概覽

下圖中展示了etcd如何處理一個客戶端請求的涉及到的模塊和流程。圖中淡紫色的矩形表示etcd，它包括如下幾個模塊：

• etcd server：對外接收客戶端的請求，對應etcd代碼中的etcdserver目錄，其中還有一個raft.go的模塊與etcd-raft庫進行通信。etcdserver中與存儲相關的模塊是applierV3，這里封裝了V3版本的數(shù)據存儲，WAL(write ahead log)，用于寫數(shù)據日志，etcd啟動時會根據這部分內容進行恢復。
• etcd raft：etcd的raft庫，前面的文章已經具體分析過這部分代碼。除了與本節(jié)點的etcd server通信之外，還與集群中的其他etcd server進行交互做一致性數(shù)據同步的工作(在圖中集群中其他etcd服務用橙色的橢圓表示)。

 

在上圖中，一個請求與一個etcd集群交互的主要流程分為兩大部分：

1. 寫數(shù)據到某個etcd server中。
2. 該etcd server與集群中的其他etcd節(jié)點進行交互，當確保數(shù)據已經被存儲之后應答客戶端。

請求流程劃分為了以下的子步驟：

• 1.1：etcd server收到客戶端請求。
• 1.2：etcd server將請求發(fā)送給本模塊中的raft.go，這里負責與etcd raft模塊進行通信。
• 1.3：raft.go將數(shù)據封裝成raft日志的形式提交給raft模塊。
• 1.4：raft模塊會首先保存到raftLog的unstable存儲部分。
• 1.5：raft模塊通過raft協(xié)議與集群中其他etcd節(jié)點進行交互。

注意在以上流程中，假設這里寫入數(shù)據的etcd是leader節(jié)點，因為在raft協(xié)議中，如果提交數(shù)據到非leader節(jié)點的話需要路由到etcd leader節(jié)點去。

而應答步驟如下：

• 2.1：集群中其他節(jié)點向leader節(jié)點應答接收這條日志數(shù)據。
• 2.2：當超過集群半數(shù)以上節(jié)點應答接收這條日志數(shù)據時，etcd raft通過Ready結構體通知etcd server中的raft該日志數(shù)據已經commit。
• 2.3：raft.go收到Ready數(shù)據將首先將這條日志寫入到WAL模塊中。
• 2.4：通知最上層的etcd server該日志已經commit。
• 2.5：etcd server調用applierV3模塊將日志寫入持久化存儲中。
• 2.6：etcd server應答客戶端該數(shù)據寫入成功。
• 2.7：最后etcd server調用etcd raft，修改其raftLog模塊的數(shù)據，將這條日志寫入到raftLog的storage中。

從上面的流程可以看到

• etcd raft模塊在應答某條日志數(shù)據已經commit之后，是首先寫入到WAL模塊中的，因為這個模塊只是添加一條日志，所以速度會很快，即使在后面applierV3寫入失敗，重啟的時候也可以根據WAL模塊中的日志數(shù)據進行恢復。
• etcd raft中的raftLog，按照前面文章的分析，其中的數(shù)據是保存到內存中的，重啟即失效，上層應用真實的數(shù)據是持久化保存到WAL和applierV3中的。

以下就來分析etcd server與這部分相關的幾個模塊。

etcd server與raft的交互

EtcdServer結構體，負責對外與客戶端進行通信。內部有一個raftNode結構的成員，負責與etcd的raft庫進行交互。

etcd V3版本的API，通過GRPC協(xié)議與客戶端進行交互，其相關代碼在etcdserver/v3_server.go中。以一次Put請求為例，最后將會調用的代碼在函數(shù)EtcdServer::processInternalRaftRequestOnce中，代碼的主要流程分析如下。

 

