面对key数量多和区间查询低效问题：Hash索引趴窝，LSM树申请出场

我们通过append-only log的数据结构，实现了一个具备高写入性能的key-value数据库。append-only log之所以有很高的写入性能，主要得益于磁盘的顺序写入。这可能违反了我们对磁盘的认知，因为在我们的印象中，写磁盘总是很慢。其实不然，准确地说应该是随机写磁盘很慢，因为在写之前可能会进行多次寻址。如果只是顺序写磁盘，性能是非常的高，如下的一个ACM报告中显示，顺序写磁盘甚至比随机写内存的性能还要高！

举个例子，Kafka是一个高性能的消息队列，它的厉害之处就在于极致地利用磁盘的顺序写入性能，如果生产者和消费者的速率相当，消息甚至可以在操作系统的Page Cache层面就完成了传递。所以，以后别再认为写磁盘很慢了！

append-only log大幅提升了数据写入性能，但是随之而来的是，非常低的数据读取性能。针对这一点，我们采用Hash索引进行了优化，优化的效果也非常的显著。然而，Hash索引有两个明显的限制：（1）当key的数量很多时，维护Hash索引会给内存带来很大的压力；（2）区间查询很低效。如何对这两个限制进行优化呢？这就轮到本文介绍的主角，LSM树，出场了。

LSM树（Log-Structured Merge Tree）并不是一种数据结构，准确来说是一种存储模型，由MemTable、Immutable MemTable、SSTable等部分组成。它也是利用了append-only log的优势，大幅提升了写入性能。同时，因为key的存储有序性，所以具备了不错的读取性能，也克服了上文所述Hash索引的两个限制。下面，本文将一步步分析LSM树是如何做到这一点的。

SSTable

在最简单的数据库例子中，因为数据是无序存储的，所以在读取某个key的值时，就需要遍历整个数据文件，算法复杂度是O(n)。为了提升读性能，我们不得不在内存中维护所有key的Hash索引。

假如存储数据时，对记录按照key进行排序的会怎样？

对于key有序存储这种情况，即使不用Hash索引，也能得到很好的查询效率，因为我们可以使用二分查找法（Binary Search）来快速找到key所在的位置，算法复杂度是O(logn)。LSM树正是采用key有序这种方式来组织数据存储的，并称之为SSTable。

SSTable（Sorted String Table）是LSM树最基础的一个存储结构，存储在磁盘中，并且数据按照key进行排序的。数据保持key有序的好处是可以在O(logn)的时间下，快速找到一个key值，相比于纯粹的append-only log有了很大的提升。但是，如果所有的数据都存储在一个SSTable上，数据量一大，查询效率也会下降。因此，LSM树通常会将数据分散存储在多个SSTable中，并且记录每个SSTable的最大key和最小key，这样就能快速定位到一个key存储在哪个SSTable上了。

SSTable数据查找示例

// SSTable，数据保存到SSTable后只读不写

public class SSTable {

...

// 数据存储路径

private final LogFile logFile;

// 该SStable中存储的最小Key

private String minKey;

// 该SStable中存储的最大Key

private String maxKey;

// 使用二分查找法获取key值

public String get(String key) {

// step1：先判断是否在SSTable的范围内

if (key.compareTo(minKey) < 0 || key.compareTo(maxKey) > 0) {

return "";

}

// step2：二分查找

long start = 0;

long end = logFile.size();

while (start < end) {

long mid = start + (end - start) / 2;

// 先找到一条record到起始offset

long startOffset = logFile.startOffsetOf(mid);

String record = logFile.read(startOffset);

String midKey = Util.keyOf(record);

if (key.compareTo(midKey) == 0) {

return Util.valueOf(record);

} else if (key.compareTo(midKey) < 0) {

end = mid;

} else {

// 找到一条record到起始offset时可能会有mid == start的情况

if (mid == start) {

break;

}

start = mid;

}

}

return "";

}

...

