Kudu的技术原理分析及与HBase的比较

2015.10 Jason

1      kudu的设计初衷

在介绍Kudu是什么之前，还是先简单的说一下现存系统针对结构化数据存储的一些痛点问题。结构化数据的存储，通常包含如下两种方式：

l  静态数据通常以Parquet或者Avro形式直接存放在HDFS中，对于分析场景，这种存储通常是更加适合的。但无论以哪种方式存在于HDFS中，都难以支持单条记录级别的更新，随机读取也并不高效。

l  可变数据的存储通常选择HBase或者Cassandra，因为它们能够支持记录级别的高效读写。但这种存储却并不适合分析场景，因为它们在大数据量顺序读取场景下的性能相对较差（针对HBase而言，有两方面的主要原因。一是HFile本身的结构定义，它是按行组织数据的，这种格式针对大多数的分析场景，都会带来较大的IO消耗，因为可能会读取很多不必要的数据，相对而言Parquet格式针对分析场景就做了很多优化。 二是由于HBase本身的LSM-Tree架构决定的，HBase的读取路径中，不仅要考虑内存中的数据，同时要考虑HDFS中的一个或多个HFile，较之于直接从HDFS中读取文件而言，这种路径是过长的）。

可以看出，如上两种存储方式，都存在明显的优缺点。 直接存放于HDFS中，尽管适合分析，但却不利于记录级别的随机读写。而直接将数据存放于HBase中，适合记录级别的随机读写，但却并不适合分析。 而在很多业务场景中，我们都可能同时存在这两类场景。我们的通常做法有如下几种：

1. 数据存放于HBase中，对于分析任务，基于Hive Over HBase/MapReduce进行。可容忍这种场景下的分析性能。

2. 对于分析性能要求较高的，可以将数据在HDFS/Hive中多冗余存放一份。或者将HBase中的数据定期的导出成Parquet格式的数据。 明显的，这种方案中，数据一致性是一个较大的问题。同时，架构也较复杂。

图表 1 Kudu在生态系统中的定位

Kudu的设计，就是试图在实时分析与随机读写之间，寻求一个最佳的结合。另外一个初衷，在Cloudera发布的《Kudu: New Apache Hadoop Storage for Fast Analytics on Fast Data》一文中有提及，Kudu作为一个新的分布式存储系统也是为了进一步提升CPU的适用效率。下面的章节中，将会详细介绍Kudu的设计原理。

2      Kudu的原理介绍

2.1      表与Schema

Kudu设计是面向结构化存储的，因此，Kudu的表，需要用户在建表时定义它的Schema信息，这些Schema信息包含：列定义（含类型），Primary Key定义（用户指定的若干个列的有序组合）。数据的唯一性，依赖于用户所提供的Primary Key中的Column组合的值的唯一性。 Kudu提供了Alter命令来增删列，但位于Primary Key中的列是不允许删除的。

Kudu当前并不支持二级索引。

2.2      API

Kudu提供了Java/C++两种语言的API（尽管也提供了Python API，但尚处于Experimental阶段）。通过这些API，可以进行如下一些操作：

l  Insert/Update/Delete

l  批量数据导入/更新操作

l  Scan(可支持简单的Filter)

