69 秒降至 1.52 秒，对象存储请求次数减少约 98%。
在 TPC-H 1TB 冷读测试中，22 条查询的总耗时降低约 51%。
一、缓存孤岛：数据共享，缓存不共享
存算分离架构下，一个 Doris 集群可以挂载多个计算组，用于读写分离、在离线隔离和弹性扩缩容。数据和元数据在各计算组之间共享，任一计算组写入后，其他计算组立即可见。
但为了保证查询性能，每个计算组的 BE 都有各自的本地 File Cache，这一层并不共享：写入组已缓存的数据，读取组无法直接使用；读取组 A 已缓存的数据，读取组 B 同样用不上。每个计算组都成了一座“缓存孤岛”。前面提到的三类问题，都源于此。
各计算组共享对象存储中的数据，但本地缓存互不共享，读取组未命中时只能各自回源。
1.1 冷读为什么慢
对象存储擅长大块数据的吞吐，但单次请求的延迟远高于本地磁盘和同机房网络。很多查询在读取数据之前，需要先读取一批 Segment Footer 和索引，这些读取单次数据量很小，次数却很多。在第四节的主键点查测试中，每条查询平均发起 200 多次远端 IO，大部分是 Footer 和索引这类小块读取。这类查询的耗时，主要花在逐次等待对象存储的请求延迟上。
1.2 缓存预热与 Peer Read
Doris 在之前版本中，已经提供了缓存预热能力，包括写入后主动通知读取组的增量预热。预热的前提是事先知道哪些数据会被访问，在查询到来之前把数据从对象存储拉取到本地缓存。
对于预热尚未覆盖、只有在查询时才发现缓存未命中的数据，则可以通过 Peer Read 进行补充。
| 对比维度 | 缓存预热 | Peer Read |
|---|---|---|
| 触发时机 | 查询之前，主动将数据从对象存储拉取到本地缓存 | 查询时本地缓存未命中，从其他节点读取 |
| 前提 | 事先知道哪些数据会被访问，并配置预热任务或预热关系 | 无需预判数据冷热 |
| 适用场景 | 已知的热点数据、新导入数据的增量同步 | 预热未覆盖的冷读：扩缩容之后、缓存淘汰之后、预热尚未完成时 |
| 代价 | 每个读取组都需预留缓存空间，预热本身也要读取对象存储 | 读取时占用对端节点的网络和磁盘资源 |
两者可以配合使用：缓存预热提前加载已知热点数据，Peer Read 则在查询时补足未命中的缓存。
二、Peer Read 的工作原理
Peer Read 不引入新的缓存服务，直接复用各个 BE 已有的 File Cache。它只在本地 File Cache 未命中时介入，本地命中时读取路径不变。一次缓存未命中的处理流程如下：
Peer Read 处理一次缓存未命中：找到候选节点，只读取缺失的缓存块，必要时回源对象存储，最后回填本地缓存。
2.1 候选节点的来源
候选节点（下文称 Peer）有两个来源：
扩缩容时由 FE 指定：在同一计算组内，Tablet 从原 BE 迁移到新 BE 时，FE 会将原 BE 告知新 BE，作为最高优先级的候选。新 BE 首次读取即可从原 BE 获取缓存块，无需直接回源。
按需向 FE 查询：本地没有候选时，BE 在后台向 FE 查询该 Tablet 在各计算组的分布，当前读取不等待查询结果，先回源对象存储。一次冷查询内部有大量并发读取，读取第一个 Footer 时就会触发查询，因此同一条查询的后续读取通常已能使用 Peer。
此外，BE 会记录每个 Tablet 上次成功读取的计算组，下次优先向它请求。
2.2 只读取缺失的缓存块，并回填本地缓存
请求方只向 Peer 请求本地缺失的缓存块。数据返回后，一份交给当前查询，一份写入本地 File Cache，下次相同的读取即可命中本地缓存。
2.3 与对象存储竞速：Peer 优先 20 毫秒
Peer Read 默认与对象存储读取竞速。请求先发往 Peer，并给予 Peer 20 毫秒（可配置）的优先时间：Peer 在 20 毫秒内返回，就不再发起对象存储请求；超过 20 毫秒仍未返回，则同时读取对象存储，采用先返回的结果。
Peer 优先 20 毫秒：Peer 及时返回时不访问对象存储；Peer 较慢时两路同时读取，采用先返回的结果。
