如何设计一个分布式数据同步工具

为什么要自研，使用开源方案不行吗？

我们调研了业界主流的几个工具，都有一些无法满足我们需求的地方，如redis-shake要求源redis和目的redis分片必须对称，不支持高可用，xpipe不支持拓扑变化等等。所以，我们自研了redis-GunYu来实现这些需求。

下面我们对比了这几个主流工具和redis-GunYu的差异：

功能点	redis-shake/v2	DTS(alibaba)	xpipe	redis-GunYu
断点续传	Y(无本地缓存)	Y	Y	Y
支持分片不对称	N	Y	N	Y
拓扑变化	N	N	N	Y
高可用	N	N	Y	Y
数据一致性	最终	弱	弱	最终(分片对称) + 弱(不对称)

redis-GunYu还有一些其他优化点，如

• 对稳定性影响更小

  • 复制优先级：可用指定优先从从库进行复制或主库复制
  • 对RDB中的大key进行拆分同步

• 数据安全性

  • 本地缓存支持数据校验

• 对redis限制更少

  • 支持源和目标端不同的redis部署方式
  • 兼容源和目的redis不同版本

• 运维更加友好

  • 数据过滤：可以对某些正则key，db，命令等进行过滤
  • API：可以通过http API进行运维操作，如强制全量复制，同步状态，暂停同步等等
  • 监控：监控指标更丰富，如时间与空间维度的复制延迟指标

架构

如上图所示，源redis集群有3个节点，目标redis集群是4个节点；同步工具集群由2个节点组成：

• 每个节点都会有3个同步模块(因为源redis有3个分片)，互为主备，P2P对等结构，将工具故障带来的影响降到最低。
• 两个同步节点各自3个同步模块会独立进行选举，选出最新数据的节点为leader，其他节点为followers，followers从leader同步数据；如果leader节点故障，则最新数据的follower选举成为leader。

同步模块的内部实现

每个同步模块都分如下三个子模块

• 输入端：伪装成redis slave，从源redis节点(主节点或从节点)同步数据
• 通道端：即本地缓存，缓存RDB和AOF数据
• 输出端：从本地缓存读取数据写入到目标端redis主库

输入端和输出端暂时只支持redis，后续会扩展到消息队列、对象存储和数据库

集群

高可用

我们希望同步工具本身是高可用的，一个节点故障，其他节点可以接管其任务，继续提供服务。 同时，针对每个源redis节点，必须保证只有一个节点进行数据同步，否则数据就可能不一致，所以要选举出一个节点为leader，只有leader才能同步数据。 在分布式系统中，选举的实现通常分为两种

• 协商式：

  • 最新数据投票
  • 适用于有状态服务
  • 选举时间长

• 抢占式：

  • 先到先服务
  • 适用于无状态服务
  • 选举时间短

然而redis同步工具的选举有自己的特点

• 半状态化：有状态(缓存数据)，但数据并不重要
• 选举时间：越快越好

那么redis-GunYu该用哪种方式呢？

我们结合了两种实现方式，对其优缺点进行了取舍。如下图，有3个同步节点组成一个集群，同时依赖etcd集群辅助进行选举。

如果1个节点故障，那么其他2个节点会进入选举流程，如下图，A先发起竞选，所以A成功了，A暂时成为领导者(leader)，但B以跟随者(follower)身份连接到leader后，leader检查到B的数据更新，则会将领导权移交给节点B。

为什么要这么设计呢？

我们先思考下几个问题：

1. 同步工具主从节点之间的数据延迟有多大？
2. 是快速继续服务重要还是最新数据重要？
3. 1秒钟能从redis源端同步多少数据？

先进行抢占式选举：

• 能够减少选举时间，快速选出leader
• 同步工具主从延迟很低；就算抢占式选举出的leader数据不是最新的，由于同步的速度非常快，也会马上追上最新源端数据

再以数据新旧进行协商：

• 如果选出的leader数据落后很多，那么其他拥有更新数据的节点连接到leader后，leader会将领导权移交给最新数据的follower。所以如果新leader无法在瞬间追上源redis节点的数据，也会被其他节点抢夺leader权，这样就降低了源和目的redis数据差异

关于脑裂

试想一下，如果执行一条INCR操作，存在两个leader，那么这条操作就会被执行两次。还有更极端的情况，如下图所示，针对同一个key做SET、DEL、SET操作，如果两个leader，那么可能一个先执行了，另一个leader执行到DEL就退出了，那么这个key就被永远删除了。所以，要避免同时存在两个leader的情况发生。

