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标题: 06、etcd 写请求执行流程 [打印本页]

作者: 莫张周刘王 时间: 2023-7-9 15:56
标题: 06、etcd 写请求执行流程

本篇内容主要来源于自己学习的视频，如有侵权，请联系删除，谢谢。

上一节我们学习了 etcd 读请求执行流程，这一节，我们来学习 etcd 写请求执行流程。
1、etcd写请求概览

etcd 一个写请求执行流程又是怎样的呢?

etcdctl put hello world ‐‐endpoints 192.168.65.210:2379

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执行流程:

1、首先 client 端通过负载均衡算法选择一个 etcd 节点，发起 gRPC 调用;
2、然后 etcd 节点收到请求后经过 gRPC 拦截器、Quota 模块后，进入 KVServer 模块;
3、KVServer 模块向 Raft 模块提交一个提案，提案内容为“大家好，请使用 put 方法执行一个 key 为 hello，value 为 world 的命令”。
4、随后此提案通过 Raft HTTP 网络模块转发、经过集群多数节点持久化后，状态会变成已提交;
5、etcdserver 从 Raft 模块获取已提交的日志条目，传递给 Apply 模块
6、Apply 模块通过 MVCC 模块执行提案内容，更新状态机。

与读流程不一样的是，写流程还涉及 Quota、WAL、Apply 三个模块。etcd 的 crash-safe 及幂等性也正是基于 WAL 和 Apply 流程的 consistent index 等实现的。
2、详细步骤解读

2.1、Quota 模块

流程二

Quota 模块主要用于检查下当前 etcd db 大小加上你请求的 key-value 大小之和是否超过了配额(quota-backend-bytes)。如果超过了配额，它会产生一个告警(Alarm)请求，告警类型是 NO SPACE，并通过 Raft 日志同步给其它节点，告知 db 无空间了，并将告警持久化存储到 db 中。最终，无论是 API 层 gRPC 模块还是负责将 Raft 侧已提交的日志条目应用到状态机的 Apply 模块，都拒绝写入，集群只读。
常见的 etcdserver: mvcc: database space exceeded 错误就是因为Quota 模块检测到 db 大小超限导致的。哪些情况会触发这个错误:

一方面默认 db 配额仅为 2G，当你的业务数据、写入 QPS、Kubernetes 集群规模增大后，你的 etcd db 大小就可能会超过 2G。
另一方面 etcd 是个 MVCC 数据库，保存了 key 的历史版本，当你未配置压缩策略的时候，随着数据不断写入，db 大小会不断增大，导致超限。

解决办法:
1、首先当然是调大配额，etcd 社区建议不超过 8G。

如果填的是个小于 0 的数，就会禁用配额功能，这可能会让db 大小处于失控，导致性能下降，不建议你禁用配额。

2、检查 etcd 的压缩(compact)配置是否开启、配置是否合理。

压缩时只会给旧版本Key打上空闲(Free)标记，后续新的数据写入的时候可复用这块空间，db大小并不会减小。

如果需要回收空间，减少 db 大小，得使用碎片整理 (defrag)，它会遍历旧的 db 文件数据，写入到一个新的 db 文件。但是它对服务性能有较大影响，不建议你在生产集群频繁使用。

调整后还需要手动发送一个取消告警(etcdctl alarm disarm)的命令，以消除所有告警，否则因为告警的存在，集群还是无法写入。

这个注意别忘记了！！！

查看状态
etcdctl --endpoints=192.168.91.68:2379,192.168.91.68:12379,192.168.91.68:22379 endpoint status -w table
压缩
etcdctl --endpoints=192.168.91.68:2379,192.168.91.68:12379,192.168.91.68:22379 compact 1
碎片整理
etcdctl --endpoints=192.168.91.68:2379,192.168.91.68:12379,192.168.91.68:22379 defrag
etcdctl alarm disarm

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2.2、KVServer 模块

流程3

通过流程二的配额检查后，请求就从 API 层转发到了流程三的 KVServer 模块的 put 方法。
KVServer 模块主要功能为:
1、打包提案: 将 put 写请求内容打包成一个提案消息，提交给 Raft 模块
2、请求限速、检查: 不过在提交提案前，还有限速、鉴权和大包检查。
2.2.1、Preflight Check

为了保证集群稳定性，避免雪崩，任何提交到 Raft 模块的请求，都会做一些简单的限速判断。
限速

如果 Raft 模块已提交的日志索引(committed index)比已应用到状态机的日志索引 (applied index)超过了 5000，那么它就返回一个etcdserver: too many requests错误给 client。