}

这里只是介绍了一种比较简单的SSTable实现方式，实际上，各种LSM树存储引擎对SSTable的实现都有所差异，比如LevelDB就将SSTable划分成两大块，数据存储区存储key:value数据，数据管理区存储索引等数据。

那么怎样才能保证SSTable的有序性呢？

类似的在磁盘中维护数据有序的存储结构最常见的当属B/B+树了，如果对SSTable也采用类似的存储结构，那么带来的第一个问题就是每次写入都会伴随着磁盘的随机写，从而影响了数据的写入性能，这明显就违反了LSM树的初衷。为了同时兼顾SSTable的有序性以及写入性能，LSM树采用了MemTable这一组件。

MemTable

相比于磁盘上维护一个有序的数据结构，在内存上实现数据有序要简单得多，而且具备较高的读写性能，常见的有序数据结构有红黑树、AVL树、跳表等，不管你插入的顺序如何，读出来的数据总是有序的。MemTable正是LSM维护在内存中的一个有序的数据结构，接下来我们看下LSM是如何利用Memtable做到同时兼顾SSTable的有序行和写入性能的：

1、当写入请求过来时，先将record写入到Memtable中，这样就能保证record在内存中有序了，而且具备较高的写入性能。

2、当Memtable的大小达到一定的阈值后（通常是几个Mb的大小），将MemTable转成Immutable MemTable（一个只读不写的MemTable），并创建新的MemTable接收写请求。

和《从Hash索引到LSM树（一）》中的segment file机制类似，一个时刻只有current segment file接收写请求，其他的只读不写。

3、通过后台任务，定时将Immutable MemTable的数据刷到SSTable中，因为Immutable MemTable本身的有序性，所以就能保证SSTable中的数据是有序的，而且数据写入SSTable文件时完全是顺序写入，做到了有序性和写入性能的兼顾。

4、当读请求过来时，查找的顺序是MemTable->Immutable MemTable->SSTable，找到则返回，否则一步步执行下去。

Memtable同时兼顾有序和写性能

Memtable底层通常采用跳表来实现（LevelDB、HBase都采用了这一实现方法），相比较AVL和红黑树，跳表在插入数据的时候可以避免频繁的树节点调整操作，所以写入效率很高，而且实现起来也更简单些。

// LSM维护在内存中的有序数据结构，数据写入时先写MemTable

public class MemTable {

// 基于跳表实现的key-value结构

private final ConcurrentSkipListMap cache;

// 当前存储数据的大小

private AtomicInteger size;

...

// 查找key

public String get(String key) {

if (!cache.containsKey(key)) {

return "";

}

return cache.get(key);

}

// 添加key:value，并更新当前Memtable的大小

public void add(String key, String value) {

cache.put(key, value);

size.addAndGet(key.length() + value.length());

}

// 返回当前Memtable的大小（字节为单位）

// 用于判断达到阈值之后，转成Immutable MemTable

public int size() {

return this.size.get();

}

// 达到阈值之后转储到SSTable

public void compact2Sst(SSTable sst) {

cache.forEach(sst::add);

}

...

}

LsmKvDb

使用LSM树作为存储引擎的数据库，通常对SSTable进行分层管理，方便查询以及后续的Compact操作。本文也将采用对SSTable进行分层的架构实现LsmKvDb。

LsmKvDb存储架构

首先对Level进行抽象，每个Level都由多个SSTable组成：

// 对LSM的层的抽象，由SSTable组成

public class Level {

private final List ssts;

...

public void add(SSTable sst) {

ssts.add(sst);

}

// 在当前level总查找key对应的value, 从老到新遍历所有SSTable

public String find(String key) {

for (int i = ssts.size() - 1; i >= 0; i--) {

String value = ssts.get(i).get(key);

if (!value.equals("")) {

return value;

}

}

return "";

}

// sst与当前level进行compact操作

public void compactWith(SSTable sst) {...}

// 对给定sst集合与当前level进行compact操作

public void compactWith(List ssts) {...}

}

LsmKvDb的实现代码如下，写数据时写入MemTable，当达到阈值后转Immutable MemTable。Immutable MemTable与MemTable具有相同的数据结构，唯一不同的是前者只读不写，后者既读也写。

/**

* 基于LSM树的key-value数据库, 采用分层架构

* MemTable -> Immutable MemTable -> Level0 -> Level1 -> Level2

*/

public class LsmKvDb implements KvDb {

...

