理解Google Spanner(2)：数据是如何存储的
A. 如果你读完官方文档完全没能举一反三，还是一头雾水，不知道使用Spanner的正确姿势是什么，以及为什么这些姿势比较正确。那你就可以读一下这篇文章，一定会对你有帮助。
B. 如果你对数据库原理及其实现有一定理解，你读完官方文档已经举一反三大概猜测到了它的实现原理，大神，还是请你读一下这篇文章，交流一下我们理解不一致的地方。 重要的话再说一遍：阅读本文之前，好已经阅读过Spanner官方文档，带着问题来读这篇文章，收获会更多一些。
本文会讲什么
要理解Spanner中的数据是如何被存储、组织的，只有三个关键词：
Key-Value数据库
LSM-Tree
PAX 行列混存
一、存储形式：Key-Value数据库
Key-Value数据库怎么组织数据
首先，Spanner不是关系型数据库，也不是NoSQL，它被称为NewSQL。Spanner的本质是Key-Value数据库，在Spanner底层，是没有Schema的，任何一行数据都会被转换为一个或多个Key-Value对存储。
对于基于Key-Value的NewSQL数据库，面向用户这一层是可以定义Schema的，它怎么将Schema转换为底层的Key-Value存呢？也就是说，怎么为数据构建一个key呢？
首先，我们得保证每一个Key在数据库中全局，如果不，可能会出现X表的某条数据覆盖了Y表的某条数据这种情况。
以下图中的Singers表为例，我们可以为每个表都分配一个id，比如Singer表的id为singers，在表中，主键(Primary Key)一定是的，那么将他们拼起来就是singers_primarykey1，那么这行数据是这样存的：
singers_1 : (1, "Jay", "Zhou", "台湾歌手")
因此，对于每一行数据，我们都可以使用(table_id+ primary key)组成为Key定位到它。表就是Key-Value对的集合。
那如果我们需要二级索引(Secondary Index)呢？我们希望通过FirstName查找歌手，但是并没有用FirstName组成的Key，因此我们需要为每行记录构建由FirstName组成的Key，使得这些Key可以查找到那行记录。注意，我们前面说到表就是Key-Value对的集合，索引也是Key-Value对的集合，因此，索引也是表，因此索引也有的tableid，比如firstname。因此这个Key的format为 firstname{FirstName}，而对应的value就是符合条件的记录的Primary key： firstname_Jay ： (1)
可以使用FirstName查到这行记录的Primary Key为1，然后再使用Primary Key去数据表中查找到完整记录。
不过，由于Key必须保证，因此这个索引是索引(Unique Index)，只可能有一个Singer的FirstName为"Jay"，否则多个Column的值会被互相覆盖。
如果要实现非索引(Non-unique Index)，该怎么做呢？简单，将Primary Key从Value中移出来也作为Key的一部分就好了： firstnameJay1 : null fristnameJay99 : null
索引中的Value统一为Null，Primary Key直接放在了Key中，代表id为1和99的Singer都叫"Jay"。
等等，上面这样设计数据表(Table)和索引(Index)的Key，好像不能保证性了，万一有一个数据表也叫firstname呢？有道理，所以我们需要一个前缀区分数据表和索引，我们可以使数据表的前缀为table，索引的前缀为index。 那么数据表的结构应该如下： tablesingers1 : (1, "Jay", "Zhou", "台湾歌手") 索引的结构如下： indexfirstnameJay ： (1) 非索引的结构如下： indexfristnameJay_1 : null Perfect Done.
