概述

etcd是一个开源的分布式的kv存储系统, 最近刚被cncf列为沙箱孵化项目。etcd的应用场景很广，很多地方都用到了它，例如kubernetes就用它作为集群内部存储元信息的账本。本篇文章首先介绍我们优化的背景，为什么我们要进行优化, 之后介绍etcd内部存储系统的工作方式，之后介绍本次具体的实现方式及最后的优化效果。

优化背景

由于阿里巴巴内部集群规模大，所以对etcd的数据存储容量有特殊需求，之前的etcd支持的存储大小无法满足要求， 因此我们开发了基于etcd proxy的解决方案，将数据转储到了tair中(可类比redis))。这种方案虽然解决了数据存储容量的问题，但是弊端也是比较明显的，由于proxy需要将数据进行搬移，因此操作的延时比原生存储大了很多。除此之外，由于多了tair这个组件，运维和管理成本较高。因此我们就想到底是什么原因限制了etcd的存储容量，我们是否可以通过技术手段优化解决呢？

提出了如上问题后我们首先进行了压力测试不停地像etcd中注入数据，当etcd存储数据量超过40GB后，经过一次compact(compact是etcd将不需要的历史版本数据删除的操作)后发现put操作的延时激增，很多操作还出现了超时。监控发现boltdb内部spill操作(具体定义见下文)耗时显著增加(从一般的1ms左右激增到了8s)。之后经过反复多次压测都是如此，每次发生compact后，就像世界发生了停止，所有etcd读写操作延时比正常值高了几百倍，根本无法使用。

etcd内部存储工作原理

etcd存储层可以看成由两部分组成，一层在内存中的基于btree的索引层，一层基于boltdb的磁盘存储层。这里我们重点介绍底层boltdb层，因为和本次优化相关，其他可参考上文。

etcd中使用boltdb作为最底层持久化kv数据库，boltdb的介绍如下:

Bolt was originally a port of LMDB so it is architecturally similar. Both use a B+tree, have ACID semantics with fully serializable transactions, and support lock-free MVCC using a single writer and multiple readers.Bolt is a relatively small code base (<3KLOC) for an embedded, serializable, transactional key/value database so it can be a good starting point for people interested in how databases work。

如上介绍，它短小精悍，可以内嵌到其他软件内部，作为数据库使用，例如etcd就内嵌了boltdb作为内部存储k/v数据的引擎。

boltdb的内部使用B+ tree作为存储数据的数据结构，叶子节点存放具体的真实存储键值。它将所有数据存放在单个文件中，使用mmap将其映射到内存，进行读取，对数据的修改利用write写入文件。数据存放的基本单位是一个page, 大小默认为4K. 当发生数据删除时，boltdb不直接将删掉的磁盘空间还给系统，而是内部将他先暂时保存，构成一个已经释放的page池，供后续使用，这个所谓的池在boltdb内叫freelist。例子如下：

 

 

红色的page 43, 45, 46, 50 页面正在被使用，而page 42, 44, 47, 48, 49, 51 是空闲的，可供后续使用。

如下etcd监控图当etcd数据量在50GB左右时，spill 操作延时激增到了8s

 

问题分析

由于发生了用户数据的写入, 因此内部B+ tree结构会频繁发生调整(如再平衡，分裂合并树的节点)。spill操作是boltdb内部将用户写入数据commit到磁盘的关键一步, 它发生在树结构调整后。它释放不用的page到freelist, 从freelist索取空闲page存储数据。

通过对spill操作进行更深入细致的调查，我们发现了性能瓶颈所在, spill操作中如下代码耗时最多：

// arrayAllocate returns the starting page id of a contiguous list of pages of a given size.// If a contiguous block cannot be found then 0 is returned.func (f *freelist) arrayAllocate(txid txid, n int) pgid {      ... var initial, previd pgid for i, id := range f.ids {     if id <= 1 {         panic(fmt.Sprintf("invalid page allocation: %d", id))     }     // Reset initial page if this is not contiguous.     if previd == 0 || id-previd != 1 {         initial = id     }     // If we found a contiguous block then remove it and return it.     if (id-initial)+1 == pgid(n) {         if (i + 1) == n {             f.ids = f.ids[i+1:]         } else {             copy(f.ids[i-n+1:], f.ids[i+1:]) # 复制             f.ids = f.ids[:len(f.ids)-n]         }         ...         return initial     }     previd = id } return 0}