1. 拿到當前raft中的apply和commit索引，如果commit索引比apply索引超出太多，說明當前有很多數(shù)據都沒有apply，返回ErrTooManyRequests錯誤。
2. 調用s.reqIDGen.Next()函數(shù)生成一個針對當前請求的ID，注意這個ID并不是一個隨機數(shù)而是一個嚴格遞增的整數(shù)。同時將請求序列化為byte數(shù)據，這會做為raft的數(shù)據進行存儲。
3. 根據第2步中的ID，調用Wait.Register函數(shù)進行注冊，這會返回一個用于通知結果的channel，后續(xù)就通過監(jiān)聽該channel來確定是否成功儲存了提交的值。
4. 調用Raft.Process函數(shù)提交數(shù)據，這里傳入的參數(shù)除了前面序列化的數(shù)據之外，還有使用超時時間創(chuàng)建的Context。
5. 監(jiān)聽前面的Channel以及Context對象： a. 如果context.Done返回，說明數(shù)據提交超時，使用s.parseProposeCtxErr函數(shù)返回具體的錯誤。 b. 如果channel返回，說明已經提交成功。

從以上的流程可以看出，在調用Raft.Process函數(shù)向Raft庫提交數(shù)據之后，等待被喚醒的Channel才是正常提交數(shù)據成功的路徑。

在EtcdServer.run函數(shù)中，最終會進入一個死循環(huán)中，等待raftNode.apply返回的channel被喚醒，而raftNode繼承了raft.Node的實現(xiàn)，從前面分析etcd raft的流程中可以明白，EtcdServer就是在向raft庫提交了數(shù)據之后，做為其上層消費Ready數(shù)據的應用層。

自此，整體的流程大體已經清晰：

1. EtcdServer對外通過GRPC協(xié)議接收客戶端請求，對內有一個raftNode類型的成員，該類型繼承了raft.Node的實現(xiàn)。
2. 客戶端通過EtcdServer提交的數(shù)據修改都會通過raftNode來提交，而EtcdServer本身通過監(jiān)聽channel與raft庫進行通信，由Ready結構體來通過EtcdServer哪些數(shù)據已經提交成功。
3. 由于每個請求都會一個對應的ID，ID綁定了Channel，所以提交成功的請求通過ID找到對應的Channel來喚醒提交流程，最后通知客戶端提交數(shù)據成功。

WAL

以上介紹了EtcdServer的大體流程，接下來看WAL的實現(xiàn)。

前面已經分析過了，etcd raft提交數(shù)據成功之后，將通知上面的應用層(在這里就是EtcdServer)，然后再進行持久化數(shù)據存儲。而數(shù)據的持久化可能會花費一些時間，因此在應答應用層之前，EtcdServer中的raftNode會首先將這些數(shù)據寫入WAL日志中。這樣即使在做持久化的時候數(shù)據丟失了，啟動恢復的時候也可以根據WAL的日志進行數(shù)據恢復。

etcdserver模塊中，給raftNode用于寫WAL日志的工作，交給了接口Storage來完成，而這個接口由storage來具體實現(xiàn)：

 

可以看到，這個結構體組合了WAL和snap.Snapshotter結構，Snapshotter負責的是存儲快照數(shù)據。

WAL日志文件中，每條日志記錄有以下的類型：

1. Type：日志記錄類型，下面詳細解釋都有哪些類型。
2. Crc：這一條日志記錄的校驗數(shù)據。
3. Data：真正的數(shù)據，根據類型不同存儲的數(shù)據也不同。

日志記錄又有如下的類型：

1. metadataType：存儲的是元數(shù)據(metadata)，每個WAL文件開頭都有這類型的一條記錄數(shù)據。
2. entryType：保存的是raft的數(shù)據，也就是客戶端提交上來并且已經commit的數(shù)據。
3. stateType：保存的是當前集群的狀態(tài)信息，即前面提到的HardState。
4. crcType：校驗數(shù)據。
5. snapshotType：快照數(shù)據。

etcd使用兩個目錄分別存放WAL文件以及快照文件。其中，WAL文件的文件名格式是“16位的WAL文件編號-該WAL第一條entry數(shù)據的index號.wal”，這樣就能從WAL文件名知道該WAL文件中保存的entry數(shù)據至少大于什么索引號。而快照文件名的格式則是“16位的快照數(shù)據最后一條日志記錄任期號-16位的快照數(shù)據最后一條記錄的索引號.snap”。