数据如何排序
理解了如何使用Key-Value的形式组织数据，就理解了Spanner是如何组织数据，不论是表还是索引，都是表，那么下一个问题：表中的数据如何排序呢？ 首先，数据是根据Key排序的，从小到大升序排列。 Key是如何排序的？ 首先，对于同一个表的数据，前缀(Prefix)应该是相同的，那么它们会根据接在后面的主键排序，如果是数字，则按数字从小到大排列，如果是字符串，则使用字典序(Lexicographical Order)，字典序是依次对比字符的，先对比左边个字符，如果相同，再对比第二个字符，直到分出大小为止。因此，排序结果和字符串长短没有关系，没有关系，没有关系！
For example，对于下面三个字符串，正确排序应该如下： "aaa" "b" "cc" 看到这里你可能有一个问题：主键是数字也会被拼接到Key中，不就变成了一个字符串吗，不也应该按照字符串的字典顺序排列吗？
答：前面讲的将Primary Key拼接到Key，并不是说一定会拼接成一个字符串，实际上在底层，都是一个个二进制位，一个个Bit，上面说的将Key拼成字符串只是为了好理解。
从数据的组织理解Interleave
利用预读
由于是根据Key排序，所以前缀相同的Key，一定会排列在一起，这里就和Spanner中有Interleave结构有关系了。
父表的Primary Key是子表的Primary Key的前缀，因此子表的rows会紧跟着排在父表后面。那么重点来了： 子表行会紧跟父表行存储，也就是会存在同一页或者相邻页（这在白皮书中也有说到），因此如果访问父表行的同时要访问相应的子表行，效率会有提升，因为每次Spanner会从硬盘读出一页或多页数据（预读），你要访问的子表行已经在内存中，这种情况下，速度会比不使用Interleave更快。
但是由于它是利用预读，如果你要访问的子表行离父表行太远，预读也会失效，比如父表行对应的子表行有1万行，100MB，而你要访问的子表行距离对应的父表行有8000行，也就是大概距离80MB的数据，那么Spanner可能不会进行这么远的预读…也就是说，对于子表行太多的情况，Interleave的优势也被削弱了，反而使数据分片变得困难，增加了热点(HotSpot)的可能，因此这种情况下是否应该使用Interleave值得考虑。
避免多节点数据传输
Spanner是计算靠近存储的，也就是每个节点不止存储着数据，还分配有计算资源，Spanner对Interleave提供了父表行与对应子表行一定存储在同一个节点的保证，因此有的计算可以在相同的node完成，而不需要将数据传输到其他node完成计算。比如对于一个Join语句，如果需要被Join的数据就存储在本节点，那么就可以直接在节点中完成join，而不需要进行distributed join，减少网络传输，提高Join效率。
但是如果父表和子表很少甚至完全不会涉及到一起参与计算，那么Interleave的这个优势就利用不上，此时是否还坚持使用Interleave也值得考虑了。
二、组织方式：LSM-Tree
对于传统的关系型数据库，一般使用B+ Tree的结构组织表，查询非常高效,请一定先对B+ Tree有一定了解，否则不容易理解下面的LSM-Tree） 但是B+ Tree对于写入则不那么友好，因此每次写入都需要插入到合适的位置，那么就可能涉及到页分裂，且每次写入时插入的位置不同，那么写入打在磁盘上都是随机的，而随机写比顺序写要慢了几个数量级。于是出现了一种新的数据组织方式：LSM-Tree，全称为Log Structured Merge Tree。
写
LSM-Tree是一种追加写(Append only)的数据组织方式，LSM-Tree分为多个数据段，每个更新的数据段相对于更旧的数据段，都是追加的，不会修改旧数据段，这些数据段称为SSTable(Sorted String Table)。
SSTable是内部有序的，并且Key，也就是说同一个SSTable中不是追加写，是in-place update。刚刚不是说希望能将随机写都变为顺序写吗，为什么SSTable可以随机写？
因为写入是直接到内存的，LSM-Tree在内存中划分了两块区域，一块是MemTable，新写入的数据都存在这里，在内存中进行随机写与排序的速度都是非常快的，另一块区域是Immutable Table，当MemTable中的数据量达到一定阈值后，将会把MemTable转化为Immutable Table，Immutable Table是不可被修改的，它将在稍后被刷入磁盘。
