Titus 网关中的缓存一致性机制

简介: Titus 网关中的缓存一致性机制

API 网关引入缓存可以在不影响数据一致性的前提下,有效优化接口时延。本文介绍了 Netflix 在 Titus 网关上引入缓存的实践,比较了有无缓存对访问时延的影响。原文: Consistent caching mechanism in Titus Gateway


前言


Titus 是 Netflix 的云容器运行时,可大规模运行和管理容器。自从 Titus最初以高级Mesos框架发布以来,已经从基于 Mesos 构建演变为基于 Kubernetes,并能够处理越来越多的容器。随着 Titus 用户数逐年增加,系统负载和压力也大幅增加,最初的假设和架构选择已不再可行。本文介绍了当前 Titus 如何通过水平扩展来处理海量 API 调用。


为此我们在 API 网关层引入了缓存机制,可以在不放弃严格数据一致性的前提下,将数据处理从选举为领导者的控制器中卸载,并保证客户端的可观察性。Titus API 客户端总是能够获取到最新(不是过时的)版本的数据,而不用管是哪个网关节点为其提供服务,或者以何种顺序提供服务。


概述


下图介绍了单个 Titus 集群(又称 cell)的简化高层架构:


image.png


Titus Job Coordinator 是被选举出管理系统活跃状态的领导者进程,活跃数据包括当前正在运行的作业和任务。当新领导者被选出时,需要从外部存储加载所有数据。在变更内存状态之前,变更首先持久化到活跃数据存储中。已完成的作业和任务数据首先移动到归档存储中,然后才从活跃数据存储和领导者的内存中删除。


Titus Gateway 负责处理用户请求。用户请求可以是作业创建请求、对活跃数据存储的查询,或者对归档存储的查询(后者在 Titus Gateway 中直接处理),请求在所有 Titus Gateway 节点上实现负载均衡。所有节点的读取都是一致的,因此不管哪个 Titus Gateway 实例都可以为查询提供服务。例如,可以通过一个实例发送写操作,并从另一个实例进行读操作,可以完全保证数据读取一致性。Titus Gateway 总是连接到当前 Titus Job Coordinator 的领导者节点,在领导者节点发生故障转移期间,对活跃数据的所有读写读操作都将被拒绝,直到重新和活跃领导者节点建立连接。


在系统的初始版本中,对活跃数据集的所有查询都被转发到单例 Titus Job Coordinator 上。所有请求都会接收到最新数据,客户端不会遇到read-your-write或monotonic-read问题:


image.png


Titus API 上的数据一致性是非常有用的,可以简化客户端实现。因果一致性,包括 read-your-writes 和 monotonic-reads,使客户端不必实现同步机制。在PACELC术语中,我们选择 PC/EC,在提高读的理论可用性的同时,对写具有与之前系统相同的可用性。


例如,批处理工作流编排系统可以创建多个作业,这些作业是单个工作流执行的一部分,并在创建作业之后,监视作业的执行进度。如果系统创建了新作业,立即查询以获取其状态,如果存在数据同步滞后的情况,系统可能会认为作业丢失了,必须创建一个替换作业。在这种情况下,系统将需要直接处理数据同步的延迟,例如,可以通过超时或面向客户端的更新跟踪机制。由于 Titus API 的读取总是反映最新的一致状态,因此不需要这样的变通方式。


随着通信量的增长,处理所有请求的单一领导者节点开始过载,响应延迟开始增加并且领导者服务器正以危险的高利用率运行。为了缓解这个问题,我们决定直接处理来自 Titus Gateway 节点的所有查询请求,但仍然维持最初的一致性保证:


image.png


来自 Titus Job Coordinator 的状态通过持久流连接复制,具有较低的事件同步延迟。Titus Job Coordinator 提供一种新的连接协议允许监控缓存一致性级别,并确保客户端总是接收到最新的数据版本,缓存与当前主进程保持同步。当发生故障转移(由于当前领导者节点发生故障或系统升级)时,从新当选的领导者节点加载新的快照,以替换之前的缓存状态。处理客户端请求的 Titus 网关现在可以水平扩展,这些机制的细节和工作原理是本文的主要主题。


如何知道缓存是最新的?


对于从一开始就基于数据版本一致性控制方案构建的系统来说,这个问题很简单,并且可以要求客户端遵循既定协议。Kubernetes 就是个很好的例子,从 Kubernetes 集群中读取的每个对象和每个集合都有唯一的版本号,这个版本号是单调递增的,用户可以请求自上次收到的修订版本以来的所有更改。更多细节请参见Kubernetes API概念共享通知器模式(Shared Informer Pattern)


在我们案例中,不希望更改 API 契约,并对用户施加额外的约束和要求。这样做需要将大量客户端从旧有 API 迁移到受影响的团队(帮助我们解决 Titus 的内部可伸缩性问题除外)。根据经验,这样的迁移需要消耗大量工作,特别是在迁移时间轴不完全受我们控制的情况下。


