1 概述

TiDB 是 PingCAP 公司自主设计、研发的开源分布式关系型数据库，是一款同时支持在线事务处理与在线分析处理 (Hybrid Transactional and Analytical Processing, HTAP) 的融合型分布式数据库产品，具备水平扩容或者缩容、金融级高可用、实时 HTAP、云原生的分布式数据库、兼容 MySQL 5.7 协议和 MySQL 生态等重要特性。目标是为用户提供一站式 OLTP (Online Transactional Processing)、OLAP (Online Analytical Processing)、HTAP 解决方案。TiDB 适合高可用、强一致要求较高、数据规模较大等各种应用场景。

总结一下，Tidb 是个高度兼容 MySQL 的分布式数据库，并拥有以下几个特性：

• 高度兼容 MySQL：掌握 MySQL，就可以零基础使用 TIDB
• 水平弹性扩展：自适应扩展，基于 Raft 协议
• 分布式事务：悲观锁、乐观锁、因果一致性
• 真正金融级高可用：基于 Raft 协议
• 一站式 HTAP 解决方案：单个数据库同时支持 OLTP 和 OLAP，进行实时智能处理的能力

其中 TiDB 的核心特性是：水平扩展、高可用。

本文主要从 TiDB 的各类组件为起点，了解它的基础架构，并重点分析它在存储架构方面的设计，探究其如何组织数据，Table 中的每行记录是如何在内存和磁盘中进行存储的。

2 组件

先看一张 Tidb 的架构图，里面包含 TiDB、Storage(TiKV、TiFlash)、TiSpark、PD。其中的 TiDB、TiKV、PD 是核心组件；TIFlash、TiSpark 是为了解决复杂 OLAP 的组件。

TiDB 是 Mysql 语法的交互入口，TiSpark 是 sparkSAL 的交互入口。

2.1 TiDB Server

SQL 层，对外暴露 MySQL 协议的连接 endpoint，负责接受客户端的连接，执行 SQL 解析和优化，最终生成分布式执行计划。

TiDB 层本身是无状态的，实践中可以启动多个 TiDB 实例，通过负载均衡组件（如 LVS、HAProxy 或 F5）对外提供统一的接入地址，客户端的连接可以均匀地分摊在多个 TiDB 实例上以达到负载均衡的效果。TiDB Server 本身并不存储数据，只是解析 SQL，将实际的数据读取请求转发给底层的存储节点 TiKV（或 TiFlash）。

2.2 PD (Placement Driver) Server

整个 TiDB 集群的元信息管理模块，负责存储每个 TiKV 节点实时的数据分布情况和集群的整体拓扑结构，提供 TiDB Dashboard 管控界面，并为分布式事务分配事务 ID。

PD 不仅存储元信息，同时还会根据 TiKV 节点实时上报的数据分布状态，下发数据调度命令给具体的 TiKV 节点，可以说是整个集群的 “大脑”。此外，PD 本身也是由至少 3 个节点构成，拥有高可用的能力。建议部署奇数个 PD 节点。

2.3 存储节点

2.3.1 TiKV Server

负责存储数据，从外部看 TiKV 是一个分布式的提供事务的 Key-Value 存储引擎。

存储数据的基本单位是 Region，每个 Region 负责存储一个 Key Range（从 StartKey 到 EndKey 的左闭右开区间）的数据，每个 TiKV 节点会负责多个 Region。

TiKV 的 API 在 KV 键值对层面提供对分布式事务的原生支持，默认提供了 SI (Snapshot Isolation) 的隔离级别，这也是 TiDB 在 SQL 层面支持分布式事务的核心。

TiDB 的 SQL 层做完 SQL 解析后，会将 SQL 的执行计划转换为对 TiKV API 的实际调用。所以，数据都存储在 TiKV 中。另外，TiKV 中的数据都会自动维护多副本（默认为三副本），天然支持高可用和自动故障转移。

2.3.2 TiFlash

TiFlash 是一类特殊的存储节点。和普通 TiKV 节点不一样的是，在 TiFlash 内部，数据是以列式的形式进行存储，主要的功能是为分析型的场景加速。假如使用场景为海量数据，且需要进行统计分析，可以在数据表基础上创建 TiFlash 存储结构的映射表，以提高查询速度。