// 存储SSTable的目录

private final String sstDir;

// 当前写入的MemTable

private MemTable memTable;

// MemTable到达阈值大小后转储到immutableMts

private final List immutableMts;

// 后台定时将immutableMts中的MemTable刷到Level0，各SSTable之间可能由Key重叠

private final Level level0;

// 后台定时将Level0中的SSTable与Level1中的进行合并

private final Level level1;

// 当Level1中的SSTable的数量到达一定阈值后，选择最老的SSTable与Level2中的进行合并

private final Level level2;

...

@Override

public String get(String key) {

// step1: 从MemTable中读取

String value = memTable.get(key);

if (!value.equals("")) {

return value;

}

// step2: 从Immutable MemTable中读取，从新到老

for (int i = immutableMts.size() - 1; i >= 0; i--) {

value = immutableMts.get(i).get(key);

if (!value.equals("")) {

return value;

}

}

// step3: 从Level0中读取

value = level0.find(key);

if (!value.equals("")) {

return value;

}

// step4: 从Level1中读取

...

// step5: 从Level2中读取

...

return "";

}

@Override

public void set(String key, String value) {

memTable.add(key, value);

// 当MemTable大小到达阈值后转成Immutable MemTable

if (memTable.size() > MEMTABLE_MAX_SIZE) {

synchronized (this) {

immutableMts.add(memTable);

memTable = MemTable.create();

}

}

}

...

}

Compaction

在文章《从Hash索引到LSM树（一）》已经对Compaction机制已经有了讲解，其目的是清除掉已经被覆写或删除了的纪录，避免数据存储文件无休止的增长下去。对于LSM树而言，该机制同样适用，随着数据的不断添加、更新和删除，一些SSTable之间必然存在着重叠的key或被删除的key。通过Compaction，可以将多个SSTable合并成一个，从而节省了磁盘空间。

在上篇文章中，对segment file的compact操作主要依赖于Hash索引。因为是索引覆盖全部的key，所以可以很容易通过新的segment file的Hash索引来判断该key是否已经被处理过。但对于SSTable而言，并没有覆盖全部key的Hash索引，那么如何进行compact才高效呢？

得益于SSTable的有序性，我们可以应用归并排序算法来进行compact操作！

LSM树的Compaction通常有三种类型，分别是minor compact、major compact和full compact。

Minor Compact

minor compact指的是将Immutable MemTable中的数据直接转存到Level0中的SSTable。

minor compact

因为是直接将各个Immutable MemTable的数据转储成SSTable，并没有做合并的操作，因此在Level0中，各个SSTable之间的key可能存在重叠的现象。