之前etcd内部内部工作原理讲到boltdb将之前释放空闲的页面存储为freelist供之后使用，如上代码就是freelist内部page再分配的函数，他尝试分配连续的n个page页面供使用，返回起始页page id。 代码中f.ids是一个数组，他记录了内部空闲的page的id。例如之前上图页面里f.ids=[42,44,47,48,49,51]

当请求n个连续页面时，这种方法通过线性扫描的方式进行查找。当遇到内部存在大量碎片时，例如freelist内部存在的页面大多是小的页面，比如大小为1或者2，但是当需要一个size为4的页面时候，这个算法会花很长时间去查找，另外查找后还需调用copy移动数组的元素，当数组元素很多，即内部存储了大量数据时，这个操作是非常慢的。

优化方案

由上面的分析， 我们知道线性扫描查找空页面的方法确实比较naive, 在大数据量场景下很慢。前yahoo的chief scientist Udi Manber曾说过在yahoo内最重要的三大算法是 hashing, hashing and hashing!（From algorithm design manual)

因此我们的优化方案中将相同大小的连续页面用set组织起来，然后在用hash算法做不同页面大小的映射。如下面新版freelist结构体中的freemaps数据结构。

type freelist struct { ...   freemaps       map[uint64]pidSet           // key is the size of continuous pages(span), value is a set which contains the starting pgids of same size   forwardMap     map[pgid]uint64             // key is start pgid, value is its span size   backwardMap    map[pgid]uint64             // key is end pgid, value is its span size   ...}

 

 

除此之外，当页面被释放，我们需要尽可能的去合并成一个大的连续页面，之前的算法这里也比较简单，是个是耗时的操作O(nlgn).我们通过hash算法，新增了另外两个数据结构forwardMap和backwardMap, 他们的具体含义如下面注释所说。

当一个页面被释放时，他通过查询backwardMap尝试与前面的页面合并，通过查询forwardMap尝试与后面的页面合并。具体算法见下面mergeWithExistingSpan函数。

// mergeWithExistingSpan merges pid to the existing free spans, try to merge it backward and forwardfunc (f *freelist) mergeWithExistingSpan(pid pgid) {    prev := pid - 1    next := pid + 1    preSize, mergeWithPrev := f.backwardMap[prev]    nextSize, mergeWithNext := f.forwardMap[next]    newStart := pid    newSize := uint64(1)    if mergeWithPrev {        //merge with previous span        start := prev + 1 - pgid(preSize)        f.delSpan(start, preSize)        newStart -= pgid(preSize)        newSize += preSize    }    if mergeWithNext {        // merge with next span        f.delSpan(next, nextSize)        newSize += nextSize    }    f.addSpan(newStart, newSize)}

新的算法借鉴了内存管理中的segregated freelist的算法，它也使用在tcmalloc中。它将page分配时间复杂度由O(n)降为O(1), 释放从O(nlgn)降为O(1)，优化效果非常明显。

实际优化效果

以下测试为了排除网络等其他原因，就测试一台etcd节点集群，唯一的不同就是新旧算法不同, 还对老的tair作为后端存储的方案进行了对比测试. 模拟测试为接近真实场景，模拟100个客户端同时向etcd put 1百万的kv对，kv内容随机，控制最高5000qps，总计大约20~30GB数据。测试工具是基于官方代码的benchmark工具，各种情况下客户端延时如下

旧的算法时间

有一些超时没有完成测试，

 

新的segregated hashmap

 

 

etcd over tail 时间

 

 

方案完成耗时性能提升倍数新的hashmap算法210s1x旧array算法4974s24xetcd over tair17058x

在数据量更大的场景下，并发度更高的情况下新算法提升倍数会更多。

总结

这次优化将boltdb中freelist分配的内部算法由O(n)降为O(1), 释放部分从O(nlgn)降为O(1), 解决了在超大数据规模下etcd内部存储的性能问题，使etcd存储100GB数据时的读写操作也像存储2GB一样流畅。并且这次的新算法完全向后兼容，无需做数据迁移或是数据格式变化即可使用新技术带来的福利！

目前该优化经过2个多月的反复测试, 上线使用效果稳定，并且已经贡献到了开源社区，在新版本的boltdb和etcd中，供更多人使用。

 

本文为云栖社区原创内容，未经允许不得转载。