一、2017年我們做了什麼？
記得早在2017年的時候，王堅博士就曾召大家就關於“IDC As a Computer”是否能做到，進行過激烈的討論。而要做到此，必須要實現存儲計算分離，分離後由調度對計算和存儲資源進行獨立自由調度。而在實現存儲計算分離的所有業務中，數據庫是最難的。因為數據庫對I/O的時延和穩定性有著極高的要求。但是從業界來看，存儲計算分離又是一個未來的技術趨勢，因為像Google spanner以及Aurora都已經實現了。
所以2017年，我們抱著堅定的信念，去實現數據庫的存儲計算分離。事實上，2017年我們做到了，基於盤古和AliDFS(ceph分支) ，在張北單元存儲計算分離承擔10%的交易量。2017年是數據庫實現存儲計算分離的元年，為2018年大規模實現存儲計算分離打下了堅實的基礎。
二、2018技術突破？
如果說2017年是數據庫實現存儲計算分離的突破之年的話，那麼2018年就是追求極致性能的一年，也是由試驗走向大規模部署的一年，其技術的挑戰可想而知。在2017年的基礎上，2018年的挑戰更為巨大，需要讓存儲計算分離更加的高性能、普適、通用以及簡單。
2018年，為了使得在存儲計算分離下數據庫的I/O達到最高性能和吞吐，我們自研了用戶態集群文件系統DADI DBFS。我們通過將技術沉澱到DADI DBFS用戶態集群文件上，賦能集團數據庫交易全單元規模化存儲計算分離。那麼成為存儲中臺級產品，DBFS又做了那些技術上的創新呢？
2.1 用戶態技術
2.1.1 “ZERO” copy
我們直接通過用戶態，旁路kernel，實現I/O路徑的“Zero”copy。避免了核內核外的copy，使得吞吐和性能都有了非常大的提高。
過去使用kernel態時，會有兩次數據copy，一次由業務的用戶態進程copy數據到核內，一次由核內copy到用戶態網絡轉發進程。這兩次copy會影響整體吞吐和時延。
切到純用戶態之後，我們使用polling模型進行I/O request請求的發送。另外對於polling mode下CPU的消耗，我們使用了adaptive sleep技術，使得空閒時，不會浪費core資源。
2.1.2 RDMA
另外，DBFS結合RDMA技術與盤古存儲直接進行數據交換，達到接近於本地SSD的時延和更高的吞吐，從而使得今年跨網絡的極低時延I/O成為可能，為大規模存儲計算分離打下了堅強的基礎。今年集團參加大促的RDMA集群，可以說是在規模上為業界最大的一個集群。
2.2 Page cache
為了實現buffer I/O的能力，我們單獨實現了page cache。Page cahce採用touch count based LRU算法實現。引入touch count的意義是為了更好的與數據庫的I/O特性結合。因為數據庫中時常會有大表掃描等行為，我們不希望這種使用頻率低的數據頁沖刷掉LRU的效率。我們會基於touch count將page在hot端和cool端進行移動。
Page cache的頁大小可配置，與數據庫的頁大小進行結合時，會發揮更好的cache效率。總體上DBFS的page cache具備以下的能力：
● 基於touch count進行page的冷熱端遷移
● 冷熱端比例可配置，目前為熱冷比例為2:8
● page size可配置，結合數據庫頁進行最優化配置
● 多shard，提高併發；總體容量可配置
2.3 異步I/O
為了提高數據庫的I/O吞吐能力，大部分數據庫都使用了異步I/O。我們為了兼容上層數據庫的I/O特性，實現了異步I/O。異步I/O特性：
● 無鎖隊列實現
● 可配置的I/O depth，能夠使得針對數據庫不同的I/O類型進行精確時延控制
● polling adaptive，減少CPU消耗
2.4 原子寫
為了保證數據庫頁寫出的時候不出現partial write，DBFS實現了原子寫功能。基於DBFS的Innodb，可以安全的將double write buffer關掉，從而使得在存計分離下數據庫帶寬節省100%。
另外，如PostgreSQL使用的是buffer I/O，也避免了PG在dirty page flush時偶發性遇到的缺頁問題。