为了履行现有 API 合约,必须确保对于在 T0 时间收到的请求,返回给客户端的数据是从 Titus Job Coordinator 缓存中读取的包含到 T0 时间为止的所有状态更新。


image.png


数据从 Titus Job Coordinator 传输到 Titus Gateway 缓存的路径可以描述为具有不同处理速度的事件队列序列:


image.png


事件源生成的消息可以在任何阶段进行缓冲。此外,由于从 Titus Gateway 到 Titus Job Coordinator 的每个事件流订阅都建立了处理流水线的不同实例,因此每个网关实例中的缓存状态可能有很大不同。


我们假设一系列事件 E1E10,在 T1 时间的两个 Titus Gateway 实例流水线中的位置:


image.png


如果客户端在 T1 时间访问 Titus Gateway 2,将会读取到 E8 版本的数据。如果向 Titus Gateway 1 发出请求,其缓存相对于另一个网关是旧的,因此客户端可能读取到旧版本的数据。


在这两种情况下,缓存中的数据都不是最新的。如果客户端在 T1 时间创建了一个新对象,而对象的值被事件更新 E10 获取,那么在 T1 时,该对象在两个网关中都不存在。成功完成创建请求的客户端也许会感到惊讶,因为后续查询返回了 not-found 错误(违反 read-your-write 一致性)。


解决方案是刷新时间 T₁之前创建的所有事件,并迫使客户端等待缓存接收到所有事件。这项工作可以分为两个步骤,每个步骤都有自己独特的解决方案。


实现细节


我们通过结合两种策略解决了缓存同步问题(如上所述):


  • Titus Gateway <-> Titus Job Coordinator 在线同步协议。
  • 在单个服务器进程中使用高分辨率单调时间源,如 Java 的 nano 时间。Java 的 nano 时间被用作 JVM 中的逻辑时间,以定义 JVM 进程中发生的事件顺序。也可以用基于原子整数值生成器对事件进行排序作为替代解决方案。使用本地逻辑时间源可以避免分布式时钟同步问题


如果 Titus Gateway 订阅了没有同步步骤的 Titus Job Coordinator 事件流,则无法估计有多少数据过时。为了保证 Titus Gateway 接收到在某个时间 Tn 之前发生的所有状态更新,两个服务之间必须显式同步。下面是我们实现的协议:


  1. Titus Gateway 接收客户端请求(querya)。
  2. Titus Gateway 向本地缓存请求获取最新版本数据。
  3. Titus Gateway 中的本地缓存记录本地逻辑时间,并以 keep-alive 消息(keepalivea)的形式将其发送给 Titus Job Coordinator。
  4. Titus Job Coordinator 将保持活跃请求与请求到达的本地逻辑时间 Ta 一起保存在本地队列(KAaTa)中。
  5. Titus Job Coordinator 向 Titus Gateway 发送状态更新,直到前者观察到状态更新事件,其时间戳超过了所记录的本地逻辑时间(E1, E2)。
  6. 这时,Titus Job Coordinator 为 keep-alive 消息发送确认事件(KAa keep-alive ACK)。
  7. Titus Gateway 接收到 keep-alive 确认,因此知道本地缓存包含了直到发送 keep-alive 请求时发生的所有状态更改。
  8. 此时,可以从本地缓存处理初始客户端请求,确保客户端获得足够新的数据版本(responsea)。


整个流程如下图所示:


image.png


以上流程解释了如何将 Titus Gateway 缓存与 Titus Job Coordinator 中的真实源同步,但没有说明 Titus Job Coordinator 中的内部队列是如何处理直到所有消息都处理完毕的。这里的解决方案是向每个事件添加逻辑时间戳,并确保在事件流中发出的消息之间有最小的时间间隔。如果由于数据更新而没有创建足够的事件,则生成模拟消息并将其插入到流中。模拟消息确保每个 keep-alive 请求在限定的时间内得到确认,从而避免无限期等待系统中发生某些更改。例如:


image.png


TaTbTcTdTe 是高分辨率单调逻辑时间戳。在 Td 时间插入模拟消息,因此事件流中两个连续事件之间的间隔总是低于一个可配置的阈值。将这些时间戳值与 keep-alive 请求到达时间戳进行比较,以了解何时可以发送 keep-alive 确认。


此外还有一些优化技术,以下是在 Titus 中实现的:


  • 在为每个新的客户端请求发送 keep-alive 请求之前,等待固定的间隔,并为在此期间到达的所有请求发送一个 keep-alive 请求。因此 keep-alive 的最大请求速率受 1/max_interval 的限制。例如,如果 max_interval 设置为 5ms,则 keep-alive 最大连接请求速率为 200 req/sec。
  • 在 Titus Job Coordinator 中分解多个 keep-alive 请求,向最新的一个请求发送响应,该请求的到达时间戳小于通过网络发送的最后一个事件的时间戳。在 Titus Gateway 端,具有给定时间戳的 keep-alive 响应确认所有挂起的请求,其 keep-alive 时间戳早于或等于接收到的请求。
  • 对于没有时序要求的请求,不要等待缓存同步,从每个 Titus Gateway 上的本地缓存提供数据。能够容忍最终一致性的客户端可以选择使用这个新的 API,以减少响应时间并提高可用性。