这一设计在两种极端之间取得平衡：如果 Peer 与对象存储同时发起请求，每次未命中都会多产生一次对象存储请求；如果一直等待 Peer，一个慢节点就会拖慢整条查询。
2.4 失败时自动回源
Peer 不可达、超时、没有对应数据或正在限流时，查询会自动回源对象存储，不会报错。系统还会持续维护候选列表：没有数据的节点移到列表末尾，连续失败的节点被剔除；某个 Tablet 的所有候选都反复未命中时，暂停一段时间的 Peer 尝试，避免反复请求无效节点。
2.5 由写入组代为回源
在一写多读场景下，可以将写入组指定为读取组的“填充计算组”。读取组向写入组请求数据时，如果写入组 BE 本身也没有缓存，就由它代为回源对象存储，先写入自己的 File Cache，再将数据返回给读取组。
写入组作为填充计算组：冷数据只回源一次，多个读取组共享写入组的缓存。
这样，多个读取组对同一份冷数据只需回源一次，缓存也集中在写入组上，其他读取组后续访问即可直接命中。填充有并发和超时上限，超过上限时由请求方自行回源。
三、TPC-H 1TB：冷读总耗时减少约一半
我们先用 TPC-H 1TB 数据集，在写入组和读取组之间做了冷读对照测试：写入组已缓存数据，读取组在每条查询执行前清空缓存，依次执行 22 条查询。
| 读取方式 | 22 条查询总耗时 | 对比直读对象存储 |
|---|---|---|
| 冷读，直读对象存储 | 323.3 秒 | 基准 |
| 冷读，开启 Peer Read | 158.6 秒 | 快约 2 倍，耗时减少 51% |
| 热读，本地缓存命中（参照） | 59.5 秒 | — |
测试条件：TPC-H 1TB；1 个 FE（4 核 16GB），6 个 BE（32 核 128GB，每个 BE 3 块 500GB 云盘），写入组和读取组各 3 个 BE；缓存块 1MB；Peer Read 使用默认的竞速模式。
开启 Peer Read 后，冷读总耗时从 323.3 秒降至 158.6 秒，整体查询速度提升约 2 倍。
进一步改用“先 Peer、失败再回源”的串行模式，总耗时为 155.5 秒，结果相近；在串行模式下逐条对比，22 条查询均快于直读对象存储，单条加速 1.4～3.3 倍。
3.1 写入组也未缓存时：代为回源的额外开销约 3%
上面的测试中，写入组已缓存了数据。如果数据刚刚写入、写入组自身也尚未读取过，读取组向写入组请求时，写入组同样未命中，就会代为回源：从对象存储读取数据，写入自己的缓存，再返回给读取组。
我们也测试了这种最坏情况：写入组和读取组都没有缓存，由写入组代为回源，22 条查询总耗时 332.4 秒，仅比读取组直读对象存储多约 3%。
测试条件同上，这组测试使用串行模式（先 Peer，失败再回源）。
这组数据说明两点：
代为回源几乎不增加开销：多经过一跳转发，总耗时只增加约 3%，开启填充计算组在最坏情况下也不会明显变慢。
收益体现在后续读取：这次读取之后，数据已保留在写入组的缓存中，其他读取组再读同一份数据，就相当于上表中“开启 Peer Read”的情形。多个读取组读同一份冷数据，原本需要各自回源，现在只需回源一次。
四、用户实践：一写多读 API 服务，冷查询提升约 7.5 倍
TPC-H 是标准的分析型负载，下面来看一个真实业务场景。
某用户在 SelectDB（基于 Apache Doris 的云服务）上采用一写多读架构：一个写入组持续导入新数据，多个读取组承载对外的 API 查询，查询以主键点查为主。新数据首次被查询时延迟波动明显；为了抑制波动，每个读取组都需要预留充足的缓存，同一份数据在多个计算组中各存一份。
接入 Peer Read 时，DBA 为该用户将写入组设为读取组的填充计算组：读取组本地未命中时，先从写入组读取；写入组也没有时，由写入组代为回源。
为了量化效果，该用户用业务表（Unique Key 主键模型）实测了 100 条主键点查：写入组先将数据读热；读取组清空缓存并重启后，分别在关闭和开启 Peer Read 时执行同样的 100 条查询，覆盖 100 个不同的 Tablet，串行执行，每条一次。