2.5 Online Resize
為了避免擴容而帶來的數據遷移，DBFS結合底層盤古實現volume的在線resize。DBFS有自己的bitmap allocator，用於實現底層存儲空間的管理。我們對bitmap allocator進行了優化，在文件系統層級做到了lock free的resize，使得上層業務可以在任何時候進行對業務無損的高效擴容，完全優於傳統的ext4文件系統。
Online Resize的支持，避免了存儲空間的浪費，因為不用reserve如20%的存儲空間了，可以做到隨擴隨寫。
以下為擴容時的bitmap變化過程：
2.6 TCP與RDMA互切
RDMA在集團數據庫大規模的引入使用也是一個非常大的風險點，DBFS與盤古一起實現了RDMA與TCP互切的功能，並在全鏈路過程中進行了互換演練，使得RDMA的風險在可控的範圍內，穩定性保障更加完善。
另外，DBFS，盤古以及網絡團隊，針對RDMA進行了非常多的容量水位壓測，故障演練等工作，為業界最大規模RDMA上線做了非常充足的準備。
2.7 2018年大促部署
在做到了技術上的突破和攻關後，DBFS最終完成艱鉅的任務通過大促全鏈路的考驗以及雙“十一”大考，再次驗證了存儲計算分離的可行性和整體技術趨勢。
三、存儲中臺利器DBFS
除了以上做為文件系統必須實現的功能以外，DBFS還實現了諸多的特性，使得業務使用DBFS更加的通用化，更加易用性，更加穩定以及安全。
3.1 技術沉澱與賦能
我們將所有的技術創新和功能以產品的形式沉澱在DBFS中，使得DBFS能夠賦能更多的業務實現以用戶態的形式訪問不同的底層存儲介質，賦能更多數據庫實現存儲計算分離。
3.1.1 POSIX兼容
目前為了支撐數據庫業務，我們兼容了大多數常用的POSIX文件接口，以方便上層數據庫業務的對接。另外也實現了page cache，異步I/O以及原子寫等，為數據庫業務提供豐富的I/O能力。另外，我們也實現了glibc的接口，用於支持文件流的操作和處理。這兩種接口的支持，大大簡化了數據庫接入的複雜度，增加了DBFS易用性，使得DBFS可以支撐更多的數據庫業務。
posix部分大家比較熟悉就不再列出，以下僅為部分glibc接口供參考：
// glibc interfaceFILE *fopen(constchar*path,constchar*mode);FILE *fdopen(int fildes,constchar*mode);size_t fread(void*ptr, size_t size, size_t nmemb, FILE *stream);size_t fwrite(constvoid*ptr, size_t size, size_t nmemb, FILE *stream);intfflush(FILE *stream);intfclose(FILE *stream);intfileno(FILE *stream);intfeof(FILE *stream);intferror(FILE *stream);voidclearerr(FILE *stream);intfseeko(FILE *stream, off_t offset,int whence);intfseek(FILE *stream,long offset,int whence);off_t ftello(FILE *stream);longftell(FILE *stream);voidrewind(FILE *stream);
3.1.2 Fuse實現
另外，為了兼容Linux生態我們實現了fuse，打通VFS的交互。Fuse的引入使得用戶在不考慮極致性能的情況下，可以不需要任何代碼改動而接入DBFS，大大提高產品的易用性。另外，也大大方便了傳統的運維操作。
3.1.3 服務化能力
DBFS自研了shmQ組件，基於內享內存的IPC通信，從而拉通了對於PostgreSQL基於進程架構和MySQL基於線程架構的支持，使得DBFS更加的通用化和安全，為以後在線升級提供堅實的基礎。
