高并发服务端分布式系统设计概要（上）
高并发服务端分布式系统设计概要（上）
======张峻崇 原创。转载请注明出处。======
又是快一年没写博客了，2013年也只剩尾巴，也不知道今年都忙了些什么。写这篇文章的目的，主要是把今年以来学习的一些东西积淀下来，同时作为之前文章《高性能分布式计算与存储系统设计概要》的补充与提升，然而本人水平非常有限，回头看之前写的文章也有许多不足，甚至是错误，希望同学们看到了错误多多见谅，更欢迎与我讨论并指正。
好了，下面开始说我们今天要设计的系统。
这个系统的目标很明确，针对千万级以上PV的网站，设计一套用于后台的高并发的分布式处理系统。这套系统包含业务逻辑的处理、各种计算、存储、日志、备份等方面内容，可用于类微博，SNS，广告推送，邮件等有大量线上并发请求的场景。
如何抗大流量高并发？（不要告诉我把服务器买的再好一点）说起来很简单，就是“分”，如何“分”，简单的说就是把不同的业务分拆到不同的服务器上去跑（垂直拆分），相同的业务压力分拆到不同的服务器去跑（水平拆分），并时刻不要忘记备份、扩展、意外处理等讨厌的问题。说起来都比较简单，但设计和实现起来，就会比较困难。以前我的文章，都是“从整到零”的方式来设计一个系统，这次咱们就反着顺序来。
那我们首先来看，我们的数据应该如何存储和取用。根据我们之前确定的“分”的方法，先确定以下2点：
（1）我们的分布式系统，按不同的业务，存储不同的数据；（2）同样的业务，同一个数据应存储多份，其中有的存储提供读写，而有的存储只提供读。
好，先解释下这2点。对于（1）应该容易理解，比如说，我这套系统用于微博（就假想我们做一个山寨的推特吧，给他个命名就叫“山推” 好了，以下都叫山推，Stwi），那么，“我关注的人”这一个业务的数据，肯定和“我发了的推文”这个业务的数据是分开存储的，那么我们现在把，每一个业务所负责的数据的存储，称为一个group。即以group的方式，来负责各个业务的数据的存储。接下来说（2），现在我们已经知道，数据按业务拆到group里面去存取，那么一个group里面又应该有哪些角色呢？自然的，应该有一台主要的机器，作为group的核心，我们称它为Group Master，是的，它就是这个group的主要代表。这个group的数据，在Group Master上应该都能找到，进行读写。另外，我们还需要一些辅助角色，我们称它们为Group Slaves，这些slave机器做啥工作呢？它们负责去Group Master处拿数据，并尽量保持和它同步，并提供读服务。请注意我的用词，“尽量”，稍后将会解释。现在我们已经有了一个group的基本轮廓：
一个group提供对外的接口（废话否则怎么存取数据），group的底层可以是实际的File System，甚至是HDFS。Group Master和Group Slave可以共享同一个File System（用于不能丢数据的强一致性系统），也可以分别指向不同的File System（用于弱一致性，允许停写服务和系统宕机时丢数据的系统），但总之应认为这个"File System"是无状态，有状态的是Group Master和各个Group Slave。
下面来说一个group如何工作，同步等核心问题。首先，一个group的Group Master和Group Slave
间应保持强一致性还是弱一致性（最终一致性）应取决于具体的业务需求，以我们的“山推”来说，Group Master和Group Slave并不要求保持强一致性，而弱一致性（最终一致性）即能满足要求，为什么？因为对于“山推”来讲，一个Group Master写了一个数据，而另一个Group Slave被读到一个“过期”（因为Group Master已经写，但此Group Slave还未更新此数据）的数据通常并不会带来大问题，比如，我在“山推”上发了一个推文，“关注我的人”并没有即时同步地看到我的最新推文，并没有太大影响，只要“稍后”它们能看到最新的数据即可，这就是所谓的最终一致性。但当Group Master挂掉时，写服务将中断一小段时间由其它Group Slave来顶替，稍后还要再讲这个问题。假如我们要做的系统不是山推，而是淘宝购物车，支付宝一类的，那么弱一致性（最终一致性）则很难满足要求，同时写服务挂掉也是不能忍受的，对于这样的系统，应保证“强一致性”，保证不能丢失任何数据。
接下来还是以我们的“山推“为例，看看一个group如何完成数据同步。假设，现在我有一个请求要写一个数据，由于只有Group Master能写，那么Group Master将接受这个写请求，并加入写的队列，然后Group Master将通知所有Group Slave来更新这个数据，之后这个数据才真正被写入File System。那么现在就有一个问题，是否应等所有Group Slave都更新了这个数据，才算写成功了呢？这里涉及一些NWR的概念，我们作一个取舍，即至少有一个Group Slave同步成功，才能返回写请求的成功。这是为什么呢？因为假如这时候Group Master突然挂掉了，那么我们至少可以找到一台Group Slave保持和Group Master完全同步的数据并顶替它继续工作，剩下的、其它的Group Slave将“异步”地更新这个新数据，很显然，假如现在有多个读请求过来并到达不同的Group Slave节点，它们很可能读到不一样的数据，但最终这些数据会一致，如前所述。我们做的这种取舍，叫“半同步”模式。那之前所说的强一致性系统应如何工作呢？很显然，必须得等所有Group Slave都同步完成才能返回写成功，这样Group Master挂了，没事，其它Group Slave顶上就行，不会丢失数据，但是付出的代价就是，等待同步的时间。假如我们的group是跨机房、跨地区分布的，那么等待所有Group Slave同步完成将是很大的性能挑战。所以综合考虑，除了对某些特别的系统，采用“最终一致性”和“半同步”工作的系统，是符合高并发线上应用需求的。而且，还有一个非常重要的原因，就是通常线上的请求都是读>>写，这也正是“最终一致性”符合的应用场景。
好，继续。刚才我们曾提到，如果Group Master宕机挂掉，至少可以找到一个和它保持同不的Group Slave来顶替它继续工作，其它的Group Slave则“尽量”保持和Group Master同步，如前文所述。那么这是如何做到的呢？这里涉及到“分布式选举”的概念，如Paxos协议，通过分布式选举，总能找到一个最接近Group Master的Group Slave，来顶替它，从而保证系统的可持续工作。当然，在此过程中，对于最终一致性系统，仍然会有一小段时间的写服务中断。现在继续假设，我们的“山推”已经有了一些规模，而负责“山推”推文的这个group也有了五台机器，并跨机房，跨地区分布，按照上述设计，无论哪个机房断电或机器故障，都不会影响这个group的正常工作，只是会有一些小的影响而已。
那么对于这个group，还剩2个问题，一是如何知道Group Master挂掉了呢？二是在图中我们已经看到Group Slave是可扩展的，那么新加入的Group Slave应如何去“偷”数据从而逐渐和其它节点同步呢？对于问题一，我们的方案是这样的，另外提供一个类似“心跳”的服务（由谁提供呢，后面我们将讲到的Global Master将派上用场），group内所有节点无论是Group Master还是Group Slave都不停地向这个“心跳”服务去申请一个证书，或认为是一把锁，并且这个锁是有时间的，会过期。“心跳”服务定期检查Group Master的锁和其有效性，一旦过期，如果Group Master工作正常，它将锁延期并继续工作，否则说明Group Master挂掉，由其它Group Slave竞争得到此锁（分布式选举），从而变成新的Group Master。对于问题二，则很简单，新加入的Group Slave不断地“偷”老数据，而新数据总由于Group Master通知其更新，最终与其它所有结点同步。（当然，“偷”数据所用的时间并不乐观，通常在小时级别）
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