从0开始：500行代码实现 LSM 数据库

从0开始：500行代码实现 LSM 数据库

前言

LSM-Tree 是很多 NoSQL 数据库引擎的底层实现，例如 LevelDB，Hbase 等。本文基于《数据密集型应用系统设计》中对 LSM-Tree 数据库的设计思路，结合代码实现完整地阐述了一个迷你数据库，核心代码 500 行左右，通过理论结合实践来更好地理解数据库的原理。

一、SSTable（排序字符串表）

之前基于哈希索引实现了一个数据库，它的局限性是哈希表需要整个放入到内存，并且区间查询效率不高。

在哈希索引数据库的日志中，key 的存储顺序就是它的写入顺序，并且对于同一个 key 后出现的 key 优先于之前的 key，因此日志中的 key 顺序并不重要。这样的好处是写入很简单，但没有控制 key 重复带来的问题是浪费了存储空间，初始化加载的耗时会增加。

现在简单地改变一下日志的写入要求：要求写入的 key 有序，并且同一个 key 在一个日志中只能出现一次。这种日志就叫做 SSTable，相比哈希索引的日志有以下优点：

1）合并多个日志文件更加简单高效。

因为日志是有序的，所以可以用文件归并排序算法，即并发读取多个输入文件，比较每个文件的第一个 key，按照顺序拷贝到输出文件。如果有重复的 key，那就只保留最新的日志中的 key 的值，老的丢弃。

2）查询 key 时，不需要在内存中保存所有 key 的索引。

如下图所示，假设需要查找 handiwork，且内存中没有记录该 key 的位置，但因为 SSTable 是有序的，所以我们可以知道 handiwork 如果存在一定是在 handbag 和 handsome 的中间，然后从 handbag 开始扫描日志一直到 handsome 结束。这样的好处是有三个：

内存中只需要记录稀疏索引，减少了内存索引的大小。查询操作不需要读取整个日志，减少了文件 IO。可以支持区间查询。

二、构建和维护 SSTable

我们知道写入时 key 会按照任意顺序出现，那么如何保证 SSTable 中的 key 是有序的呢？一个简单方便的方式就是先保存到内存的红黑树中，红黑树是有序的，然后再写入到日志文件里面。

存储引擎的基本工作流程如下：

当写入时，先将其添加到内存的红黑树中，这个内存中的树称为内存表。当内存表大于某个阈值时，将其作为 SSTable 文件写入到磁盘，因为树是有序的，所以写磁盘的时候直接按顺序写入就行。为了避免内存表未写入文件时数据库崩溃，可以在保存到内存表的同时将数据也写入到另一个日志中（WAL），这样即使数据库崩溃也能从 WAL 中恢复。这个日志写入就类似哈希索引的日志，不需要保证顺序，因为是用来恢复数据的。处理读请求时，首先尝试在内存表中查找 key，然后从新到旧依次查询 SSTable 日志，直到找到数据或者为空。后台进程周期性地执行日志合并与压缩过程，丢弃掉已经被覆盖或删除的值。

以上的算法就是 LSM-Tree（基于日志结构的合并树 Log-Structured Merge-Tree） 的实现，基于合并和压缩排序文件原理的存储引擎通常就被称为 LSM 存储引擎，这也是 Hbase、LevelDB 等数据库的底层原理。

三、实现一个基于 LSM 的数据库

前面我们已经知道了 LSM-Tree 的实现算法，在具体实现的时候还有很多设计的问题需要考虑，下面我挑一些关键设计进行分析。

1.内存表存储结构

内存表的 value 存储什么？直接存储原始数据吗？还是存储写命令（包括 set 和 rm ）？这是我们面临的第一个设计问题。这里我们先不做判断，先看下一个问题。

内存表达到一定大小之后就要写入到日志文件中持久化。这个过程如果直接禁写处理起来就很简单。但如果要保证内存表在写入文件的同时，还能正常处理读写请求呢？

一个解决思路是：在持久化内存表 A 的同时，可以将当前的内存表指针切换到新的内存表实例 B，此时我们要保证切换之后 A 是只读，只有 B 是可写的，否则我们无法保证内存表 A 持久化的过程是原子操作。

get 请求：先查询 B，再查询 A，最后查 SSTable。set 请求：直接写入 Arm 请求：假设 rm 的 key1 只在 A 里面出现了，B 里面没有。这里如果内存表存储的是原始数据，那么 rm 请求是没法处理的，因为 A 是只读的，会导致 rm 失败。如果我们在内存表里面存储的是命令的话，这个问题就是可解的，在 B 里面写入 rm 命令，这样查询 key1 的时候在 B 里面就能查到 key1 已经被删除了。

因此，假设我们持久化内存表时做禁写，那么 value 是可以直接存储原始数据的，但是如果我们希望持久化内存表时不禁写，那么 value 值就必须要存储命令。我们肯定是要追求高性能不禁写的，所以 value 值需要保存的是命令， Hbase 也是这样设计的，背后的原因也是这个。