l  …………

2.3      事务与一致性模型

Kudu仅仅提供单行事务，也不支持多行事务。这一点与HBase是相似的。但在数据一致性模型上，与HBase有较大的区别。 Kudu提供了如下两种一致性模型：

l  Snapshot Consistency

这是Kudu中的默认一致性模型。在这种模型中，只保证一个客户端能够看到自己所提交的写操作，而并不保障全局的（跨多个客户端的）事务可见性。

l  External Consistency

最早提出External Consistency机制的，应该是在Google的Spanner论文中。传统关系型数据库中的两阶段提交机制，需要两回合通信，这过程中带来的代价是较高的，但同时这过程中的复杂的锁机制也可能会带来一些可用性问题。一个更好的实现分布式事务/一致性的思路，是基于一个全局发布的Timestamp机制。Spanner提出了Commit-wait的机制，来保障全局事务的有序性：如果一个事务T1的提交先于另外一个事务T2的开始，则T1的Timestamp要小于T2的TimeStamp。我们知道，在分布式系统中，是很难于做这样的承诺的。在HBase中，我们可以想象，如果所有RegionServer中的SequenceID发布自同一个数据源，那么，HBase的很多事务性问题就迎刃而解了，然后最大的问题在于这个全局的SequenceID数据源将会是整个系统的性能瓶颈点。回到External Consistency机制，Spanner是依赖于高精度与可预见误差的本地时钟(TrueTime API)实现的(即需要一个高可靠和高精度的时钟源，同时，这个时钟的误差是可预见的。感兴趣的同学可以阅读Spanner论文，这里不赘述)。Kudu中提供了另外一种思路来实现External Consistency,基于Timestamp扩散机制，即，多个客户端可相互通信来告知彼此所提交的Timestamp值，从而保障一个全局的顺序。这种机制也是相对较为复杂的。

与Spanner类似，Kudu不允许用户自定义用户数据的Timestamp，但在HBase中却是不同。用户可以发起一次基于某特定Timestamp的查询。

2.4      Kudu的架构

Kudu也采用了Master-Slave形式的中心节点架构，管理节点被称作Kudu Master，数据节点被称作Tablet Server（可对比理解HBase中的RegionServer角色）。一个表的数据，被分割成1个或多个Tablet，Tablet被部署在Tablet Server来提供数据读写服务。

Kudu Master在Kudu集群中，发挥如下的一些作用：

1.     用来存放一些表的Schema信息，且负责处理建表等请求。

2.     跟踪管理集群中的所有的Tablet Server，并且在Tablet Server异常之后协调数据的重部署。

3.     存放Tablet到Tablet Server的部署信息。

Tablet与HBase中的Region大致相似，但存在如下一些明显的区别点：

1.     Tablet包含两种分区策略，一种是基于Hash Partition方式，在这种分区方式下用户数据可较均匀的分布在各个Tablet中，但原来的数据排序特点已被打乱。另外一种是基于Range Partition方式，数据将按照用户数据指定的有序的Primary Key Columns的组合String的顺序进行分区。而HBase中仅仅提供了一种按用户数据RowKey的Range Partition方式。

2.     一个Tablet被部署到了多个Tablet Server中。然而，在HBase最初的架构中，一个Region却是被部署在了一个RegionServer中，它的数据多副本是交由HDFS来保障的。尽管后来HBase有了Region Replica特性，或者是Facebook贡献的HydraBase的设计思路来实现Region的多个副本，来优化HBase的MTTR时间，但迄今为止均尚不成熟。

图表 2 Kudu的数据多副本机制

图表 3 HBase的数据多副本机制

2.5      Kudu的底层数据模型

Kudu的底层数据文件的存储，未采用HDFS这样的较高抽象层次的分布式文件系统，而是自行开发了一套可基于Table/Tablet/Replica视图级别的底层存储系统。这套实现基于如下的几个设计目标：

l  可提供快速的列式查询。

l  可支持快速的随机更新

l  可提供更为稳定的查询性能保障。

为了实现如上目标，Kudu参考了一种类似于Fractured Mirrors的混合列存储架构。Tablet在底层被进一步细分成了一个称之为RowSets的单元：

图表 4 RowSets

MemRowSets可以对比理解成HBase中的MemStore, 而DiskRowSets可理解成HBase中的HFile。MemRowSets中的数据按照行试图进行存储，数据结构为B-Tree。MemRowSets中的数据被Flush到磁盘之后，形成DiskRowSets。 DisRowSets中的数据，按照32MB大小为单位，按序划分为一个个的DiskRowSet。

DiskRowSet中的数据按照Column进行组织，与Parquet类似。这是Kudu可支持一些分析性查询的基础。每一个Column的数据被存储在一个相邻的数据区域，而这个数据区域进一步被细分成一个个的小的Page单元，与HBase File中的Block类似，对每一个Column Page可采用一些Encoding算法，以及一些通用的Compression算法。

既然可对Column Page可采用Encoding以及Compression算法，那么，对单条记录的更改就会比较困难了。前面提到了Kudu可支持单条记录级别的更新/删除，是如何做到的？与HBase类似，也是通过增加一条新的记录来描述这次更新/删除操作的。一个DiskRowSet包含两部分数据：基础数据(Base Data)，以及变更数据(Delta Stores)。更新/删除操作所生成的数据记录，被保存在变更数据部分。