Etcd會管理WAL目錄中的所有WAL文件，但是在生成快照文件之后，在快照數(shù)據之前的WAL文件將被清除掉，保證磁盤不會一直增長。

比如當前etcd中有三個WAL文件，可以從這些文件的文件名知道其中存放數(shù)據的索引范圍。

 

在生成快照文件之后，此時就只剩一個WAL文件和一個快照文件了：

 

那么，又是在什么情況下生成快照文件呢?Etcdserver在主循環(huán)中通過監(jiān)聽channel獲知當前raft協(xié)議返回的Ready數(shù)據，此時會做判斷如果當前保存的快照數(shù)據索引距離上一次已經超過一個閾值(EtcdServer.snapCount)，此時就從raft的存儲中生成一份當前的快照數(shù)據，寫入快照文件成功之后，就可以將這之前的WAL文件釋放了。

以上流程和對應的具體函數(shù)見下面的流程圖。

 

backend store的實現(xiàn)

revision概念

Etcd存儲數(shù)據時，并不是像其他的KV存儲那樣，存放數(shù)據的鍵做為key，而是以數(shù)據的revision做為key，鍵值做為數(shù)據來存放。如何理解revision這個概念，以下面的例子來說明。

比如通過批量接口兩次更新兩對鍵值，第一次寫入數(shù)據時，寫入

 

而在第二次更新寫入數(shù)據

 

其中revision有兩部分組成，第一部分成為main revision，每次事務遞增1;第二部分稱為sub revision，一個事務內的一次操作遞增1。 兩者結合，就能保證每次key唯一而且是遞增的。

 

但是，就客戶端看來，每次操作的時候是根據Key來進行操作的，所以這里就需要一個Key映射到當前revision的操作了，為了做到這個映射關系，Etcd引入了一個內存中的Btree索引，整個操作過程如下面的流程所示。

 

查詢時，先通過內存中的btree索引來查詢該key對應的keyIndex結構體，然后再根據這個結構體才能去boltdb中查詢真實的數(shù)據返回。

所以，下面先展開討論這個keyIndex結構體和btree索引。

keyIndex結構

keyIndex結構體有以下成員：

• key：存儲數(shù)據真實的鍵。
• modified：最后一次修改該鍵對應的revision。
• generations：generation數(shù)組。

如何理解generation結構呢，可以認為每個generation對應一個數(shù)據從創(chuàng)建到刪除的過程。每次刪除key的操作，都會導致一個generation最后添加一個tombstone記錄，然后創(chuàng)建一個新的空generation記錄添加到generations數(shù)組中。

generation結構體存放以下數(shù)據：

• ver：當前generation中存放了多少次修改，其實就是revs數(shù)組的大小-1(因為需要去掉tombstone)。
• created：創(chuàng)建該generation時的revision。
• revs：存放該generation中存放的revision數(shù)組。

以下圖來說明keyIndex結構體：

 

如上圖所示，存放的鍵為test的keyIndex結構。

它的generations數(shù)組有兩條記錄，其中generations[0]在revision 1.0時創(chuàng)建，當revision2.1的時候進行tombstone操作，因此該generation的created是1.0;對應的generations[1]在revision3.3時創(chuàng)建，緊跟著就做了tombstone操作。

所以該keyIndex.modifiled成員存放的是3.3，因為這是這條數(shù)據最后一次被修改的revision。

一個已經被tombstone的generation是可以被刪除的，如果整個generations數(shù)組都已經被刪除空了，那么整個keyIndex記錄也可以被刪除了。

 

如上圖所示，keyIndex.compact(n)函數(shù)可以對keyIndex數(shù)據進行壓縮操作，將刪除滿足main revision < n的數(shù)據。