以上组件互相配合，支撑着 Tidb 完成海量数据存储、同时兼顾高可用、事务、优秀的读写性能。

3 存储架构

3.1 TiKV 的模型

前文所描述的 Tidb 架构中，其作为存储节点的有两个服务，TiKV 和 TiFlash。其中 TiFlash 为列式存储的形式实现的，可以参考 ClickHouse 的架构思路，二者具有相似性。本章节主要讨论 TiKV 的实现。

在上图中，TiKV node 所描述的就是 OLTP 场景下 Tidb 的存储组件，而 TiFlash 则是应对的 LOAP 场景。TiKV 选择的是 Key-Value 模型，作为数据的存储模型，并提供有序遍历方法进行读取。

TiKV 数据存储有两个关键点：

1. 是一个巨大的 Map（可以参考 HashMap），也就是存储的是 Key-Value Pairs（键值对）。
2. 这个 Map 中的 Key-Value pair 按照 Key 的二进制顺序有序，也就是可以 Seek 到某一个 Key 的位置，然后不断地调用 Next 方法，以递增的顺序获取比这个 Key 大的 Key-Value。

需要注意的是，这里描述的 TiKV 的 KV 存储模型，与 SQL 中的 Table 无关，不要有任何代入。

在图中 TiKV node 内部，有 store、Region 的概念，这是高可用的解决方案，TiDB 采用了 Raft 算法实现，这里细分析。

3.2 TiKV 的行存储结构

在使用 Tidb 时，依然以传统 “表” 的概念进行读写，在关系型数据库中，一个表可能有很多列。而 Tidb 是以 Key-Value 形式构造数据的，因此需要考虑，将一行记录中，各列数据映射成一个 key-value 键值对。

首先，在 OLTP 场景，有大量针对单行或者多行的增、删、改、查操作，要求数据库具备快速读取一行数据的能力。因此，对应的 Key 最好有一个唯一 ID（显示或隐式的 ID），以方便快速定位。

其次，很多 OLAP 型查询需要进行全表扫描。如果能够将一个表中所有行的 Key 编码到一个区间内，就可以通过范围查询高效完成全表扫描的任务。

3.2.1 表数据的 KV 映射

Tidb 中表数据与 Key-Value 的映射关系，设计如下：

• 为了保证同一个表的数据会放在一起，方便查找，TiDB 会为每个表分配一个表 ID，用 TableID 表示，整数、全局唯一。
• TiDB 会为每行数据分配一个行 ID，用 RowID 表示，整数、表内唯一。如果表有主键，则行 ID 等于主键。

基于以上规则，生成的 Key-Value 键值对为：

Key：  tablePrefix{TableID}_recordPrefixSep{RowID} 
Value: [col1,col2,col3,col4]

其中 tablePrefix 和 recordPrefixSep 都是特定的字符串常量，用于在 Key 空间内区分其他数据。

这个例子中，是完全基于 RowID 形成的 Key，可以类比 MySQL 的聚集索引。

3.2.2 索引数据的 KV 映射

对于普通索引，在 MySQL 中是有非聚集索引概念的，尤其 innodb 中，通过 B+Tree 形式，子节点记录主键信息，再通过回表方式得到结果数据。

在 Tidb 中是支持创建索引的，那么索引信息如何存储？ 它同时支持主键和二级索引（包括唯一索引和非唯一索引），且与表数据映射方式类似。

设计如下：

• Tidb 为表中每个索引，分配了一个索引 ID，用 IndexID 表示。
• 对于主键和唯一索引，需要根据键值快速定位到 RowID，这个会存储到 value 中

因此生成的 key-value 键值对为：

Key：tablePrefix{TableID}_indexPrefixSep{IndexID}_indexedColumnsValue
Value: RowID

由于设计的 key 中存在 indexedColumnsValue，也就是查询的字段值，因此可以直接命中或模糊检索到。再通过 value 中的 RowID，去表数据映射中，检索到 RowID 对应的行记录。

对于普通索引，一个键值可能对应多行，需要根据键值范围查询对应的 RowID。

Key:   tablePrefix{TableID}_indexPrefixSep{IndexID}_indexedColumnsValue_{RowID}
Value: null

根据字段值，可以检索到具有相关性的 key 的列表，在根据 key 中包含的 RowID，再拿到行记录。

3.2.3 映射中的常量字符串

上述所有编码规则中的 tablePrefix、recordPrefixSep 和 indexPrefixSep 都是字符串常量，用于在 Key 空间内区分其他数据，定义如下：

tablePrefix     = []byte{'t'}
recordPrefixSep = []byte{'r'}
indexPrefixSep  = []byte{'i'}