另外，当内存表已经超过阈值要持久化的时候，发现前一次持久化还没有做完，那么就需要等待前一次持久化完成才能进行本次持久化。换句话说，内存表持久化只能串行进行。

2.SSTable 的文件格式

为了实现高效的文件读取，我们需要好好设计一下文件格式。

以下是我设计的 SSTable 日志格式：

数据区：数据区主要是存储写入的命令，同时为了方便分段读取，是按照一定的数量大小分段的。稀疏索引区：稀疏索引保存的是数据段每一段在文件中的位置索引，读取 SSTable 时候只会加载稀疏索引到内存，查询的时候根据稀疏索引加载对应数据段进行查询。文件索引区：存储数据区域的位置。

以上的日志格式是迷你的实现，相比 Hbase 的日志格式是比较简单的，这样方便理解原理。同时我也使用了 JSON 格式写入文件，目的是方便阅读。而生产实现是效率优先的，为了节省存储会做压缩。

四、代码实现分析

我写的代码实现在：TinyKvStore，下面分析一下关键的代码。代码比较多，也比较细碎，如果只关心原理的话可以跳过这部分，如果想了解代码实现可以继续往下读。

1.SSTable

内存表持久化

内存表持久化到 SSTable 就是把内存表的数据按照前面我们提到的日志格式写入到文件。对于 SSTable 来说，写入的数据就是数据命令，包括 set 和 rm，只要我们能知道 key 的最新命令是什么，就能知道 key 在数据库中的状态。

写入的格式是基于读取倒推的，主要是为了方便读取。例如 tableMetaInfo 写入是从前往后写的，那么读取的时候就要从后往前读。这也是为什么 version 要放到最后写入，因为读取的时候是第一个读取到的，方便对日志格式做升级。这些 trick 如果没有动手尝试，光看是很难理解为什么这么干的。

/** * 把数据写入到文件中* @param file*/public void writeToFile(RandomAccessFile file) { try { file.writeLong(partSize); file.writeLong(dataStart); file.writeLong(dataLen); file.writeLong(indexStart); file.writeLong(indexLen); file.writeLong(version); } catch (Throwable t) { throw new RuntimeException(t); }}/*** 从文件中读取元信息，按照写入的顺序倒着读取出来* @param file* @return*/public static TableMetaInfo readFromFile(RandomAccessFile file) { try { TableMetaInfo tableMetaInfo = new TableMetaInfo(); long fileLen = file.length(); file.seek(fileLen - 8); tableMetaInfo.setVersion(file.readLong()); file.seek(fileLen - 8 * 2); tableMetaInfo.setIndexLen(file.readLong()); file.seek(fileLen - 8 * 3); tableMetaInfo.setIndexStart(file.readLong()); file.seek(fileLen - 8 * 4); tableMetaInfo.setDataLen(file.readLong()); file.seek(fileLen - 8 * 5); tableMetaInfo.setDataStart(file.readLong()); file.seek(fileLen - 8 * 6); tableMetaInfo.setPartSize(file.readLong()); return tableMetaInfo; } catch (Throwable t) { throw new RuntimeException(t); }}

从文件中加载 SSTable

从文件中加载 SSTable 时只需要加载稀疏索引，这样能节省内存。数据区等查询的时候按需读取就行。

/** * 从文件中恢复ssTable到内存 */ private void restoreFromFile() { try { //先读取索引 TableMetaInfo tableMetaInfo = TableMetaInfo.readFromFile(tableFile); LoggerUtil.debug(LOGGER, "[SsTable][restoreFromFile][tableMetaInfo]: {}", tableMetaInfo); //读取稀疏索引 byte[] indexBytes = new byte[(int) tableMetaInfo.getIndexLen()]; tableFile.seek(tableMetaInfo.getIndexStart()); tableFile.read(indexBytes); String indexStr = new String(indexBytes, StandardCharsets.UTF_8); LoggerUtil.debug(LOGGER, "[SsTable][restoreFromFile][indexStr]: {}", indexStr); sparseIndex = JSONObject.parseObject(indexStr, new TypeReference< TreeMap< String, Position>>() { }); this.tableMetaInfo = tableMetaInfo; LoggerUtil.debug(LOGGER, "[SsTable][restoreFromFile][sparseIndex]: {}", sparseIndex); } catch (Throwable t) { throw new RuntimeException(t); } }

SSTable 查询

从 SSTable 查询数据首先是要从稀疏索引中找到 key 所在的区间，找到区间之后根据索引记录的位置读取区间的数据，然后进行查询，如果有数据就返回，没有就返回 null。

