优化无极限：盘古Master优化实践

优化无极限：盘古Master优化实践

盘古是一个分布式文件系统，在整个阿里巴巴云计算平台----“飞天”中，它是最早被开发出的服务，因此用中国古代神话中开天辟地的盘古为其命名，希冀能创建出一个全新的“云世界”。在“飞天”平台中，它是负责数据存储的基石性系统，其上承载了一系列的云服务（如图1所示）。盘古的设计目标是将大量通用机器的存储资源聚合在一起，为用户提供大规模、高可用、高吞吐量和良好扩展性的存储服务。盘古的上层服务中，既有要求高吞吐量，期待I / O能力随集群规模线性增长的“开放存储”；又有要求低时延的“弹性计算”，而作为底层平台核心模块的盘古必须二者兼顾，同时具备高吞吐量和低时延。

在内部架构上盘古采用Master / ChunkSer ver结构（如图2所示），Master管理元数据，多Master之间采用Primar y - Secondaries模式，基于PAXOS协议来保障服务高可用；ChunkServer负责实际数据读写，通过冗余副本提供数据安全；Client对外提供类POSIX的专有API，系统地提供丰富的文件形式，满足离线场景对高吞吐量的要求，在线场景下对低延迟的要求，以及虚拟机等特殊场景下随机访问的要求。

自5K项目以来，集群规模快速扩张到5000个节点，规模引发的相关问题纷至沓来。首当其冲的就是盘古Master IOPS问题，因为更大的集群意味着更多文件和更多访问，显然上层应用对存储亿级文件和十亿级文件集群的IOPS是有显著区别的。同时更大规模的集群让快速发展的上层应用看到了更多可能性，导致更多业务上云，存储更多数据，也间接导致了对IOPS的更高需求。此前盘古Master较低的IOPS已经限制了上层业务的快速扩张，业务高峰期时有告警，亟待提升。另外一个规模相关问题就是盘古Master冷启动速度，更多的文件和Chunk数导致更长的冷启动时间，影响集群可用性。

要解决上述问题，性能优化势在必行。但对于盘古这样复杂的大型系统，不可能毕其功于一役，需要在不同的阶段解决不同的性能瓶颈。优化通常会伴随整个生命周期，因此优化工作本身也需要进行经验、工具等方面的积累，为后续持续优化提供方便。因此在这次规模问题优化中，我们积极建设了自己的锁Profile工具，并依此解决了多个锁导致的性能问题；在解决主要的锁瓶颈后，我们进行了架构上的优化，包括Pipeline优化和Group Commit优化，取得了良好效果；最后我们通过对细节的不断深入，反复尝试，较好地解决了由规模导致冷启动时间过长的问题。

工具篇

在盘古这样复杂的大型系统上，锁是优化过程经常遇到的问题。优化的首要任务是找出具体瓶颈，切忌猜测和盲目修改代码。先用压测工具对盘古Master加压，通过Top、Vmstat等系统工具发现CPU负载不到物理核的一半，Context Switch高达几十万，初步怀疑是锁竞争导致。同事也觉得某些路径下的锁还有优化空间，但到底是哪些锁竞争厉害？哪些锁持有的时间长？哪些锁等待时间长？具体又是哪些操作需要这些锁？由于缺少切实可靠的数据支撑，不能盲目下手，而坚持数据说话是一个工程师应有的品质。

盘古Master提供了众多的读写接口，内部的不同模块使用了大量的锁，我们需要准确得知是哪类操作导致哪个锁竞争严重，此前常用的一些Profile工具难以满足需求，因此我们有必要打造自己的“手术刀”----锁分析工具，方便后续工作。

首先为了区分不同的锁，我们需要对代码中所有的锁进行统一命名，并将命名记录到锁实现内，同时为了区分不同的操作，还需要对所有的操作进行一个唯一的类型编号。在某个Worker线程从RPC中读取到具体请求时，将类型编号写入到该Worker线程私有数据中，随后在该RPC请求的处理过程中，不同锁的拿锁操作，都归类于该操作类型。在每个锁内部，维护一个Vector < LockPerfRecord > 数据，LockPerfRecord记录锁的Profile信息，具体定义如下：