在上述映射关系中，一个表内所有的行都有相同的 Key 前缀，一个索引的所有数据也都有相同的前缀。这样具有相同的前缀的数据，在 TiKV 的 Key 空间内，是排列在一起的。

因此，只需要设计出稳定的后缀，则可以保证表数据或索引数据，有序的存储在 TiKV 中。而有序带来的价值就是能够高效的读取。

3.2.4 举例

假设数据库的一张表，如下：

CREATE TABLE User (
    ID int,
    Name varchar(20),
    Role varchar(20),
    Age int,
    PRIMARY KEY (ID),
    KEY idxAge (Age)
);

表中有 3 行记录：

1, "TiDB", "SQL Layer", 10
2, "TiKV", "KV Engine", 20
3, "PD", "Manager", 30
4, "TiFlash", "OLAP", 30

这张表中有一个主键 ID、一个普通索引 idxAge，对应的是列 Age.

假设该表的 TableID=10，则其表数据的存储如下：

t10_r1 --> ["TiDB", "SQL Layer", 10]
t10_r2 --> ["TiKV", "KV Engine", 20]
t10_r3 --> ["PD", "Manager", 30]
t10_r4 --> ["TiFlash", "OLAP", 30]

其普通索引 idxAge 的存储如下：

t10_i1_10_1 --> null
t10_i1_20_2 --> null
t10_i1_30_3 --> null
t10_i1_30_4 --> null

3.3 SQL 与 KV 映射

TiDB 的 SQL 层，即 TiDB Server，负责将 SQL 翻译成 Key-Value 操作，将其转发给共用的分布式 Key-Value 存储层 TiKV，然后组装 TiKV 返回的结果，最终将查询结果返回给客户端。

举例，“select count(*) from user where name=’tidb’;” 这样的 SQL 语句，在 Tidb 中进行检索，流程如下：

1. 根据表名、所有的 RowID，结合表数据的 Key 编码规则，构造出一个 [StartKey,endKey) 的左闭右开区间。
2. 根据 [StartKey,endKey) 这个区间内的值，到 TiKV 中读取数据
3. 得到每一行记录后，过滤出 name=’tidb’ 的数据
4. 将结果进行统计，计算出 count(*) 的结果，进行返回。

在分布式环境下，为了提高检索效率，实际运行过程中，上述流程是会将 name=’tidb’ 和 count( **) 下推到集群的每个节点中，减少无异议的网络传输，每个节点最终将 count(* *) 的结果，再由 SQL 层将结果累加求和。

4 RockDB 持久化

4.1 概述

前文所描述的 Key-Value Pairs 只是存储模型，是存在于内存中的，任何持久化的存储引擎，数据终归要保存在磁盘上。TiKV 没有选择直接向磁盘上写数据，而是把数据保存在 RocksDB 中，具体的数据落地由 RocksDB 负责。

这个选择的原因是开发一个单机存储引擎工作量很大，特别是要做一个高性能的单机引擎，需要做各种细致的优化，而 RocksDB 是由 Facebook 开源的一个非常优秀的单机 KV 存储引擎，可以满足 TiKV 对单机引擎的各种要求。这里可以简单的认为 RocksDB 是一个单机的持久化 Key-Value Map。

4.2 RocksDB

TiKV Node 的内部被划分成多个 Region，这些 Region 作为数据切片，是数据一致性的基础，而 TiKV 的持久化单元则是 Region，也就是每个 Region 都会被存储在 RocksDB 实例中。

以 Region 为单元，是基于顺序 I/O 的性能考虑的。而 TiKV 是如何有效的组织 Region 内的数据，保证分片均匀、有序，这里面用到了 LSM-Tree，如果有 HBase 经验一定不模式。

4.2.1 LSM-Tree 结构

LSM-Tree（log structured merge-tree）字面意思是 “日志结构的合并树”，LSM-Tree 的结构是横跨磁盘和内存的。它将存储介质根据功能，划分磁盘的 WAL(write ahead log)、内存的 MemTable、磁盘的 SST 文件；其中 SST 文件又分为多层，每一层数据达到阈值后，会挑选一部分 SST 合并到下一层，每一层的数据是上一层的 10 倍，因此 90% 的数据会存储在最后一层。