Immutable Table被刷入磁盘后成为一个独立的SSTable，磁盘中的SSTable分为多个层级，新鲜数据都被刷到Level 0层，每一层可能有多个SSTable，当本层的数据达到一定阈值后，将会被合并刷入Level 1层，以此类推。由于SSTable本身有序，因此在合并时只需要使用归并排序，那么合并后的下层SSTable也是能够保证顺序的。合并SSTable有助于减少冗余数据、增加读写效率。
LSM-Tree Spanner会周期性地对SSTable进行压缩合并，可以从后台CPU utilization监控看到，红色为Low Priority System Task，也就是对数据进行压缩所消耗的CPU，对数据进行压缩是低优先级的任务，如果有读写进来，压缩会让出它们所需要的CPU，但是如果读写一直抢占CPU，导致数据的压缩无限推迟，就会造成读性能下降，因为冗余数据太多，由于读性能下降，就会导致写性能也下降，因为数据写入前也需要进行读取，比如修改了Singer的FirstName，则需要将数据重新写一份到MemTable，需要先查找到修改前的版本，然后将它的值复制到MemTable写入。因此，对于更新频繁的表，如果只是集中在一两个小字段，某些空间占用达到几KB甚至更多的大字段几乎不会更新，理论上进行拆表会提高写入效率，将不更新的大字段放入另一个表避免了每次写入都重新复制一份值。
为了保证Spanner更低的Read/Write latency，应该尽量为数据压缩合并提供足够的CPU。
读
虽然LSM-Tree的顺序写入方式提高了数据库的写吞吐量，但是相比B+ Tree，在读的性能上却有一些损耗，因为每次查找指定Key，都需要从内存开始，然后依次往下查找，直到找到为止，因此相比B+ Tree，就可能有更多的读损耗。
为了尽量避免读取不必要的数据，每个（或者每层）SSTable都有一个布隆过滤器(Bloom Filter)，对每个要查找的Key，进行hash后，如果未命中布隆过滤器，则说明这个Key在这个SSTable中不存在，则避免了的读取，节省了IO。如果命中了布隆过滤器，则说明这个Key可能存在在这个SSTable中，开始对这个SSTable进行查找。
图为Level DB中的SSTable结构，每个Table有多个Data Block，每个Block有固定大小，可能是64KB，Index Block是对Data Block的索引，保存着每个DataBlock的后一个Key，因此先根据Index Block确定key处于哪个Data Block，再读取对应的Data Block，查找Key的值。
三、块(Block)结构：PAX 行列混存
每个SSTable中都有数个数据块(Data Block)，每个数据块都会被一起刷入磁盘，为一页(Page)，在Spanner之前，页中的数据组织一般有两种方式：行存(NSM)和列存(DSM)。
行存是将每一行的数据依次写入Block中，如果我们SELECT *一次性查出所有列，或者一次查出大多数列，则行存非常高效，因为从磁盘的一次读取，就能把这个record的所有列都查出来。但是如果我们每次只查一列或者少数列，就会读入大量无用的数据，无用的数据比有用的数据多很多倍，因此容易造成内存中Cache命中率较低，等于间接减少了可用内存。
因此几乎所有的OLAP数据库都采用列存的方式，数据按列组织，行存一页可能只有10条record，但是列存一页就可能有1000条record的相同列，同一个Page中就能存放大量相同的列，如果只读取某一列，效率非常高，cache命中率也更高。
Spanner即非原始的行存，又非列存，它使用一种名为PAX的结构，行列混存：
PAX将每一页分为多个mini page，每个mini page存储特定的列，因此只需要查询特定的列时，只需要读取少数的mini page，而不需要将整个Page都读入内存，如果需要查询整条数据，也可以直接将整个Page读入内存。
总结
Spanner本质上是一个Key-Value数据库，使用LSM-Tree提升写入吞吐量，数据在页(Page)中为PAX行列混存结构，因此能够进行OLTP还适合进行轻量OLAP。
参考资料
《TiKV是如何存取数据的》 《Titan的设计与实现》 《PAX：一个 Cache 友好高效的行列混存方案》 《Data Page Layouts for Relational Databases on Deep Memory Hierarchies》
来源 https://zhuanlan.zhihu.com/p/74928983
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