网易视频云:分布式一致性

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分布式系统的一致性问题总是伴随数据复制而生, 数据复制技术在提高分布式系统的可用性、可靠性和性能的同时,却带来了不一致问题。 理想情况下, 多个副本应该是应用透明的, 从外界看来多副本如同单副本, 而事实上维护一致性非常困难。试想一下, 写入新数据时, 某副本所在的服务器宕机,或者突然发生了网络错误, 此时该如何处理? 是继续重试等待故障消失呢,还是放弃写入故障副本? 若继续重试写入, 则导致系统不可用,影响业务; 而放弃写入则副本数据不同步,产生了差异, 会不会对应用会造成影响? 这似乎是个两难问题, 看似无法抉择。 幸好一致性问题并不是非黑即白的二选一问题, 业界早就定义了多套适合于各种应用场景的一致性模型[1,2]:


假设有一个存储系统, 它底层是一个复杂的高可用、高可靠的分布式存储系统。一致性模型定义如下:


1. 强一致。 按照某一顺序串行执行存储对象读写操作, 更新存储对象之后, 后续访问总是读到最新值。 假如进程A先更新了存储对象,存储系统保证后续A,B,C的读取操作都将返回最新值。
2. 弱一致性。 更新存储对象之后, 后续访问可能读不到最新值。假如进程A先更新了存储对象,存储系统不能保证后续A,B,C的读取操作能读取到最新值。 从更新成功这一刻开始算起, 到所有访问者都能读到修改后对象为止, 这段时间称为”不一致性窗口”, 窗口内访问存储时无法保证一致性。
3. 最终一致性。 最终一致性是弱一致性的特例, 存储系统保证所有访问将最终读到对象最新值。 譬如, 进程A写一个存储对象, 如果对象上后续没有更新操作, 那么最终A,B,C的读取操作都会读取到A写入的值。 “不一致性窗口”的大小依赖于交互延迟,系统的负载,以及副本个数等。


最终一致性是最常见的一种弱一致性, 从单个客户端(用户)角度出发, 最终一致性可再细分为以下几种:
1 Causal consistency. A更新了对象之后通知B,那么B能读取A写入的值, 而与A没有因果关系的C则可以读不到最新值。 以微博为例, 用户甲发布微博之后, 系统通知了它的粉丝, 那么粉丝必须能看到甲发表的微博。
2 Read your wirte consistency. 客户端总是能读取到自己的写入最新值。 以博客为例, 用户必须能看到自己刚发表的博客。
3 Session consistency. 客户端与服务器维护一个会话, 会话有效期间, 满足read your write consistency。
4 monotonic read consistency. 如果客户端已经读取了对象, 那么后续读取操作不能读到该对象的旧值。 以邮件收件箱为例, 用户跑到上海的时候必须也能读到他在杭州已经读过的邮件。
5 monotonic write consistency. 单客户端发出的写操作串行执行。


设计系统时, 该如何选择一致性模型? 一般来说, 首选强一致性, 原因是理解起来简单, 使用起来也简单。 但CAP理论[3]告诉我们一致性、可用性和网络分区三者不可兼得, 因此弱一致性也有其适用场景: (1)网络不稳定的情况,譬如跨数据中心服务, 广域网服务(譬如DNS,CDN等); (2) 可用性要求非常高,并发更新非常少, 且冲突容易解决的场景, 譬如amazon购物车; (3) 一致性要求本来就不高的场景, 譬如缓存。 如果确实有必要选择弱一致性,那么尽量选择最终一致性, 并从用户角度角度出发选择一种合理的最终一致性。


强一致实现方法
强一致性模型有几种常见实现方法, 主从同步复制, 以及quorum复制等。


Quorum复制[10]


假设N是副本数, 写Quorum W是需要写操作成功之前必须更新的副本数目 , 写Quorum R是读操作返回之前必须读取的副本数目。 当W + R > N时, 读写操作必然有交集, 读操作必能读到最新数据, 所以Quorum复制能做到强一致。


