如何实现真正的异地多活？【分布式】异地多活

一 背景

为什么称之为真正的异地多活？异地多活已经不是什么新鲜词，但似乎一直都没有实现真正意义上的异地多活。一般有两种形式：一种是应用部署在同城两地或多地，数据库一写多读（主要是为了保证数据一致性），当主写库挂掉，再切换到备库上；另一种是单元化服务，各个单元的数据并不是全量数据，一个单元挂掉，并不能切换到其他单元。目前还能看到双中心的形式，两个中心都是全量数据，但双跟多还是有很大差距的，这里其实主要受限于数据同步能力，数据能够在3个及以上中心间进行双向同步，才是解决真正异地多活的核心技术所在。

提到数据同步，这里不得不提一下DTS(Data Transmission Service)，最初的DTS并没有双向同步的能力，后来有了云上版本后，也只限于两个数据库之间的双向同步，做不到A<->B<->C这种形式，所以我们自研了数据同步组件，虽然不想重复造轮子，但也是没办法，后面会介绍一些实现细节。

再谈谈为什么要做多中心容灾，以我所在的CDN&视频云团队为例，首先是海外业务的需要，为了能够让海外用户就近访问我们的服务，我们需要提供一个海外中心。但大多数业务还都是以国内为主的，所以国内要建双中心，防止核心库挂掉整个管控就都挂掉了。同时海外的环境比较复杂，一旦海外中心挂掉了，还可以用国内中心顶上。国内的双中心还有个非常大的好处是可以通过一些路由策略，分散单中心系统的压力。这种三个中心且跨海外的场景，应该是目前异地多活最难实现的了。

二 系统CAP

面对这种全球性跨地域的分布式系统，我们不得不谈到CAP理论，为了能够多中心全量数据提供服务，Partition tolerance（分区容错性）是必须要解决的，但是根据CAP的理论，Consistency（一致性）和Availability（可用性）就只能满足一个。对于线上应用，可用性自不用说了，那面对这样一个问题，最终一致性是最好的选择。

三 设计原则

1 数据分区

选择一个数据维度来做数据切片，进而实现业务可以分开部署在不同的数据中心。主键需要设计成分布式ID形式，这样当进行数据同步时，不会造成主键冲突。

下面介绍几个分布式ID生成算法。

SnowFlake算法

1）算法说明

+--------------------------------------------------------------------------+| 1 Bit Unused | 41 Bit Timestamp | 10 Bit NodeId | 12 Bit Sequence Id |+--------------------------------------------------------------------------+

最高位是符号位，始终为0，不可用。

41位的时间序列，精确到毫秒级，41位的长度可以使用69年。时间位还有一个很重要的作用是可以根据时间进行排序。

10位的机器标识，10位的长度最多支持部署1024个节点。

12位的计数序列号，序列号即一系列的自增ID，可以支持同一节点同一毫秒生成多个ID序号，12位的计数序列号支持每个节点每毫秒产生4096个ID序号。

2）算法总结

优点：

完全是一个无状态机，无网络调用，高效可靠。

缺点：

依赖机器时钟，如果时钟错误比如时钟回拨，可能会产生重复Id。容量存在局限性，41位的长度可以使用69年，一般够用。并发局限性，每毫秒单机最大产生4096个Id。只适用于int64类型的Id分配，int32位Id无法使用。

3）适用场景

一般的非Web应用程序的int64类型的Id都可以使用。

为什么说非Web应用，Web应用为什么不可以用呢，因为JavaScript支持的最大整型就是53位，超过这个位数，JavaScript将丢失精度。

RainDrop算法

1）算法说明

为了解决JavaScript丢失精度问题，由Snowflake算法改造而来的53位的分布式Id生成算法。

+--------------------------------------------------------------------------+| 11 Bit Unused | 32 Bit Timestamp | 7 Bit NodeId | 14 Bit Sequence Id |+--------------------------------------------------------------------------+