Major Compact

major compact指的是将Level n中的SSTable合并到Level n+1中。

Level0 -> Level1的合并步骤如下：

1、选中Level0中的最老的SSTable sst0，然后在Level0中找到与sst0 的key存在重叠的所有SSTable sst0...n。

2、在Level1中，选取所有与 sst0...n存在key重叠的SSTable sst'0...m。

3、对sst0...n和sst'0...m采用多路归并排序算法进行合并，得到新的sst‘’0...k，并存储在Level1中。

4、删除sst0...n和sst'0...m。

major compact Level0 -> Level1

不同于Level0，Level1和Level2中各个SSTable之间并不存在key重叠的现象，因此Level1 -> Level2的合并会稍微简单些。

Level1 -> Level2的合并步骤如下：

1、选中Level1中的最老的SSTable sst0。

2、在Level2中，选取所有与 sst0存在key重叠的SSTable sst'0...m。

3、对sst0和sst'0...m采用多路归并排序算法进行合并，得到新的sst''0...k，并存储在Level2中。

4、删除sst0和sst'0...m。

major compact Level1 -> Level2

Full Compact

full compact指的是对Level0、Level1、Level2中所有的SSTable进行compact操作，同样也是采用多路归并排序算法。

full compact

通常full compact耗时较多，所以一般都会选择在流量较少的时刻进行。

优化LSM树

为SSTable引入block

到目前为止，对于在一个SSTable中查找一个key，我们首先会根据min key和max key判断该key是否属于该SSTable所属的范围，如果属于，则对SSTable采用二分查找法进行搜索。二分查找之所以在LsmKvDb中行得通，是因为这是一个简单的SSTable实现 —— 数据按string存储和\n分隔。在实际的运用中，为了尽可能地利用磁盘空间，SSTable中数据通常都是以字节码的形式存储，也不会以\n分隔每条record，这种情况下采用二分查找的实现就比较复杂了，而且效率也会太高。

一个常见的优化方法是，在SSTable中对record按照一定的size组织成多个block，并以block为单位进行压缩。为了能够快速找到某个key所属的block，需要在内存中维护每个block的起始key对应在SSTable中的offset（一个稀疏的Hash索引）。

按block存储的SSTable

在查找key的步骤如下：

1、根据索引定位到key所属的block。

2、将该block加载到内存中，并解压。

3、对内存中的数据采用二分查找。

在设计block的大小时，应该利用磁盘的空间局部性原理，使得系统能够只花费一次磁盘I/O就能将整个block加载到内存中。

为SSTable引入Bloom Filter

其实当目标key属于某个SSTable的key范围时，该key也不一定会存在于该SSTable中。但是到目前为止，只要目标key在某个SSTable的范围内，LsmKvDb都会进行查找操作。随着系统中的SSTable数目的增多，查询效率必然会随之下降。

一个常见的优化方法时，为SSTable引入布隆过滤器Bloom Filter。

Bloom Filter是保存在内存中的一种数据结构，可以用来告诉你 “某样东西一定不存在或者可能存在”。它由一个超长的二进制位数组和一系列的Hash函数组成。二进制位数组初始全部为0，当有元素加入集合时，这个元素会被一系列Hash函数计算映射出一系列的值，所有的值在位数组的偏移量处置为1。如果需要判断某个元素是否存在于集合当中，只需判断该元素被Hash后的值在数组中的值，如果存在为0的，则该元素一定不存在；如果全为1，则可能存在，这种情况可能有误判。

Bloom Filter

通过Bloom Filter，我们可以很快就能判断目标key是否不存在于SSTable中，从而提升了读性能。

Google的Guava库就提供了一个BloomFilter的实现，并且可以按需来设置误判率。

总结

本文承接上《从Hash索引到LSM树（一）》，主要介绍了LSM树的基本原理，并且在原来append-only log的基础上实现了一个简单的基于LSM树的key-value数据库LsmKvDb。LSM树主要由MemTable、Immutable MemTable、SSTable组成，其中MemTable和Immutable MemTable在内存中维护，而SSTable则存储在磁盘中。SSTable的有序性使得LSM树在无需Hash索引的情况下具有不错的读取性能，而且支持区间查询；而Memable则使得LSM树具备很高的写入性能。

本系列文章，我们从一个最简单的key-value数据库起步，一步步通过Hash索引、LSM树、布隆过滤器等技术手段对其进行了优化，从中也深入分析了各个技术点的实现原理。但数据库的索引技术远不止这些，比如最常用到的B/B+树，也是非常值得深入学习的，以后有机会再对其进行深入分析～

HashMap 数据库 数据结构

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