 

每个操作对应Vector中的一个元素，线程私有数据中记录的操作编号即Vector下标。整体来看形成了表1中的稀疏二维数组，空记录表示该操作未使用对应锁。

 

具体实现上，Acquire Counts采用原子变量，时间测量上采用Rdtsc。谈到Rdtsc有不少人色变，认为有CPU变频、多CPU之间不一致等问题，但在长时间粒度（分钟级）和大量调用（亿次）的压测背景下，这些可能存在的影响不会干扰最终结果，多次实验结果也证实了这一点。其他实现细节，如定时定量（每n分钟或者每发起x次操作）发起不影响主流程的Perf Dump就不再赘述。整个代码在百行左右，对平台的侵入也很小，仅需要为每个锁添加一个初始化命名，在RPC处理函数的入口设定操作编号即可。

利器在手，按图索骥，对存在性能问题的锁进行各种优化。例如使用多个锁来替换原来全局唯一锁，减少冲突概率；减少加锁范围；使用无锁的数据结构，或者使用更轻量级的锁来优化。整个优化过程极富趣味性，经常是解决一个锁瓶颈后，发现瓶颈又转移到另外一个锁上，在工具的Profile结果中有非常直观的展示。先后优化了Client Session、Placement等模块中锁的使用，取得了显著的效果，CPU基本可以跑满，Context Switch大幅度下降，整个过程酣战淋漓。

架构篇

在锁竞争问题解决到一定程度后，继续进行锁的优化就很难在IOPS上取得较大收益。此时结合业务逻辑，我们发现可以从架构上做出部分调整，以提升整体的IOPS。

读写分离（快慢分离）

整个盘古Master对外接口众多，根据是否需要在Primary和Secondaries之间同步Operation Log来分成读和写两大类。所有读操作都不需要同步Operation Log，所有的写操作基于数据一致性必须同步。考虑到Primary和Secondaries随时都可能发生切换，要保证数据一致，Client端发送的每一个写请求，Primary必须在同步Operation Log完全成功后才能返回Client。显而易见，写比读要慢得多，如果让同一个线程池来同时服务读和写，将会导致怎样的结果呢？一个形象的隐喻是多车道的高速公路，想象一下如果一条高速公路上不按照速度来划分多车道，而是随心所欲地混跑，20码和120码的车跑在同一条车道上，整体的吞吐量无论如何也不会高。参照高速公路设计，进行快慢分离，耗时低的读操作占用一个线程池，耗时高的写操作使用另外一个线程池，双方互不干扰，进行这样一个简单的切分后，读IOPS得到显著提升，而写操作并未受影响。

Pipeline

读写分离后，读的IOPS性能得到极大提升，但写操作依然有待提升。写操作的基本流程如图3所示。

 

在Master端，写操作最大的时间开销在同步Operation Log到Secondaries。这里的关键缺陷在于同步Operation Log期间，工作线程只能被动地等待一段相当长的时间，这个过程包括将数据同步到Secondaries上，并由Secondaries将这个数据同步写入到磁盘，由于涉及到同步写物理磁盘（而非写Page Cache），这个时间是毫秒量级。所以写操作的IOPS肯定不会高。定位问题后，在结构上稍做调整如图4所示。

 

类似中断处理程序，整个RPC的处理流程分成了上半部和下半部，上半部由Worker线程处理Request，将Operation Log提交到Oplog Server，不再阻塞等待同步Oplog成功，而是接着处理下一个Request。下半部的工作包括填充Response，将Response写入到RPC Server，下半部由另外一个线程池承担，通过Oplog同步成功的消息触发。这样Worker线程源源不断地处理新的Request，写操作IOPS显著提升。由于只有同步Oplog完全成功才会返回Response，所以数据一致性与此前的实现相同。