• compact(2)：找到了generations[0]的1.0 revision的數(shù)據進行了刪除。
• compact(3)：找到了generations[0]的2.1 revision的數(shù)據進行了刪除，此時由于generations[0]已經沒有數(shù)據了，所以這一整個generation被刪除，原先的generations[1]變成了generations[0]。
• compact(4)：找到了generations[0]的3.3 revision的數(shù)據進行了刪除。由于所有的generation數(shù)據都被刪除了，此時這個keyIndex數(shù)據可以刪除了。

treeIndex結構

Etcd中使用treeIndex來在內存中存放keyIndex數(shù)據信息，這樣就可以快速的根據輸入的key定位到對應的keyIndex。

treeIndex使用開源的github.com/google/btree來在內存中存儲btree索引信息，因為用的是外部庫，所以不打算就這部分做解釋。而如果很清楚了前面keyIndex結構，其實這部分很好理解。

所有的操作都以key做為參數(shù)進行操作，treeIndex使用btree根據key查找到對應的keyIndex，再進行相關的操作，最后重新寫入到btree中。

store

前面講到了WAL數(shù)據的存儲、內存索引數(shù)據的存儲，這部分討論持久化存儲數(shù)據的模塊。

etcd V3版本中，使用BoltDB來持久化存儲數(shù)據(etcd V2版本的實現(xiàn)不做討論)。所以這里先簡單解釋一下BoltDB中的相關概念。

BoltDB相關概念

BoltDB中涉及到的幾個數(shù)據結構，分別為DB、Bucket、Tx、Cursor、Tx等。

其中：

• DB：表示數(shù)據庫，類比于Mysql。
• Bucket：數(shù)據庫中的鍵值集合，類比于Mysql中的一張數(shù)據表。
• 鍵值對：BoltDB中實際存儲的數(shù)據，類比于Mysql中的一行數(shù)據。
• Cursor：迭代器，用于按順序遍歷Bucket中的鍵值對。
• Tx：表示數(shù)據庫操作中的一次只讀或者讀寫事務。

Backend與BackendTx接口

Backend和BackendTx內部的實現(xiàn)，封裝了BoltDB，太簡單就不做分析了。

Lessor接口

etcd中沒有提供針對數(shù)據設置過期時間的操作，通過租約(Lease)來實現(xiàn)數(shù)據過期的效果。而Lessor接口就提供了管理租約的相關接口。

比如，使用etcdctl命令可以創(chuàng)建一個lease：

etcdctl lease grant 10 lease 694d67ed2bfbea03 granted with TTL(10s)

這樣就創(chuàng)建了一個ID為694d67ed2bfbea03的Lease，此時可以將鍵值與這個lease進行綁定：

etcdctl put --lease=694d67ed2bfbea03 a b

當時間還沒超過過期時間10S時，能通過etcd拿到這對鍵值的數(shù)據。如果超時了就獲取不到數(shù)據了。

從上面的命令可以看出，一個Lease可以與多個鍵值對應，由這個Lease通過管理與其綁定的鍵值數(shù)據的生命周期。

etcd中，將Lease ID存放在名為“lease”的Bucket中，注意在這里只存放Lease相關的數(shù)據，其鍵值為：，之所以不存放與Lease綁定的鍵值，是因為這些鍵值已經存放到另外的Bucket里了，寫入數(shù)據的時候也會將這些鍵值綁定的Lease ID寫入，這樣在恢復數(shù)據的時候就可以將鍵值與Lease ID綁定的關系寫入內存中。

即：Lease這邊需要持久化的數(shù)據只有Lease ID與TTL值，而鍵值對這邊會持久化所綁定的Lease ID，這樣在啟動恢復的時候可以將兩者對應的關系恢復到內存中。

 

明白了以上關系再來理解Lessor的實現(xiàn)就很簡單了。

lessor中主要包括以下的成員：

• leaseMap map[LeaseID]*Lease：存儲LeaseID與Lease實例之間的對應關系。
• itemMap map[LeaseItem]LeaseID：leaseItem實際存放的是鍵值，所以這個map管理的就是鍵值與Lease ID之間的對應關系。
• b backend.Backend：持久化存儲，每個Lease的持久化數(shù)據會寫入名為“lease”的Bucket中。
• minLeaseTTL int64：最小過期時間，設置給每個lease的過期時間不得小于這個數(shù)據。
• expiredC chan []*Lease：通過這個channel通知外部有哪些Lease過期了。