最高11位是符号位，始终为0，不可用，解决JavaScript的精度丢失。

32位的时间序列，精确到秒级，32位的长度可以使用136年。

7位的机器标识，7位的长度最多支持部署128个节点。

14位的计数序列号，序列号即一系列的自增Id，可以支持同一节点同一秒生成多个Id，14位的计数序列号支持每个节点每秒单机产生16384个Id。

2）算法总结

优点：

完全是一个无状态机，无网络调用，高效可靠。

缺点：

依赖机器时钟，如果时钟错误比如时钟不同步、时钟回拨，会产生重复Id。容量存在局限性，32位的长度可以使用136年，一般够用。并发局限性，低于snowflake。只适用于int64类型的Id分配，int32位Id无法使用。

3）适用场景

一般的Web应用程序的int64类型的Id都基本够用。

分区独立分配算法

1）算法说明

通过将Id分段分配给不同单元独立管理。同一个单元的不同机器再通过共享redis进行单元内的集中分配。

相当于每个单元预先分配了一批Id，然后再由各个单元内进行集中式分配。

比如int32的范围从-2147483648到2147483647，Id使用范围[1,2100000000)，前两位表示region，则每个region支持100000000（一亿）个资源，即Id组成格式可以表示为[0-20][0-99999999]。

即int32位可以支持20个单元，每个单元支持一亿个Id。

2）算法总结

优点：

区域之间无状态，无网络调用，具备可靠唯一性

缺点：

分区容量存在局限性，需要预先评估业务容量。从Id中无法判断生成的先后顺序。

3）适用场景

适用于int32类型的Id分配，单个区域内容量上限可评估的业务使用。

集中式分配算法

1）算法说明

集中式可以是Redis，也可以是ZooKeeper，也可以利用数据库的自增Id集中分配。

2）算法总结

优点：

全局递增可靠的唯一性Id无容量和并发量限制

缺点：

增加了系统复杂性，需要强依赖中心服务。

3）适用场景

具备可靠的中心服务的场景可以选用，其他int32类型无法使用分区独立分配的业务场景。

总结

每一种分配算法都有各自的适用场景，需要根据业务需求选择合适的分配算法。主要需要考虑几个因素：

Id类型是int64还是int32。业务容量以及并发量需求。是否需要与JavaScript交互。

2 中心封闭

尽量让调用发生在本中心，尽量避免跨数据中心的调用，一方面为了用户体验，本地调用RT更短，另一方面防止同一个数据在两个中心同时写入造成数据冲突覆盖。一般可以选择一种或多种路由方式，如ADNS根据地域路由，通过Tengine根据用户属性路由，或者通过sidecar方式进行路由，具体实现方式这里就不展开说了。

3 最终一致性

前面两种其实就是为了最终一致性做铺垫，因为数据同步是牺牲了一部分实时的性能，所以我们需要做数据分区，做中心封闭，这样才能保证用户请求的及时响应和数据的实时准确性。

前面提到了由于DTS支持的并不是很完善，所以我基于DRC（一个内部数据订阅组件，类似canal）自己实现了数据同步的能力，下面介绍一下实现一致性的过程，中间也走了一些弯路。

顺序接收DRC消息

为了保证对于DRC消息顺序的接收，首先想到的是采用单机消费的方式，而单机带来的问题是数据传输效率慢。针对这个问题，涉及到并发的能力。大家可能会想到基于表级别的并发，但是如果单表数据变更大，同样有性能瓶颈。这里我们实现了主键级别的并发能力，也就是说在同一主键上，我们严格保序，不同主键之间可以并发同步，将并发能力又提高了N个数量级。

同时单机消费的第二个问题就是单点。所以我们要实现Failover。这里我们采用Raft协议进行多机选主以及对主的请求。当单机挂掉之后，其余的机器会自动选出新的Leader执行同步任务。

消息跨单元传输

为了很好的支持跨单元数据同步，我们采用了MNS，MNS本身是个分布式的组件，无法满足消息的顺序性。起初为了保证强一致性，我采用消息染色与还原的方式，具体实现见下图：