WAL：是预写 Log 的实现，当进行写操作时，会将数据通过 WAL 方式备份到磁盘中，防止内存断电而丢失。

Memory-Table：是在内存中的数据结构，用以保存最近的一些更新操作；memory-table 可以使用跳跃表或者搜索树等数据结构来组织数据，以保持数据的有序性。当 memory-table 达到一定的数据量后，memory-table 会转化成为 immutable memory-table，同时会创建一个新的 memory-table 来处理新的数据。

Immutable Memory-Table：immutable memory-table 在内存中是不可修改的数据结构，它是将 memory-table 转变为 SSTable 的一种中间状态。目的是为了在转存过程中不阻塞写操作。写操作可以由新的 memory-table 处理，而不用因为锁住 memory-table 而等待。

SST 或 SSTable：有序键值对集合，是 LSM 树组在磁盘中的数据的结构。如果 SSTable 比较大的时候，还可以根据键的值建立一个索引来加速 SSTable 的查询。SSTable 会存在多个，并且按 Level 设计，每一层级会存在多个 SSTable 文件。

4.2.2 LSM-Tree 执行过程

写入过程

1. 首先会检查每个区域的存储是否达到阈值，未达到会直接写入；
2. 如果 Immutable Memory-Table 存在，会等待其压缩过程。
3. 如果 Memory-Table 已经写满，Immutable Memory-Table 不存在，则将当前 Memory-Table 设置为 Immutable Memory-Table，生成新的 Memory-Table，再触发压缩，随后进行写入。
4. 写的过程会先写入 WAL，成功后才会写 Memory-Table，此刻写入才完成。

数据存在的位置，按顺序会依次经历 WAL、Memory-Table、Immutable Memory-Table、SSTable。其中 SSTable 是数据最终持久化的位置。而事务性写入只需要经历 WAL 和 Memory-Table 即可完成。

查找过程

1.根据目标 key，逐级依次在 Memory-Table、Immutable Memory-Table、SSTable 中查找

2.其中 SSTable 会分为几个级别，也是按 Level 中进行查找。

• Level-0 级别，RocksDB 会采用遍历的方式，所有为了查找效率，会控制 Level-0 的文件个数。
• 而 Level-1 及以上层级的 SSTable，数据不会存在交叠，且由于存储有序，会采用二分查找提高效率。

RocksDB 为了提高查找效率，每个 Memory-Table 和 SSTable 都会有相应的 Bloom Filter 来加快判断 Key 是否可能在其中，以减少查找次数。

删除和更新过程

当有删除操作时，并不需要像 B+ 树一样，在磁盘中的找到相应的数据后再删除。

1. 首先会在通过查找流程，在 Memory-Table、Immuatble Memory-Table 中进行查找。
2. 如果找到则对结果标记为 “删除”。
3. 否则会在结尾追加一个节点，并标记为 “删除”
   在真正删除前，未来的查询操作，都会先找到这个被标记为 “删除” 的记录。
4. 之后会在某一时刻，通过压缩过程真正删除它。

更新操作和删除操作类似，都是只操作内存区域的结构，写入一个标志，随后真正的更新操作被延迟在合并时一并完成。由于操作是发生在内存中，其读写性能也能保障。

4.3 RockDB 的优缺点

优点

1. 将数据拆分为几百 M 大小的块，然后顺序写入
2. 首次写入的目的地是内存，采用 WAL 设计思路，加上顺序写，提高写入的能力，时间复杂度近似常数
3. 支持事务，但 L0 层的数据，key 的区间有重叠，支持较差

缺点

1. 读写放大严重
2. 应对突发流量的时候，削峰能力不足
3. 压缩率有限
4. 索引效率较低
5. 压缩过程比较消耗系统资源，同时对读写影响较大

5 总结

以上针对 TiDB 的整体架构进行建单介绍，并着重描述了 TiKV 是如何组织数据、如何存储数据。将其 Key-Value 的设计思路，与 MySQL 的索引结构进行对比，识别相似与差异。TiDB 依赖 RockDB 实现了持久化，其中的 Lsm-Tree，作为 B+Tree 的改进结构，其关注中心是 “如何在频繁的数据改动下保持系统读取速度的稳定性”，以顺序写磁盘作为目标，假设频繁地对数据进行整理，力求数据的顺序性，带来读性能的稳定，同时也带来了一定程度的读写放大问题。

作者：京东物流 耿宏宇

来源：京东云开发者社区 自猿其说 Tech