然而, 何为“最新”数据, 往往挺难界定, 因此实际应用中, 一般给数据带一个版本号(或者时间), 用于标识数据的新旧。 仅凭数据版本号仍不足以保证正确性, quorum复制还得处理失败写操作带来的版本覆盖问题。 按照定义, 更新副本数目小于W的写操作算失败, 由于失败操作的版本可能大于最后一次有效写入操作的版本, 失败的残留可能会遮盖最新有效版本, 导致读Quorum达不到R, 也就是最新有效版本丢失! 为了解决版本覆盖问题, 支持quorum的存储系统一般需要保存历史版本, 读数据时一次性读多个版本, 剔除那些失败的写入数据,得到正确的数据。


Quorum复制的好处灵活选择W、R, 可用性比较好, 响应时间比较低(不必等待慢节点返回结果), 缺点是维护数据历史版本代价较高,
吞吐率也不高, 常见的应用场景是元数据存储。


主从同步复制


主副本或者全局协调者负责所有读写操作, 同时负责串行化写操作, 将写操作实时同步传播到其他副本, 副本全部写成功之后, 写操作才返回给用户。 采用主从同步复制的典型例子是 Ceph[4], InnoSQL[11] FSR。 其优点是实现简单, 写吞吐率较高, 也能容忍更多节点故障。 缺点有三个,一是可用性较差, 检测到主故障并重新选主需要一定时间, 一般是10s以上; 二是响应时间较Quorum方法长, 必须等待所有副本都响应了, 请求才算成功; 三是一般只能从主节点读取数据,读吞吐率较差。


主从强一致复制的典型方法如下:


主从链式复制[5]。 副本按照一定顺序关系组织成复制链, 写操作必须发送到主副本, 串行化之后依次传播到其他副本, 读操发往最后一个副本。 原始的链式复制虽然能保证强一致,但是读取的吞吐率较差, CRAQ[6]针对这点进行优化, 通过维护一个脏标记CRAQ允许读取任意副本, 从而提高了读吞吐率。
PacificA复制[8]。 PacificA是微软提出的一种保证强一致的主从复制方法, 适用于基于日志的存储系统, 分布式日志系统kafka就是采用这种做法。 PacificA复制分为三个阶段。 第一阶段prepare, 主节点确定更新顺序, 发送数据到所有从节点, 从节点写入日志并返回响应给主节点。 主节点收到所有从节点的响应之后进入第二阶段“主commit”, 主节点在本地commit该数据, 紧接着返回客户端, 此后客户端能读到该数据。 第三阶段从commit, 主节点本地commit后,异步(或者通过后续prepare消息捎带)commit所有从节点。 该协议保证更新串行性, 确保数据一但commit就能被读到。
复制状态机


状态机复制[9]。 利用分布式一致性(consensus)协议,譬如Paxos/Raft[12], 构建一个分布式复制的强一致日志, 日志中记录副本上的读写操作, 每个副本从相同的初始状态出发, 执行相同的日志序列, 就得到一致的结果。 当然每个副本各执行日志, 所以日志进度不完全同步。 一般是选择一个副本作为master, 客户端的读写操作都发往master, master执行完写操作,并写入日志之后就返回给客户端。


弱一致实现方法
弱一致性实现方法可分为两类


单副本更新, 异步扩散到其他副本。 好处是没有更新冲突, 缺点是可用性和性能不足。
多副本支持更新, 好处是可用性和性能较好, 但要解决更新冲突问题。 更新冲突一般通过last write wins是解决, 由于分布式系统不存在绝对时间, last write win的难点是无法界定”最新的写操作“。 弱一致性系统无法为数据维护单调递增的数据版本号, 因此工程实现上一般使用vector clock[7]检测数据冲突。 如果vector clock还无法解决冲突问题,那么必须引入应用语义, 以购物车为例, 发生冲突时, 只要将两个版本的购物车的内容合并起来, 虽然会出现一些已经删除的商品, 但对用户体验影响不太大。


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