| 编辑推荐: |
本文主要介绍Raft在CMQ中的应用的详细过程,希望对您的学习有所帮助。
本文来自于云社区，由火龙果软件Alice编辑推荐。 |
|
接《Raft 算法原理及其在 CMQ 中的应用（上）》
三 Raft在CMQ中的应用
早期我们在rabbitmq的基础上搭建了一套可扩展消息中间件CRMQ1.0，由于rabbitmq的GM同步算法在性能等方面存在瓶颈，所以自研了基于raft算法的内部版本CRMQ2.0和腾讯云CMQ，在保证强一致高可靠的前提下，性能和可用性都有显著提升。实现上采用了生产Confirm
+ 消费Ack机制保证消息不丢失，Confirm和Ack机制均通过raft来保证。生产的消息通过Raft转为Entry同步到大多数节点并提交，完成后各节点状态机应用该Entry，将消息内容写入磁盘，之后由Leader节点回复客户端Confirm，表示消息生产成功。消费时客户端从Leader节点拉取消息，消费完成后通过Ack命令通知服务端消息已消费可删除，Ack请求经Raft同步后，各节点应用该请求，之后消息被删除不会再投递。下面介绍详细过程：
生产流程：
1）生产者将生产消息的请求发往Leader的Raft模块。
2）Raft模块完成Entry的创建和同步。
3）大多数节点上持久化并返回成功后Entry标记为Committed。
4）所有节点的State Machine应用该日志，取出实际的生产请求，将消息内容写入磁盘，更新ApplyIndex。该步骤不需要刷盘。
5）Leader回复客户端Confirm，通知生产成功。
6）如果此后机器重启，通过raft日志恢复生产消息，保证了已Confirm的消息不丢失。
消费流程：
1）消费者从Leader节点拉取消息。
2）Leader收到后从磁盘加载未删除的消息投递给客户端。
3）客户端处理完成后Ack消息，通知服务器删除消息。
4）Ack请求经Raft同步后标记为Committed。
5）各节点状态机应用该日志，将消息对应的bit置位，将其设置为已删除并更新ApplyIndex。
6）通知客户端删除成功。
7）如果机器重启，通过Raft日志恢复Ack请求，保证了已删除的消息不会再投递。
快照管理：
快照管理与业务紧密相关，不同系统快照制作的成本差异很大，CMQ中快照的内容十分轻量，一次快照的耗时在毫秒级，平均5min创建一次，各节点独立完成。实现上内存中维护了一份动态的快照，制作快照时首先拷贝出动态快照的副本，之后处理流继续更新动态快照，用拷贝出的副本创建快照文件，不影响实际的处理流。快照具体内容包括：
1）term：快照对应Entry的term （参照算法）
2）index：快照对应Entry的 index （参照算法）
3）node_info：Entry时的集群配置信息。
4）topic info：每个队列一项。CMQ中同一队列生产的消息顺序写入，分片存储，因此只需记录最后一个分片的状态（分片文件名，文件偏移量）。
5）queue info：每个队列一项。CMQ中采用bitmap记录消息的删除情况，在内存中维护，在制作快照时dump到快照文件。
可靠性：业界统一的衡量标准为RPO(Recovery Point Objective)，反映故障时数据恢复完整性的指标。由于只有提交的日志才会被应用到状态机，且raft日志在写入时会强制刷盘，所以故障重启后通过快照+raft日志即可恢复，不会丢失数据，RPO=0。不过，如2.7节所述，Leader故障时可能会产生重复数据，需要通过幂等性保证或去重机制来解决该问题。
可用性：业界统一的衡量标准为RTO(Recovery Time Objective)，反映故障时业务恢复及时性的指标。follower故障对系统没有影响（RTO=0），leader故障时其他节点通过自发选出新leader，而且CMQ中前端具备自动重连功能，当连接断开后会自动寻找新leader，系统不可用时间大大降低。目前CMQ中配置的选举超时时间为2s~4s，在不考虑选举冲突的前提下，RTO上限为4s。
在CMQ中，Leader通过与Follower的心跳判断自己是否已网络分区，当检测到分区时（大多数节点上次心跳回复时间距现在超过2s），主动断开前端连接，前端发现后会自动寻找新Leader。这段时间内客户端请求会超时，在连上新Leader后，客户端重试之前超时的任务，后续请求恢复正常。
四 Raft算法性能优化
Raft算法的性能瓶颈主要有两方面：
1） 每次日志写入后都需要刷盘才能返回成功，而刷盘是一个比较耗时的操作。
2） 由于算法限制，所有的请求都由Leader处理，不能做到所有节点皆可提供服务。
针对以上两个问题，我们做了以下优化：
1）Batch Processing：在请求量较大时，并不是每一条日志写入都刷盘，还是累积一定量的日志后集中刷盘，从而减少刷盘次数。对应的，在同步到Follower时也采用批量同步的方式，Follower接收后将日志批量写盘。
2）Multi-Raft： 进程中同时运行多个raft实例，机器之间组建多raft 组，客户端请求路由到不同的group上，从而实现多主读写，提高并发性能。通过将leader分布在不同机器上，提高了系统的整体利用率。
3）Async-rpc： 在日志同步过程中采用同步rpc方式，在一端处理时另一端只能等待，性能较差。我们采用异步的方式使得leader端发送和Follower端处理并发进行。发送过程中leader端维持一个发送窗口，当待确认的rpc数达到上限停止发送，窗口值上限：
在与同属于高可靠(多副本同步刷盘)的Rabbitmq性能对比中，相同压测场景下CMQ速度可以达到RabbitMQ的四倍左右。
以下为TS60机器1KB消息大小时性能数据：
测试中CMQ采用单Raft组方式以保证测试公平性。监控显示CPU、内存和网卡均未达到瓶颈，系统瓶颈在磁盘IO，iostat显示w_await远大于svctm。主要原因在于刷盘耗时，造成写操作排队等待。
实际生产环境CMQ中我们将raft组和磁盘进行绑定，实现raft组之间磁盘的隔离，一方面保证了磁盘的顺序读写，另一方面充分利用机器的cpu
、内存、网卡等资源。
五 通用Raft库
CMQ中完整实现了Raft算法并解决了很多细节难点。考虑到分布式系统设计的复杂性，如果开发者只专注于业务相关部分，将可以显著降低开发难度，提高系统的质量，所以我们将CMQ中的raft部分以库的方式独立出来，使用者用它即可搭建一套强一致高可用分布式系统。目前该库已经完成基线版本开发并在部门落地使用，验证完成后会陆续开放给更多业务使用。
六 总结
消息中间件通常分为高可靠版本和高性能版本两种。CMQ是一款金融级的高可靠分布式消息中间件，通过raft保证了消息的可靠不丢失。同时在性能和可用性方面相比竞品都有显著提高。
Raft算法强调了Leader的地位，选举和日志同步都是围绕Leader展开。由Leader负责处理所有请求保证了系统的强一致性；Leader选举和日志同步算法保证了数据的可靠不丢失；此外上述步骤只需要大多数正常互联即可，从而极大提高了系统的可用性，少量机器故障不受影响。不过，所有请求由Leader处理并没有充分利用从节点的资源，目前google的Spanner已支持从从节点读取，后续我们也会在这方面作更进一步的研究。Raft算法易于理解和工程化，相信未来会应用在越来越多的分布式系统中。
|