其他的就很簡單了:

1. lessor啟動之后會運行一個goroutine協(xié)程，在這個協(xié)程里定期查詢哪些Lease超時，超時的Lease將通過expiredC channel通知外部。
2. 而針對Lease的CRUD操作，都需要進行加鎖才能操作。

KV接口

有了以上的準備，可以開始分析數(shù)據存儲相關的內容了。在etcd V3中，所有涉及到數(shù)據的存儲，都會通過KV接口。

store結構體實現(xiàn)了KV接口，其中最重要的就是封裝了前面提到的幾個數(shù)據結構：

• b backend.Backend：用于將持久化數(shù)據寫入BoltDB中。
• kvindex index：保存key索引。
• changes []mvccpb.KeyValue：保存每次寫操作之后進行了修改的數(shù)據，用于通知watch了這些數(shù)據變更的客戶端。

在store結構體初始化時，根據傳入的backend.Backend，初始化backend.BatchTx結構，后面的任何涉及到事務的操作，都可以通過這個backend.BatchTx來進行。

其實有了前面的準備，理解store結構做的事情已經不難，以一次Put操作為例，其流程主要如下圖所示：

 

applierV3

EtcdServer內部實現(xiàn)中，實際使用的是applierV3接口來進行持久化數(shù)據的操作。

這個接口有以下幾個實現(xiàn)，但是其中applierV3backend的實現(xiàn)是最重要的，其內部使用了前面提到的KV接口來進行數(shù)據的處理。

另外，applierV3接口還有其他幾個實現(xiàn)，這里分別列舉一下。

• applierV3backend：基礎的applierV3接口實現(xiàn)，其他幾個實現(xiàn)都在此實現(xiàn)上做功能擴展。內部調用EtcdServer中的KV接口進行持久化數(shù)據讀寫操作。
• applierV3Capped：磁盤空間不足的情況下，EtcdServer中的applierV3切換到這個實現(xiàn)里面來，這個實現(xiàn)的任何寫入操作都會失敗，這樣保證底層存儲的數(shù)據量不再增加。
• authApplierV3：在applierV3backend的基礎上擴展出權限控制的功能。
• quotaApplierV3：在applierV3backend的基礎上加上了限流功能，即底層的存儲到了上限的話，會觸發(fā)限流操作。

綜述

下圖將上面涉及到的關鍵數(shù)據結構串聯(lián)在一起，看看EtcdServer在收到Raft庫通過Ready channel通知的可以持久化數(shù)據之后，都做了什么操作。

 

1. raft庫通過Ready Channel通知上層的raftNode哪些數(shù)據可以進行持久化。
2. raftNode啟動之后也是會啟動一個Goroutine來一直監(jiān)聽這個Ready Channel，以便收到可以持久化數(shù)據的通知。
3. raftNode在收到Ready數(shù)據之后，將首先寫入WAL日志中。這里的WAL日志由storage結構體來管理，分為兩大部分：WAL日志以及WAL快照文件數(shù)據Snapshotter，后者用來避免WAL文件一直增大。
4. raftNode在寫WAL數(shù)據完成之后，通過apply Channel通知EtcdServer。
5. EtcdServer啟動之后也是啟動一個Goroutine來監(jiān)聽這個channel，以便收到可以持久化數(shù)據的通知。
6. EtcdServer通過調用applierV3接口來持久化數(shù)據。applierV3backend結構體實現(xiàn)applierV3接口, applierV3backend結構體實現(xiàn)applierV3接口，內部通過調用KV接口進行持久化操作。而在實現(xiàn)KV接口的store結構體中，treeIndex負責在內存中維護數(shù)據鍵值與revision的對應關系即keyIndex數(shù)據，Backend接口負責持久化數(shù)據，最后持久化的數(shù)據將落盤到BoltDB中。