图表 5 Delta Store Design

上图来自Kudu的源工程文件。 从上图来看，Delta数据部分应该包含REDO与UNDO两部分，这里的REDO与UNDO与关系型数据库中的REDO与UNDO日志类似（在关系型数据库中，REDO日志记录了更新后的数据，可以用来恢复尚未写入Data File的已成功事务更新的数据。 而UNDO日志用来记录事务更新之前的数据，可以用来在事务失败时进行回滚），但也存在一些细节上的差异。如下是源码中关于REDO与UNDO的解释：

REDO Delta Files包含了Base Data自上一次被Flush/Compaction之后的变更值。REDO Delta Files按照Timestamp顺序排列。

UNDO Delta Files包含了Base Data自上一次Flush/Compaction之前的变更值。这样才可以保障基于一个旧Timestamp的查询能够看到一个一致性视图。 UNDO按照Timestamp倒序排列。

2.6      数据读写流程

写数据的流程，如下图所示：

图表 6 Write Path

Kudu不允许用户数据的Primary Key重复，因此，在Tablet内部写入数据之前，需要先从已有的数据中检查当前新写入的数据的Primary Key是否已经存在，尽管在DiskRowSets中增加了BloomFilter来提升这种判断的效率，但可以预见，Kudu的这种设计将会明显增大写入的时延。

数据一开始先存放于MemRowSets中，待大小超出一定的阈值之后，再Flush成DiskRowSets。这部分已经在图表5中有详细的介绍。随着Flush次数的不断增加，生成的DiskRowSets也会不断的增多，在Kudu内部也存在一个Compaction流程，这样可以将已经存在的多个存在Primary Key交集的DiskRowSets重新排序而生成一个新的DiskRowSets。如下图所示：

图表 7 RowSet Compaction

读数据的流程，既要考虑存在于内存中的MemRowSets,又要读取位于磁盘中的一个或多个DiskRowSets，在Scanner的高层抽象中，应该与HBase类似。如下重点提一些细节的优化点：

1.     通过Scan的范围，与每一个DiskRowSets中的Primary Key Range进行对比，可以首先过滤掉一些不必要参与此次Scan的DiskRowSets。

2.     Delta Store部分，针对记录级别的更改，记录了Base Data中对应原始数据的Offset。这样，在判断一条记录是否存在更改的记录时，将会更加的快速。

3.     由于DiskRowSets的底层文件是按照列组织的，基于一些列的条件进行过滤查询时，可以优先过滤掉一些不必要的Primary Keys。Kudu并不会在一开始读取的时候就将一行数据的所有列读取出来，而是先读取与过滤条件相关的列，通过将这些列与查询条件匹配之后，再来决定是否去读取符合条件的行中的其它的列信息。这样可以节省一些磁盘IO。这就是Kudu所提供的Lazy Materialization特性。

2.7      Raft模型

与HydraBase类似，Kudu采用了Raft协议，来保持Tablet多副本之间的数据一致性。Raft是比Paxos更容易理解且更简单的一种一致性协议，请参考：https://raft.github.io/。 Paxos更多的是从理论上提供了一种一致性模型，而Raft确实一种更贴近实际应用的实现。

3      Kudu与HBase的区别

这里再总结一下Kudu与HBase的一些大的区别点：

l  Kudu的数据分区方式相对多样化，而HBase较单一。

l  Kudu的Tablet自身具备多副本机制，而HBase的Region依赖于底层HDFS的多副本机制。在HBase 1.0版本中已经有了Region Replica(HBASE-10070)特性，同时，社区还有Facebook贡献的HydraBase的方案，但均尚不成熟。

l  Kudu底层不依赖于其它的分布式文件系统。而HBase依赖于HDFS。

l  Kudu的底层文件格式采用了类似于Parquet的列式存储格式，而HBase的底层HFile文件却是按行来组织的。

l  Kudu关于底层的Flush任务以及Compaction任务，能够结合忙时或者闲时进行自动的调整。HBase还尚不具备这种调度能力。

l  Kudu的Compaction无Minor/Major的区分，限制每一次Compaction的IO总量在128MB大小，因此，并不存在长久执行的Compaction任务。 Compaction是按需进行的，例如，如果所有的写入都是顺序写入，则将不会触发Compaction。

l  Kudu的设计，既兼顾了分析型的查询能力，又兼顾了随机读写能力，这样，势必也会付出一些代价。 例如，写入数据时关于Primary Key唯一性的限制，就要求写入前要检查对应的Primary Key是否已经存在，这样势必会增大写入的时延。而底层尽管采用了类似于Parquet的列式文件设计，但与HBase类似的冗长的读取路径，也会对分析性的查询带来一些影响。另外，这种设计在整行读取时，也会付出较高的代价。