| 指标 | 冷读（关闭 Peer Read） | 冷读（开启 Peer Read） | 本地热读（参照） |
|---|---|---|---|
| 平均耗时 | 4.45 秒 | 0.59 秒 | 0.06 秒 |
| P99 耗时 | 7.69 秒 | 1.52 秒 | 0.09 秒 |
| 对象存储请求数 | 21,368 次 | 372 次 | 0 |
| 对象存储读取量 | 4.24 GiB | 约 186 KiB | 0 |
测试条件：每个计算组 1 个 BE，单轮串行执行。
开启 Peer Read 后，100 条查询都从 Peer 获取到了数据，且每一条都比关闭时快：平均耗时下降约 87%，提升约 7.5 倍；P99 下降约 80%。对象存储请求从 21,368 次降至 372 次，仅为原来的约 1.7%；由于对象存储按请求次数计费，这部分费用也随之下降。
相比如 TPC-H 这类以大块扫描为主的分析场景，点查场景提升更明显，原因在于第一节提到的小 IO：点查返回的数据量很少，耗时主要花在大量 Footer 和索引的小 IO 上，而 Peer Read 正好缩短了每一次小 IO 的等待时间。
注意，Peer Read 并不能替代本地缓存：它仍比本地热读慢一个数量级左右。它的作用是在本地缓存建立之前，先把冷读延迟降到可接受的水平。
五、在 Apache Doris 中启用 Peer Read
注意：Apache Doris 4.2 中，Peer Read 以实验特性提供，默认关闭。
5.1 开启步骤
确认所有 BE 已开启 File Cache（
enable_file_cache = true）。在所有 BE 上设置
enable_cache_read_from_peer = true。该开关同时控制同计算组和跨计算组的 Peer 读取。一写多读场景如需由写入组代为回源，在读取组的所有 BE 上设置
peer_cache_fill_compute_group_id，取值为写入组的计算组 ID（不是名称）。
5.2 验证是否生效
通过查询 Profile 中 SegmentIterator 节点下的以下指标，可以判断 Peer Read 是否生效、是否占优：
NumPeerIOTotal：通过 Peer 读取的次数；CrossCGPeerIOTotal：其中跨计算组读取的次数；PeerRaceWin/S3RaceWin：竞速中 Peer 与对象存储各自胜出的次数。
5.3 使用建议
跨计算组读取会占用对端计算组的网络和磁盘资源；被指定为填充计算组时，还会占用其对象存储带宽和缓存空间。对资源隔离有严格要求的业务，可以关闭 Peer Read。
计算组跨可用区部署时，跨计算组的 Peer 读取会产生跨可用区流量费用。
如果
S3RaceWin明显多于PeerRaceWin，说明当前环境下 Peer 并不比对象存储快：更关注对象存储请求费用时，可以调大优先时间（peer_race_hedge_delay_ms），让更多读取由 Peer 完成；更关注延迟时，可以直接关闭。Peer Read 仅作用于存算分离模式下的内表，Hive、Iceberg 等外表的读取不经过 Peer Read。
完整参数和排障方法请参考 Apache Doris Peer 读文档。
六、结束语
存算分离让数据只需存储一份，Peer Read 则让缓存也能在计算组之间共享：一个计算组已缓存的数据，其他计算组同样可以使用。读取组首次查询的新数据、扩容后的新节点、被淘汰后再次访问的数据，都可以优先从其他节点读取，而不必每次都从对象存储重新读取。
Peer Read 不引入新组件，失败时自动回源。在 TPC-H 1TB 测试中，它将冷读总耗时减少了一半；在用户业务表的主键点查中，它将冷查询平均耗时从 4.45 秒降至 0.59 秒。
Peer Read 将随即将发布的 Apache Doris 4.2 正式推出。阿里云瑶池 SelectDB 已默认开启 Peer Read，欢迎使用。