在实现上，每个leader都有一个租期，leader要定期去etcd续租，否则，租期就会过期，即失去领导权。 如下图，租期为3秒，则每隔1秒续租一次，如果失败重试一次，再失败则租期失效，集群重新进入选举状态。

拓扑感知

在实际生产环境中，会对redis cluster进行扩容、缩容、槽位迁移、主从切换等操作，这些操作都会导致拓扑结构的变化，而我们要感知到这些变化以更改同步的策略，下面几种情况需要调整策略：

• 如前面所讲，每一个源redis节点，都会有一个对应的同步模块，扩容、缩容都会增加redis节点，那么同步模块就要相应增加或减少
• 如果用户指定从源redis集群的主节点进行同步，主从切换后，我们要能够切换到新主节点上。
• 我们的一致性策略是和拓扑相关的，如果拓扑结构变化，要检查是否需要切换一致性策略。

本地缓存

先看看本地缓存的几个需求

1. 数据管理

   1. RDB和AOF数据的管理
   2. 读写RDB和AOF数据
   3. 超过容量限制，回收缓存数据

2. 数据监控

   1. 读、写监控指标

3. 数据安全

   1. 数据校验
   2. 损坏数据处理
   3. 数据持久化策略

缓存数据的组织

每一个同步模块都对应一个缓存管道，管道由RDB和AOF有序地排列组成。实现中，用[left, right)区间来描述管道的数据范围，left表示最老数据，right表示最新数据；每个AOF和RDB都有自己的left和right来表示其所拥有的数据范围。AOF的left是AOF文件数据的起始偏移量(对应源redis节点的数据偏移)，right等于left+AOF大小RDB比较特殊，left表示为0，right表示redis创建RDB文件时的当前快照偏移量。

垃圾回收与读写

如果缓存数据量超过最大限制的阈值，则会触发垃圾回收，删除掉较老的RDB或AOF，将缓存数据量降低到阈值之下。redis-GunYu会优先回收老数据，但如果数据文件有被引用(正在读写)，则停止回收，等待引用为0再启动回收。

持久化策略

一个IO操作的IO栈是非常深的，从用户态到内核态，再到设备本身，都要经过一层层的缓存，每一个缓存都可能在程序崩溃、OS故障、机器断电等异常情况下丢失数据。而缓存的存在又是架构抽象和设备管理的必然产物，正如名言***“计算机科学中的所有问题都可以通过增加一个间接层来解决”***说的一样。\
下图展示了一个IO操作要经过的缓存（页缓存和块缓存物理上是指向同一内存的）。为了提高读写性能，缓存有自己的持久化策略，不会因为用户每次调用write都会将数据写入到磁盘，否则对于写操作来说，就会造成严重的写放大。例如内存页大小是8KB，而我们一条命令的大小可能是10B，如果写入10B的数据，马上就持久化到磁盘，就会实际造成8KB数据的写入，带来了严重的写放大，增加了写入延迟，同时也会缩短磁盘使用寿命。所以，我们要在性能和数据安全上做取舍，不能每次有数据写入都进行持久化。而对于缓存数据，真正造成丢失了也没有太大问题，重新从redis同步就可以了，只是会增加全量同步的风险。\
所以我们支持几种持久化策略，由用户自己选择：

• 由操作系统决定
• 定时持久化和脏数据大小满足一个条件即持久化
• 每次写入都持久化

数据校验

任何存储数据的设备都可能有损坏或故障的可能，如磁盘坏块，内存位翻转等等，所以我们需要对数据进行校验，以确保不会将错误的数据回放到目标端。如果CRC校验失败，则会丢弃本地缓存，重新从源端redis同步最新数据。

输入端

输入端模块会伪装成redis 从库(slave)，通过RESP协议从源redis节点同步数据。

为了支持断点续传，所以要记录已经同步数据的位置(称为偏移量, offset)，下次启动同步流程，则接着上次已同步的位置继续同步。

而这个同步位置，记录在目标redis节点上，每次启动要从目标redis获取偏移量，然后和本地缓存进行比较，具体比较过程如下：

• 如果 目标offset < 本地缓存最老数据(left) ：丢弃本地缓存，使用目标端偏移量进行同步
• 如果 本地缓存最老数据(left) < 目标offset < 本地缓存最新数据(right) ：使用本地缓存最新偏移量进行同步
• 如果 本地缓存最新数据(right) < 目标offset ：丢弃本地缓存，使用目标端偏移量进行同步

实际情况要复杂一些，需要考虑一些其他因素，如同步偏移量是否在源端reids的缓存区，复制ID变化问题，本地缓存数据与目标端redis数据的间隔过大，本地缓存垃圾回收等问题。