鉴权

然后它会尝试去获取请求中的鉴权信息，若使用了密码鉴权、请求中携带了 token，如果 token 无效，则返回auth: invalid auth token 错误给 client。

大包检查

其次它会检查你写入的包大小是否超过默认的 1.5MB，如果超过了会返回etcdserver: request is too large错误给 client。

2.3、Propose

流程4

通过检查后会生成一个唯一的 ID，将此请求关联到一个对应的消息通知 channel(用于接收结果)，然后向 Raft 模块发起(Propose)一个提案(Proposal)。 Raft 模块发起提案后，KVServer 模块会等待此 put 请求，等待写入结果通过消息通知 channel 返回或者超时。
etcd 默认超时时间是 7 秒(5 秒磁盘 IO 延时 +2*1 秒竞选超时时间)，如果一个请求超时未返回结果，则可能会出现你熟悉的etcdserver: request timed out 错误。
2.4 WAL 模块

流程5

Raft 模块收到提案后，如果当前节点是 Follower，它会转发给 Leader，只有 Leader 才能处理写请求。
Leader 收到提案后，通过 Raft 模块输出待转发给 Follower 节点的消息和待持久化的日志条目，日志条目则封装了我们上面所说的 put hello 提案内容。
etcdserver 从 Raft 模块获取到以上消息和日志条目后，作为 Leader，它会将 put 提案消息广播给集群各个节点，同时需要把集群 Leader 任期号、投票信息、已提交索引、提案内容持久化到一个 WAL(Write Ahead Log)日志文件中，用于保证集群的一致性、可恢复性，也就是我们图中的流程五模块。
2.4.1、WAL 日志结构

WAL 日志结构如下:

WAL 文件它由多种类型的 WAL 记录顺序追加写入组成，每个记录由类型、数据、循环冗余校验码组成。不同类型的记录通过 Type 字段区分，Data 为对应记录内容，CRC 为循环校验码信息。
WAL 记录类型目前支持 5 种，分别是文件元数据记录、日志条目记录、状态信息记录、 CRC 记录、快照记录:

文件元数据记录：包含节点 ID、集群 ID 信息，它在 WAL 文件创建的时候写入;
日志条目记录：包含 Raft 日志信息，如 put 提案内容;
状态信息记录：包含集群的任期号、节点投票信息等，一个日志文件中会有多条，以最后的记录为准;
CRC 记录：包含上一个 WAL 文件的最后的 CRC(循环冗余校验码)信息，在创建、切割 WAL 文件时，作为第一条记录写入到新的 WAL 文件，用于校验数据文件的完整性、准确性等;
快照记录：包含快照的任期号、日志索引信息，用于检查快照文件的准确性。

2.4.2、WAL 持久化

首先会将 put 请求封装成一个 Raft 日志条目，Raft 日志条目的数据结构信息如下:

type Entry struct {
Term uint64 `protobuf:"varint，2，opt，name=Term" json:"Term"`
Index uint64 `protobuf:"varint，3，opt，name=Index" json:"Index"`
Type EntryType `protobuf:"varint，1，opt，name=Type，enum=Raftpb.EntryType" json:"Type"`
Data []byte `protobuf:"bytes，4，opt，name=Data" json:"Data，omitempty"`
}

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它由以下字段组成:

Term 是 Leader 任期号，随着 Leader 选举增加;
Index 是日志条目的索引，单调递增增加;
Type 是日志类型，比如是普通的命令日志(EntryNormal)，还是集群配置变更日志(EntryConfChange);
Data 保存我们上面描述的 put 提案内容。

具体持久化过程如下:
1、它首先先将 Raft 日志条目内容(含任期号、索引、提案内容)序列化后保存到 WAL 记录的 Data 字段，然后计算 Data 的 CRC 值，设置 Type 为 Entry Type，以上信息就组成了一个完整的 WAL 记录。
2、最后计算 WAL 记录的长度，顺序先写入 WAL 长度(Len Field)，然后写入记录内容，调用 fsync 持久化到磁盘，完成将日志条目保存到持久化存储中。
3、当一半以上节点持久化此日志条目后， Raft 模块就会通过 channel 告知 etcdserver 模块，put 提案已经被集群多数节点确认，提案状态为已提交，你可以执行此提案内容了。
4、于是进入流程六，etcdserver 模块从 channel 取出提案内容，添加到先进先出(FIFO)调度队列，随后通过 Apply 模块按入队顺序，异步、依次执行提案内容。
2.5、Apply 模块

流程 7

Apply 模块主要用于执行处于已提交状态的提案，将其更新到状态机。
Apply 模块在执行提案内容前，首先会判断当前提案是否已经执行过了，如果执行了则直接返回，若未执行同时无 db 配额满告警，则进入到 MVCC 模块，开始与持久化存储模块打交道。
如果执行过程中 crash，重启后如何找回异常提案，再次执行的呢?