根据到目前为止所介绍的机制,我们尝试估算不同场景下到达 Titus Gateway 的客户端请求的最大等待时间。假设最大 keep-alive 间隔是 5ms, Titus Job Coordinator 中发出的事件之间的最大间隔是 2ms。


假设系统处于空闲状态(对数据不做任何更改),并且客户端请求到达的时间是新的 keep-alive 请求等待时间开始的时间,那么缓存更新延迟等于 7 毫秒+网络传播延迟+处理时间。如果忽略处理时间,并假设网络传播延迟<1ms(因为只需发回很小的 keep-alive 响应),那么在典型情况下,应该预期延迟为 8ms。如果客户端请求不需要等待发送 keep-alive 请求,并且在 Titus Job Coordinator 中立即确认 keep-alive 请求,则延迟等于网络传播延迟+处理时间,估计小于 1ms。缓存同步带来的平均延迟约为 4ms。


随着状态更改事件和客户端请求的增加,网络传播延迟和流处理时间开始成为更重要的因素。然而,Titus Job Coordinator 现在可以将其服务高带宽流的能力提供给有限数量的 Titus Gateway,依靠网关实例服务客户端请求,而不是自己为所有客户端请求提供有效负载。Titus Gateway 可以横向扩展,以匹配客户端请求量。


我们对低请求量和高请求量的场景进行了经验测试,结果将在下一节中介绍。


性能测试结果


为了展示系统在使用和不使用缓存机制时的表现,我们运行了两个测试:


  • 低/中等负载的测试显示,由于缓存同步机制的开销,延迟中位数增加了,但 P99 的延迟更低。
  • 负载接近 Titus Job Coordinator 容量峰值时的测试,超过峰值后原始系统将崩溃。以前的结果是成立的,显示缓存解决方案具有更好的可伸缩性。


下面测试中的单个请求由一个查询组成,该查询大小适中,是 100 条记录的集合,序列化后响应大小约为 256KB。总有效负载(请求大小乘以并发请求数)在第一个测试中需要大约 2Gbps 的网络带宽,在第二个测试中需要大约 8Gbps 的网络带宽。


中等负载水平


该测试展示了中等负载系统中缓存同步对查询延迟的影响。此测试的查询速率设置为每秒 1000 个请求。


image.png


由于增加了同步延迟,在没有缓存的情况下,延迟中位数是我们在引入缓存机制后观察到的延迟的一半。但好处是在最差情况下的 P99 延迟降低了 90%,从没有缓存时的 292 毫秒下降到有缓存时的 30 毫秒。


负载水平接近 Titus Job Coordinator 的最大值


如果 Titus Job Coordinator 必须处理所有查询请求(当缓存未启用时),那么其处理流量的能力将达到每秒 4000 查询,并在大约 4500 查询/秒时崩溃(延迟急剧增加并且吞吐量快速下降)。因此,最大负载测试保持在每秒 4000 查询。


image.png


在不启用缓存的情况下,P99 徘徊在 1000 毫秒左右,P80 徘徊在 336 毫秒左右,而启用缓存的 P99 为 46 毫秒,P80 为 22 毫秒。在没有缓存的情况下,中位数在 17ms 时看起来比在启用缓存时的 19ms 更好。但应注意的是,在保持相同的延迟百分比的情况下,启用缓存的系统可以线性扩展支持更多的请求负载,而没有缓存的系统只能支持大约 15%的额外负载。


在启用缓存时,将负载翻倍并不会增加延迟。以下是每秒运行 8000 查询请求时的延迟百分比:


image.png


结论


在达到之前系统的垂直扩展极限之后,我们很高兴实现了真正的解决方案,使(在实际意义上)Titus 只读 API 实现了无限可伸缩性。当流量较低时,能够通过牺牲一定的时延中位数来实现更好的尾部延迟,并获得了横向扩展 API 网关处理层的能力,以处理流量的增长,而无需更改 API 客户端。升级过程完全透明,没有一个客户端在迁移期间以及之后察觉到 API 行为的任何异常或更改。


这里介绍的机制可应用于任何依赖单一领导者组件作为托管数据真实源(数据适合在内存中存储)的系统,并能够实现较低的时延。


至于参考技术,有大量关于缓存一致性协议的文献,包括多处理器体系架构(Adve & Gharachorloo, 1996)和分布式系统(Gwertzman & Seltzer, 1996)。我们的工作符合 Gwertzman 和 Seltzer(1996)在调查报告中探索的客户轮询和失效协议机制。在读取副本中促进线性化的集中时间戳与Calvin系统(例如FoundationDB等系统中的实际实现)以及 AWS Aurora中的副本水印类似。

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