2.LsmKvStore

初始化加载

dataDir：数据目录存储了日志数据，所以启动的时候需要从目录中读取之前的持久化数据。storeThreshold：持久化阈值，当内存表超过一定大小之后要进行持久化。partSize：SSTable 的数据分区阈值。indexLock：内存表的读写锁。ssTables：SSTable 的有序列表，按照从新到旧排序。wal：顺序写入日志，用于保存内存表的数据，用作数据恢复。

启动的过程很简单，就是加载数据配置，初始化内容，如果需要做数据恢复就将数据恢复到内存表。

/** * 初始化 * @param dataDir 数据目录 * @param storeThreshold 持久化阈值 * @param partSize 数据分区大小*/public LsmKvStore(String dataDir, int storeThreshold, int partSize) { try { this.dataDir = dataDir; this.storeThreshold = storeThreshold; this.partSize = partSize; this.indexLock = new ReentrantReadWriteLock(); File dir = new File(dataDir); File[] files = dir.listFiles(); ssTables = new LinkedList<>(); index = new TreeMap<>(); //目录为空无需加载ssTable if (files == null || files.length == 0) { walFile = new File(dataDir + WAL); wal = new RandomAccessFile(walFile, RW_MODE); return; } //从大到小加载ssTable TreeMap< Long, SsTable> ssTableTreeMap = new TreeMap<>(Comparator.reverseOrder()); for (File file : files) { String fileName = file.getName(); //从暂存的WAL中恢复数据，一般是持久化ssTable过程中异常才会留下walTmp if (file.isFile() && fileName.equals(WAL_TMP)) { restoreFromWal(new RandomAccessFile(file, RW_MODE)); } //加载ssTable if (file.isFile() && fileName.endsWith(TABLE)) { int dotIndex = fileName.indexOf("."); Long time = Long.parseLong(fileName.substring(0, dotIndex)); ssTableTreeMap.put(time, SsTable.createFromFile(file.getAbsolutePath())); } else if (file.isFile() && fileName.equals(WAL)) { //加载WAL walFile = file; wal = new RandomAccessFile(file, RW_MODE); restoreFromWal(wal); } } ssTables.addAll(ssTableTreeMap.values()); } catch (Throwable t) { throw new RuntimeException(t); }}

写入操作

写入操作先加写锁，然后把数据保存到内存表以及 WAL 中，另外还要做判断：如果超过阈值进行持久化。这里为了简单起见我直接串行执行了，没有使用线程池执行，但不影响整体逻辑。set 和 rm 的代码是类似，这里就不重复了。

内存表持久化过程

切换内存表及其关联的 WAL：先对内存表加锁，然后新建一个内存表和 WAL，把老的内存表和 WAL 暂存起来，释放锁。这样新的内存表就可以开始写入，老的内存表变成只读。

执行持久化过程：把老内存表有序写入到一个新的 ssTable 中，然后删除暂存内存表和临时保存的 WAL。

/** * 切换内存表，新建一个内存表，老的暂存起来 */ private void switchIndex() { try { indexLock.writeLock().lock(); //切换内存表 immutableIndex = index; index = new TreeMap<>(); wal.close(); //切换内存表后也要切换WAL File tmpWal = new File(dataDir + WAL_TMP); if (tmpWal.exists()) { if (!tmpWal.delete()) { throw new RuntimeException("删除文件失败: walTmp"); } } if (!walFile.renameTo(tmpWal)) { throw new RuntimeException("重命名文件失败: walTmp"); } walFile = new File(dataDir + WAL); wal = new RandomAccessFile(walFile, RW_MODE); } catch (Throwable t) { throw new RuntimeException(t); } finally { indexLock.writeLock().unlock(); } }/** * 保存数据到ssTable */private void storeToSsTable() { try { //ssTable按照时间命名，这样可以保证名称递增 SsTable ssTable = SsTable.createFromIndex(dataDir + System.currentTimeMillis() + TABLE, partSize, immutableIndex); ssTables.addFirst(ssTable); //持久化完成删除暂存的内存表和WAL_TMP immutableIndex = null; File tmpWal = new File(dataDir + WAL_TMP); if (tmpWal.exists()) { if (!tmpWal.delete()) { throw new RuntimeException("删除文件失败: walTmp"); } } } catch (Throwable t) { throw new RuntimeException(t); } }

查询操作

查询的操作就跟算法中描述的一样：

先从内存表中取，如果取不到并且存在不可变内存表就从不可变内存表中取。内存表中查询不到就从新到旧的 SSTable 中依次查询。

总结

知行合一，方得真知。如果我们不动手实现一个数据库，就很难理解为什么这么设计。例如日志格式为什么这样设计，为什么数据库保存的是数据操作而不是数据本身等等。

本文实现的数据库功能比较简单，有很多地方可以优化，例如数据持久化异步化，日志文件压缩，查询使用布隆过滤器先过滤一下。有兴趣的读者可以继续深入研究。

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