主要依赖 WAL 日志，因为提交给 Apply 模块执行的提案已获得多数节点确认、持久化， etcd 重启时，会从 WAL 中解析出 Raft 日志条目内容，追加到 Raft 日志的存储中，并重放已提交的日志提案给 Apply 模块执行。

重启恢复时，如何确保幂等性，防止提案重复执行导致数据混乱呢?

etcd 通过引入一个 consistent index 的字段，来存储系统当前已经执行过的日志条目索引，实现幂等性。
因为 Raft 日志条目中的索引(index)字段，而且是全局单调递增的，每个日志条目索引对应一个提案。如果一个命令执行后，我们在 db 里面也记录下当前已经执行过的日志条目索引，就可以解决幂等性问题了。当然还需要将执行命令和记录index这两个操作作为原子性事务提交，才能实现幂等。

2.6、MVCC 模块

流程 8 和 9

MVCC 主要由两部分组成，一个是内存索引模块 treeIndex，保存 key 的历史版本号信息，另一个是 boltdb 模块，用来持久化存储 key-value 数据。
MVCC 模块执行 put hello 为 world 命令时，它是如何构建内存索引和保存哪些数据到 db呢?
2.6.1、treeIndex

MVCC 写事务在执行 put hello 为 world 的请求时，会基于 currentRevision 自增生成新的 revision，如{2,0}，然后从 treeIndex 模块中查询 key 的创建版本号、修改次数信息。这些信息将填充到 boltdb 的 value 中，同时将用户的 hello key 和 revision 等信息存储到 B-tree，也就是下面简易写事务图的流程一，整体架构图中的流程八。

hello: revision{2,0}
这里的 2，0 具体指的是什么呢?
这里不太懂，有清楚的朋友，请不吝赐教。

2.6.2、boltdb

MVCC 写事务自增全局版本号后生成的 revision{2,0}，它就是 boltdb 的 key，通过它就可以往 boltdb 写数据了，进入了整体架构图中的流程九。
那么写入 boltdb 的 value 含有哪些信息呢?

写入 boltdb 的 value，并不是简单的"world"，如果只存一个用户 value，索引又是保存在易失的内存上，那重启 etcd 后，我们就丢失了用户的 key 名，无法构建 treeIndex 模块了。

因此为了构建索引和支持 Lease(租约) 等特性，etcd 会持久化以下信息:

key 名称;
key 创建时的版本号(create_revision)、最后一次修改时的版本号 (mod_revision)、key 自身修改的次数(version);
value 值;
租约信息。

boltdb value 的值就是将含以上信息的结构体序列化成的二进制数据，然后通过 boltdb 提供的 put 接口，etcd 就快速完成了将你的数据写入 boltdb。

注意: 在以上流程中，etcd 并未提交事务(commit)，因此数据只更新在 boltdb 所管理的内存数据结构中。
事务提交的过程，包含 B+tree 的平衡、分裂，将 boltdb 的脏数据(dirty page)、元数据信息刷新到磁盘，因此事务提交的开销是昂贵的。

如果我们每次更新都提交事务，etcd写性能就会较差。
etcd 的解决方案是合并再合并:

首先 boltdb key 是版本号，put/delete 操作时，都会基于当前版本号递增生成新的版本号，因此属于顺序写入，可以调整 boltdb 的 bucket.FillPercent 参数，使每个 page 填充更多数据，减少 page 的分裂次数并降低 db 空间。
其次 etcd 通过合并多个写事务请求，通常情况下，是异步机制定时(默认每隔 100ms) 将批量事务一次性提交(pending 事务过多才会触发同步提交)，从而大大提高吞吐量。但是这优化又引发了另外的一个问题，因为事务未提交，读请求可能无法从 boltdb 获取到最新数据。
为了解决这个问题，etcd 引入了一个 bucket buffer 来保存暂未提交的事务数据。在更新 boltdb 的时候，etcd 也会同步数据到 bucket buffer。因此 etcd 处理读请求的时候会优先从 bucket buffer 里面读取，其次再从 boltdb 读，通过 bucket buffer 实现读写性能提升，同时保证数据一致性。

以上就是 etcd 写请求执行的流程，自己还是有蛮多地方不太懂，常看常新吧。
学习链接
b站-etcd写请求执行流程-图灵教程

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