4      Kudu与现有系统的对接

Kudu提供了与如下一些系统的对接：

l  MapReduce: 提供针对Kudu用户表的Input以及Output任务对接。

l  Spark: 提供与Spark SQL以及DataFrames的对接。

l  Impala: Kudu自身未提供Shell以及SQL Parser，所以，它的SQL能力源自与Impala的集成。在这些集成中，能够很好的感知Kudu表数据的本地性信息，能够充分利用Kudu所提供的过滤器对查询进行优化，同时，Impala本身的DDL/DML语法针对Kudu也做了一些扩展。可以想象，Cloudera在Impala与Kudu的集成上，未来一定会有更多的发力点。

5      Kudu的适用场景

Todd Lipcon在今年的Strata+Hadoop World 2015大会上所提供的主题为《Kudu: Resolving transactional and analytic trade-offs in Hadoop》的演讲中，这样子描述Kudu的适用场景：

6      Kudu Benchmark数据解析

如下使得Kudu WhitePage中所提供的一些Benchmark性能测试数据的简单解析(详细的结果请参考论文的第6章节)：

1.     基于TPC-H测试标准，针对Impala On Parquet以及Impala On Kudu做了对比测试，Impala On Kudu的平均性能比Impala On Parquet提升了31%。这是由于Kudu所提供的Lazy Meterialization特性以及对对CPU效率的提升而带来的成果。

2.     Impala-Kudu与Phoenix-HBase的对比：

测试使用到了TPC-H中的lineitem一表，共导入了62GB的CSV格式的数据。在导入Phoenix时使用了Phoenix所提供的CsvBulkLoadTool工具。测试时的一些配置信息如下所示：

l  为Phoenix表划分了100个Hash Partitions。为Kudu创建了100个Tablets。

l  HBase采用默认的Block Cache策略，为每一个RegionServer配置了9.6GB的Cache内存。而Kudu配置了1GB的Block Cache的进程内存，但同时还依赖于操作系统的Buffer。

l  HBase表中采用了FAST_DIFF的Block Encoding算法，未启用任何压缩。

数据导入到HBase中之后，主动触发了一次Major Compaction，来确保数据的本地化率。62GB原始数据导入到HBase中之后的总大小约为570GB（这是由于未启用Compression压缩，同时，由于多个列都是独立存在的带来的膨胀导致），而导入到Kudu中之后的大小约为227GB。如下是相应的对比测试场景以及对比结果：

除了基于Key值的整行数据的查询性能，Phoenix有明显的优势以外，其它的基于整表扫描，或者是基于一些列的查询，Impala-Kudu是有明显的优势的。基于Scan + Filter的查询，HBase本身就不擅长。

3.     随机读写能力的对比

如下是对比测试的一些场景：

如下是对比测试的结果：

关于加载以及Zipfian分布模式下，HBase的优势更加明显，当前Kudu也正在做关于Zipfian分布模式下的优化（KUDU-749），而在Uniform模式下，HBase的优势稍弱。整体来看，在随机读写上，Kudu的设计较之HBase而言，存在一些劣势，这是为了兼顾分析型查询所付出的一些代价。

7      参考信息

[1]http://blog.cloudera.com/blog/2015/09/kudu-new-apache-hadoop-storage-for-fast-analytics-on-fast-data/

[2] http://getkudu.io/kudu.pdf

[3] https://www.oreilly.com/ideas/kudu-resolving-transactional-and-analytic-trade-offs-in-hadoop

[4] https://dev.mysql.com/doc/refman/5.7/en/innodb-undo-logs.html

[5] https://raft.github.io/

[6]http://static.googleusercontent.com/media/research.google.com/zh-CN//archive/spanner-osdi2012.pdf

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