通过实践我们发现，这种客户端排序并不可靠，我们的系统不可能无限去等待一个消息的，这里涉及到最终一致性的问题，在第3点中继续探讨。其实对于顺序消息，RocketMQ是有顺序消息的，但是RocketMQ目前还没有实现跨单元的能力，而单纯的就数据同步而言，我们只要保证最终一致性就可以了，没有必要为了保证强一致性而牺牲性能。同时MNS消息如果没有消费成功，消息是不会丢掉的，只有我们去显示的删除消息，消息才会丢，所以最终这个消息一定会到来。

最终一致性

既然MNS无法保证强顺序，而我们做的是数据同步，只要能够保证最终一致性就可以了。2012年CAP理论提出者Eric Brewer撰文回顾CAP时也提到，C和A并不是完全互斥，建议大家使用CRDT来保障一致性。CRDT(Conflict-Free Replicated Data Type)是各种基础数据结构最终一致算法的理论总结，能根据一定的规则自动合并，解决冲突，达到强最终一致的效果。通过查阅相关资料，我们了解到CRDT要求我们在数据同步的时候要满足交换律、结合律和幂等律。如果操作本身满足以上三律，merge操作仅需要对update操作进行回放即可，这种形式称为op-based CRDT，如果操作本身不满足，而通过附带额外元信息能够让操作满足以上三律，这种形式称为state-based CRDT。

通过DRC的拆解，数据库操作有三种：insert、update、delete，这三种操作不管哪两种操作都是不能满足交换律的，会产生冲突，所以我们在并发级别（主键）加上额外信息，这里我们采用序号，也就是2中提到的染色的过程，这个过程是保留的。而主键之间是并发的，没有顺序而言。当接收消息的时候我们并不保证强顺序，采用LWW（Last Write Wins）的方式，也就是说我们执行当前的SQL而放弃前面的SQL，这样我们就不用考虑交换的问题。同时我们会根据消息的唯一性（实例+单元+数据库+MD5(SQL)）对每个消息做幂等，保证每个SQL都不会重复执行。而对于结合律，我们需要对每个操作单独分析。

1）insert

insert是不满足结合律的，可能会有主键冲突，我们把insert语句变更insert ignore，而收到insert操作说明之前并不存在这样一条记录，或者前面有delete操作。而delete操作可能还没有到。这时insert ignore操作返回结果是0，但这次的insert数据可能跟已有的记录内容并不一致，所以这里我们将这个insert操作转换为update 操作再执行一次。

2）update

update操作天然满足结合律。但是这里又要考虑一种特殊情况，那就是执行结果为0。这说明此语句之前一定存在一个insert语句，但这个语句我们还没有收到。这时我们需要利用这条语句中的数据将update语句转成insert再重新执行一次。

3）delete

delete也是天然满足结合律的，而无论之前都有什么操作，只要执行就好了。

在insert和update操作里面，都有一个转换的过程，而这里有个前提，那就是从DRC拿到的变更数据每一条都是全字段的。可能有人会说这里的转换可以用replace into替换，为什么没有使用replace into呢，首先由于顺序错乱的情况毕竟是少数，而且我们并不单纯复制数据，同时也是在复制操作，而对于DRC来说，replace into操作会被解析为update或insert。这样无法保证消息唯一性，也无法做到防循环广播，所以并不推荐。

四 容灾架构

根据上面的介绍，我们来看下多中心容灾架构的形态，这里用了两级调度来保证中心封闭，同时利用自研的同步组件进行多中心双向同步。我们还可以制定一些快恢策略，例如快速摘掉一个中心。同时还有一些细节需要考虑，例如在摘掉一个中心的过程中，在摘掉的中心数据还没有同步到其他中心的过程中，应该禁掉写操作，防止短时间出现双写的情况，由于我们同步的时间都是毫秒级的，所以影响很小。