输出端

输出端分为三个步骤，解析RDB和AOF数据、处理数据、回放数据到目标端redis。

数据解析

RDB数据格式 ：

RDB数据布局如下图，

• 头部区域描述魔数，版本等
• 接下来是每个DB的key value分布
• 最后是尾部，用来记录CRC值

AOF数据格式

AOF类似数据库的WAL(write append log)文件，由一个个操作日志组成，每个日志按照类似TLV方式进行编码(type length value)。

第一个字符是类型，再是数据大小，最后是数据本身。

如下图SET操作日志

• *表示数组，3表示有3个元素
• $表示字符串，3表示字符串长度

所以这条日志是描述一个数组，有3个元素，分别表示为SET、key1、val1。

数据处理

数据处理主要对数据进行过滤，替换，如

• 按照命令过滤
• 按照前缀key过滤
• 过滤特殊命令：如过滤cluster，flushdb等命令(slot不对称flushdb不应该进行回放)

后面还会支持插件这种更为灵活的处理方式。

数据回放

数据回放是最为复杂的（将数据回写到目标端redis集群），要考虑的点非常多

• 如何保证一致性？
• 如何优化回放性能？
• 如何批量进行回放
• 以什么方式将数据回放到目标端redis
• 大key怎么回放

如何保证一致性

当源和目的redis集群的槽位对称时，每个目标redis节点都会维护一个单独的偏移量，分别记录源redis节点的数据偏移量；redis-GunYu将AOF命令和偏移量更新一起打包发送到目标端，这样保证数据一致性。下图中每个同步模块从自己的缓存队列中读取AOF数据，然后打包发送到目标端（图中红色方块为更新偏移量信息，绿色方块是AOF数据）。

当源和目的redis集群的槽位不对称时，整个目标redis集群维护一个偏移量，包含源redis节点的数据偏移量；

将发往同一个目标redis节点的命令打包一起发送，而偏移量则定期更新。

所以，如果同步程序崩溃，则有可能导致多回放数据，对于非类幂等操作则会导致数据不一致；当然正常退出是不会有这种问题的。

实际情况还考虑了一些其他场景，如偏移更新时机，回放性能，重定向和错误处理等等。

如何提高回放性能

我们希望在保证数据一致性的前提下，尽可能地提高回放性能，所以会对数据进行并发回放，同时也如前面所讲，会进行打包发送，在回放性能和低延迟之间进行平衡。

• 对于RDB，数据之间是没有依赖关系的，则可以并发回放数据
• 而AOF的操作日志，数据之间会有依赖关系，无法进行并发回放，必须保证回放的有序性。但是我们可以将其打包，一起发送到目标端，以减少网络传输带来的消耗。打包发送同时考虑打包策略，打包多少命令，打包命令的时间跨度，字节数，同时要考虑和偏移更新、事务的处理要保持兼容。不同的业务对延迟的敏感程度不一样，所以这些都要求可配置，以满足不同需求。

这是逻辑上的一些优化，同时还有一些语言机制的优化，如缓存的复用，锁的优化等。

如何进行回放

对于RDB数据的回放，我们会优先尝试使用restore命令进行回放，这样可以确保较好地性能，restore回放失败再尝试拆分成redis命令地形式进行回放。但有些情况例外，需要将数据结构拆分成命令形式进行回放，如

• 某些特殊数据结构，如FUNCTION
• 源和目标redis版本不一致，对于某些数据结构不兼容
• 数据结构太大

这块的处理是比较繁琐的，每个数据结构都要支持拆分成非restore命令进行回放，还要考虑源和目的版本，不同版本之间的命令兼容性等等。

可观测性

回放模块的可观测性也比较丰富，需要监控命令的数量、打包指标、失败指标、发送偏移、ack偏移，以及时间和空间上的同步延迟。若配置文件启用了时间同步延迟，则会在源redis端写入一个特殊的key，然后回放模块会检测到这个key，发送前会计算时间差以表示回放延迟，这样，通过监控就能看出源和目标redis集群的数据延迟。 下图为空间和时间上的同步延迟指标

最后

本文中，我们自顶向下了解了redis-GunYu实时同步工具的实现原理，如何摄取数据，缓存数据，处理数据，再到回放数据，以及工具本身的高可用实现。redis-GunYu还有很多需要完善、优化的地方，欢迎大家提交issue和PR。

【请关注，点赞】代码仓库地址 ：https://github.com/mgtv-tech/redis-GunYu