shmQ基於無鎖實現，性能和吞吐表現優異，從目前測試來看，在16K等數據庫大頁下能控制在幾個us以內的訪問時延。服務化以及多進程架構的支持，目前性能與穩定性符合預期。
3.1.4 集群文件系統
集群功能是DBFS的又一大明顯特性，賦能數據庫基於shared-disk模式，實現計算資源的線性擴展，為業務節省存儲成本。另外，shared-disk的模式也為數據庫提供了快速的彈性能力，也大大提高了主備快速切換的SLA。集群文件系統提供一寫多讀以及多點寫入的能力，為數據庫shared-disk和shared nothing架構打下堅實的基礎。與傳統的OCFS相比，我們在用戶態實現，性能更好，更加自主可控。OCFS嚴重依賴於Linux的VFS，如沒有獨立的page cache等。
DBFS 支持一寫多讀模式時，提供多種角色可選(M/S)，可以存在一個M節點多個S節點使用共享數據，M 節點和S節點共同訪問盤古數據。上層數據庫對M／S節點進行了限制，M節點的數據訪問是可讀可寫的，S節點的數據訪問是隻讀的。如果主庫發生故障，就會進行切換。主從切換步驟：
● 業務監控指標探測發現M 節點出現無法訪問或者異常的時候，進行決策，是否要進行切換。
● 如果發生切換，由管控平臺發起切換命令，切換命令完成，代表DBFS和上層數據庫都已經完成角色切換。
● 在DBFS 切換的過程中，最主要的動作就是IO fence，禁止掉原本的M節點IO能力，防止雙寫情況。
DBFS在多點寫入時，對所有節點進行全局的metalock控制，blockgroup allocation優化等。另外也會涉及到基於disk的quorum算法等，內容比較複雜，暫不做詳細陳述。
3.2 軟硬件結合
隨著新存儲介質的出現，數據庫勢必需要借其發揮更好的性能或者更低成本優化，並且做到對底層存儲介質的自主可控。
從Intel對存儲介質的規劃來看，從性能到容量，會形成AEP,Optane和SSD這三種產品，而在向大容量方向上，又會有QLC的出現。所以綜合性能和成本來看，我們覺得Optane是一個比較不錯的cache產品。我們選擇它作為DBFS 機頭持久化filecache的實現。
3.2.1 持久化file cache
DBFS實現了基於Optane的local持久化cache功能，使得在存計分離下更近一步提升數據庫的讀寫性能。File cache為了達到生產可用性，做了非常多的工作，如：
● 穩定可靠的故障處理
● 支持動態enable和disable
● 支持負載均衡
● 支持性能指標採集和展示
● 支持數據正確性scrub
這些功能的支撐，為線上穩定性打下堅實的基礎。其中，針對Optane的I/O為SPDK的純用戶態技術，DBFS結合Fusion Engine的vhost實現。File Cache的頁大小可以根據上層數據庫的block大小進行最佳配置，以達到最好的效果。
以下為file cache的架構圖：
以下是測試所得讀寫性能收益數據：
其中帶有“cache”的為基於filecache所得。整體表現隨著命中率提高，讀時延開始下降。另外，我們針對file cache，進行了諸多性能指標的監控。
3.2.2 Open Channel SSD
X-Engine和DBFS以及Fusion Engine團隊展開合作，基於object SSD進一步打造存儲自主可控的系統。在降低SSD磨損，提高SSD吞吐，降低讀寫相互干擾等領域，進行了深度探索與實踐，都取得了非常不錯的效果。目前已經結合X-Engine的分層存儲策略，打通了讀寫路徑，我們期待下一步更加深入的智能化存儲研發。
四、總結與展望
2018年DBFS已經大規模支持了X-DB以存儲計算分離形態支持“11.11”大促；與此同時也賦能ADS實現一寫多讀能力以及Tair等。
在支持業務的同時，DBFS本身已經拉通了PG進程與MySQL線程架構的支持，打通了VFS接口，做到了與Linux生態的兼容，成為真正意義上的存儲中臺級產品——集群用戶態文件系統。未來結合更多的軟硬件結合、分層存儲、NVMeoF等技術賦能更多的數據庫，實現其更大的價值。
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