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Note on Percolator

percolator 原本是 google 用于增量建索引，以库的形式实现跨行的事务引擎，而有事务引擎在，建索引并使索引一致便简单直接了。按论文里的描述，percolator 在这类半离线的场景下对时延的要求不高，赶上故障恢复的 case 时能接受秒级的延时，不过类似在支持单行事务的 k/v 存储上做跨行事务支持现在貌似蛮有用的，k/v 层面有 ACID 的事务引擎，NewSQL 系数据库的 SQL 层也好做 [1]，先学习一下思路。

之前了解到 hbase 系同类的事务引擎有 omid 和 Tephra，不过它们都需要有状态的 Transaction Manager 来授时、解冲突、记 REDO Log 做故障恢复。percolator 使用两阶段提交的好处是对外的依赖较少，只依赖中心的授时器，没有单点 Coordinator 的角色，交由所有客户端来协调上锁协议，但是赶上崩溃锁会泄露，那么上锁期间故障恢复就是它的重点。

使用方面论文里贴了这段建索引的例子，允许除了通过 URL 查询 doc，也能够通过 doc 的哈希来查询，做到两个查询维度：

bool UpdateDocument(Document doc) {
	Transaction t(&cluster);
	t.Set(doc.url(), "contents", "document", doc.contents()); 
	int hash = Hash(doc.contents());
	// dups table maps hash → canonical URL
	string canonical;
	if (!t.Get(hash, "canonical-url", "dups", &canonical)) {
		// No canonical yet; write myself in
		t.Set(hash, "canonical-url", "dups", doc.url());
	}
	// else this document already exists, ignore new copy
	return t.Commit();
}

percolator 事务能做到 Snapshot Isolation，需要存储数据的多版本和提交时间，暂不考虑上锁的流程大致是：

  • 事务开始时，向授时器请求获取 start_ts；
  • 事务期间，Get() 得到 commit_ts 小于当前事务 start_ts 的快照数据，Set() 并不真正发送请求，而是 buffer 在本地 WriteSet；
  • 提交事务时，WriteSet 内相关所有数据的最新版本号如果大于当前事务的 start_ts，说明事务开始后有其他人对数据做了有冲突的修改，事务应回滚；

percolator 利用 BigTable Cell 中的时间戳来存储多版本数据：

  • write 列：<commit_ts -> <start_ts> 保存 commit 时间戳
  • data 列： <star_ts> -> data>

分布式 2PC 并没有单机环境中真实的锁，而依赖于手工在列中的的标记：

  • lock 列： <start_ts> -> <'I am primary' or 'ID of primary row'>

lock 列有两种标记值，一种是 I'm Primary 标记，一种是 'Primary 行的 ID'。Primary Lock 是 percolator 在 2PC 容错中的重要设计，具体用途先在这里略过。

lock 列与 write 列、data 列均位于一行，后面会利用到行级别事务实现原子提交。

2PC

Commit()时，会先执行 PreWrite 阶段：

1.1 尝试上锁 WriteSet 中的首行数据
  1.1.1 检查该行数据是否存在冲突 (是否存在 commit_ts 大于 start_ts 的数据)
  1.1.2 检查该行数据是否被上锁 (行中是否存在任何 lock 标记)
  1.1.3 写入该行，使 lock 列 start_ts 版本的 Cell 标记为 I'm primary
1.2 遍历 WriteSet 中其他行数据尝试上锁
  1.2.1 检查该行数据是否存在冲突 (是否存在 commit_ts 大于 start_ts 的数据)
  1.2.2 检查该行数据是否被上锁 (行中是否存在任何 lock 标记)
  1.2.3 写入该行，使 lock 列 start_ts 版本的 Cell 标记为 Primary 行的 ID

PreWrite 阶段完成后，执行二阶段 Commit：

2.1 向授时器请求获取 commit_ts
2.2 对 Primary 行开启行事务，commit 写入并解除锁定
  2.2.1 确认锁是否仍存在
  2.2.2 设置 Primary 行的 write 列为 commit_ts (commit 写入)
  2.2.3 移除 Primary 行的锁标记 (解除锁定)
  2.2.4 提交行事务 (commit point)
2.3 遍历 WriteSet 中其他行数据，commit 写入并解除锁定

注意操作 2.2.4，是 2PC 过程里最关键的原子提交。凡是原子提交之前的任何操作发生意外，皆应回滚事务（Roll Back）。凡是原子提交成功之后发生任何意外，则开弓没有回头箭，皆应继续补完事务（Roll Forward）。

原子提交前遇到任何意外应回滚整个事务，这点不难理解。但是客户端若在 PreWrite 阶段或者 Commit 阶段崩溃，都会导致锁的泄露。谁来回收泄露的锁呢？

Percolator 选择了惰性地回收泄露的锁：其他客户端在 Get() 到这行数据时，如果遇到锁，则选择等待退避重试，或者清理锁。

这里便是 Primary Lock 机制巧妙的地方：他人对锁的清理需要是一个原子操作，与二阶段事务的原子提交操作，两者对齐在 Primary Row 的原子操作上面，通过行事务的原子性使两个操作只能成功其一。

崩溃修复

假如 1.2 循环操作中成功锁定并写入了一行数据，而请求者崩溃，其他人 Get() 到这行数据时：

3.1 发现有锁，但是客户端不能判断是锁泄露，还是正常的锁争用，为此等待退避重试
3.2 等待超时，客户端认为属于锁泄露，查询 lock 列，取到 Primary Row 的 ID
3.3 查询 Primary Row 的锁状态，判断是否已提交
  3.3.1 如果 Primary Row 有锁、未提交、时间戳一致
    3.3.1.1 判断应当 Rollback，清理 Primary Row 的遗留锁
    3.3.1.2 清理该行的锁与遗留数据，返回正确的版本数据

假如 2.3 循环操作中未成功 commit 写入并解除锁定，而请求者崩溃，其他人 Get() 到这行数据时：

  3.3.2 如果 Primary Row 未上锁、已提交、时间戳一致
    3.3.2.1 判断认为应当 Roll Forward，对该行 commit 写入解除锁定
    3.3.2.2 返回正确的版本数据

References

Footnotes

  • [1]: 听说 TiKV 的事务模型便是与 percolator 相似的。
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