Group Commit

经过Pipeline优化后，写操作性能显著提升，但我们对结果依然不太满意，想进一步提升IOPS，为上层客户提供一个更好的结果。继续Profile，发现新实现下同步Oplog吞吐量较低，主要原因是每个写请求都导致一次主备间同步Oplog，而且这条Oplog在Primary和Secondaries上都需要同步写到磁盘。压力较高时，将有大量的同步RPC和小片数据同步写磁盘，导致吞吐量低。通常分布式系统会使用Group Commit技术来优化这个问题，将时间上接近的Oplog组成一个Group，整个Group一次提交，吞吐量可以明显提升。但传统的Group Commit会带来Latency的明显增加，需要在吞吐量和Latency之间做权衡。鱼与熊掌如何兼得？我们对Group Commit过程进行了适当优化，较好地解决了这个问题。

将组Group和同步Group分离，前者由一个Serialize线程承担，后者由Sync线程完成。Serialize线程作为生产者，Sync线程作为消费者，两者通过一个队列来共享数据，当Serialize线程发现队列中大于M个Group等待被同步的时候，将暂停组新的Group；而当Sync线程发现队列中等待的Group小于N个的时候，将唤醒Serialize线程组新的Group，由于Serialize线程经过了一段时间的等待，积累了一批数据，此时可以组成更大的Group，同时又不会造成Latency的提升。当整个系统负载低的时候，队列为空，Serialize无需等待，Latency很低；当系统负载较高的时候，队列中有堆积，此时暂停Serialize，也不会增加额外的Latency，而且随后可以组成较大的Group，获得高吞吐量收益。通过对Serialize和Sync操作的压力测试，可以确定最优化的M、N值。

细节篇

专注细节，做深做透对一个大型复杂系统而言尤为重要。在整个优化过程中，我们遇到很多富有趣味性的细节问题，经过深入的挖掘后，取得了良好的成果。其中具有代表性的一个例子就是Sniff的深入优化。

在5K项目前，盘古Master冷启动时间以小时计，5K后由于规模扩张，Chunk数剧增，冷启动时间会更长。冷启动时，需要做Sniff操作，获取所有ChunkServer上Chunk的信息（Chunk的数量在十亿数量级），将这些信息汇聚到几个Map结构中，在多线程环境下Map结构的插入和更新必须锁保护。通过锁工具Profile也证实瓶颈就在锁保护的Map上。所以缩短启动时间就转化为如何对锁保护的Map进行读写性能优化这样一个十分具体的细节问题。为了减少锁竞争，调整结构如图5所示。

引入一个无锁队列，所有的工作线程将数据更新到无锁队列，随后由单一线程从无锁队列中批量更新到Map，调整后Sniff期间Context Switch从40万降低到4万左右，耗时缩减到半小时，效果显著。但我们依然觉得过长，继续深挖，发现此时CAS操作异常频繁，而且单一的更新线程已经占满一个核，继续优化感觉无从下手了，此时回过头来研究业务特点，看看能否根据业务特点来减少某些约束。功夫不负有心人，最终我们发现了一些非常有趣的细节，即在Sniff阶段，我们基本不读取这些Map，只在Sniff完成后，第一个写请求的处理过程中需要读取Map，这意味着只要Sniff完成后Map结果保证正确即可，而在Sniff过程中，Map更新不及时导致的不准确是可接受的。根据这个细节，我们让每个工作线程在TSD（线程私有数据）中缓存一个同类型的Map，形成图6中的结构。

每个工作线程直接将Sniff数据更新到线程私有的Map中，这个过程不需要锁保护，当TSD中汇聚的数据超过一定规模，或者数据沉淀了一定时间后再提交到无锁队列中，这样此前每个数据进一次无锁队列变成了批量数据进一次队列，效率明显提升。当然这里也产生了一个新的问题，Map进入无锁队列是由前端Sniff数据驱动的，当Sniff完成时，前端再无数据驱动，TSD中可能滞留了一批“沉没”数据无法提交到队列中，影响最终结果的准确性，这里我们引入一个超时线程来解决这个问题。最终优化完成后，Sniff在数分钟内完成。

总结与展望

经过这一轮优化，Master IOPS有数倍提升，冷启动时间大幅缩减，取得了良好效果。优化过程中我们形成了如下的一些共识，希望能对后续工作有所指导。

性能优化不仅仅是一项工作，更是一种锲而不舍、精益求精的态度，优化没有终点，我们一直在路上！