Kudu的体系架构已经具备了提供良好分析性能的能力，同时还能够接收插入和更新操作的连续流。为了使用户能够专注于其最关心的内容，Kudu提供了简单的API，而封装了后台的复杂性。但是一些高级用户希望了解内部部件，以理解Kudu如何能够快速分析快速数据，以及如何更好地利用其功能。本篇博文旨在向用户介绍向Kudu内写入数据以及从Kudu中读取数据时在其后台会发生什么。本篇博文假设读者对本文中所介绍的Kudu架构已经有一个基本的了解。
多版本并发控制(MVCC)
数据库使用并发控制方法确保用户始终看到一致性的结果，不管是否进行并发写入操作。Kudu使用了一种称为多版本并发控制(MVCC)的方法，该方法可以跟踪正在进行的操作，并通过确保读取操作只能读到已提交的操作来保证一致性。Kudu使用多版本并发控制(MVCC)的主要优点是允许读取者(通常是大型扫描程序)不必获取锁定，分析作业不会阻止同一数据上的并发写入者，这样就可以显著提高其扫描性能。每个写入都使用系统生成的时间戳进行标记，该时间戳保证在tablet中是唯一的。当用户创建扫描程序从tablet读取数据时，他们可以选择两种读取模式：
- READ_LATEST(默认)在tablet中获取多版本并发控制(MVCC)当前状态的快照，无法保证***版本。也就是说，该功能可读取在副本上提交的任何写入，但是由于写入可以无序执行，所以不保证其一致性。而且由于副本可能落后于同一tablet中的其他副本，因此不能保证读取的是***版本。
- READ_AT_SNAPSHOT可以获取多版本并发控制(MVCC)的快照，其中包括基于特定时间戳的行版本，无论是用户选择还是系统选择(“当前”时间)。tablet等到这个时间戳是“安全的”(即已经完成所有具有较低时间戳的飞行中写入操作)，并且由于具有较晚的时间戳，tablet中的进一步写入将被扫描程序忽略。在这种模式下，扫描是一致且可重复的。
通过提供您自己的扫描时间戳，第二种快照类型具备发布 “时间行程读取”的能力，这反映了在该时间点数据库的状态。这意味着用户只能看到单个版本的行，但在内部Kudu可以存储行的多个版本以提供多版本并发控制(MVCC)快照功能。
Raft
Kudu中的表被分割成称为tablet的连续片段，并且为了实现容错功能，每个tablet都在多个tablet服务器上进行复制。 Kudu使用Raft一致性算法以保证对tablet进行的更改获得其所有副本的同意。在任何时候，其中一个副本会被选为***，而其他则是追随者。任何副本都可以为读取提供服务，但只有***可以接受写入。Raft保留了复制的操作日志，只有在大多数副本被持久存储在日志中时才会对其进行确认。复制日志是一个抽象概念，实际上由tablet的写入日志(WAL)表示。具有N个副本(通常为3或5个)的tablet可以继续接受最多(N-1)/ 2个副本的失败。
Tablet发现
当创建Kudu客户端时，其会从主服务器上获取tablet位置信息，然后直接与服务于该tablet的服务器进行交谈。为了优化读取和写入路径，客户端将保留该信息的本地缓存，以防止他们在每个请求时需要查询主机的tablet位置信息。随着时间的推移，客户端的缓存可能会变得过时，并且当写入被发送到不再是tablet***的tablet服务器时，则将被拒绝。然后，客户端将通过查询主服务器发现新***的位置来更新其缓存。
写入路径
写入操作是指需进行插入、更新或删除操作的一组行。需要注意的事项是Kudu强制执行主关键字的唯一性，主关键字是可以更改行的唯一标识符。为了强制执行此约束条件，Kudu必须以不同的方式处理插入和更新操作，并且这会影响tablet服务器如何处理写入。
Kudu中的每个tablet包含预写式日志(WAL)和多个行集合(RowSet)，它们是保存在存储器和磁盘上(被刷新时)的不相交的行集合。写入操作先被提交到tablet的预写式日志(WAL)，并根据Raft 一致性算法取得追随节点的同意，然后才会被添加到其中一个tablet的内存中：插入会被添加到tablet的MemRowSet中。为了在MemRowSet中支持多版本并发控制(MVCC)，对最近插入的行(即尚未刷新到磁盘的新的行)的更新和删除操作将被追加到MemRowSet中的原始行之后以生成重做(REDO)记录的列表。读取者需要应用相关的重做(REDO)记录，根据扫描程序给定的时间戳构建行的正确快照。
当MemRowSet填满时，则被刷新到磁盘并成为一个DiskRowSet。为了支持磁盘中存储数据的多版本并发控制(MVCC)功能，DiskRowSets被分为两种不同的文件类型。 MemRowSet中行的***版本(即应用了其所有重做(REDO)记录的原始插入)被写入到基础数据文件。这是一种柱状文件格式(非常像Parquet)，用于快速、高效的读取访问，其赋予了Kudu支持分析访问模式的能力。MemRowSet中存在的行的先前版本(即重做(REDO)记录的倒序)作为一组撤销(UNDO)记录写入增量文件。时间行程读取可以应用相关的撤销(UNDO)记录，从早期的时间点构建行的正确快照。
更新已被编码和压缩的柱状格式化数据文件需要重写整个文件，因此基础数据文件一旦被刷新则被认为是不可变的。此外，行关键字唯一性约束意味着基本记录的更新和删除不能被添加到tablet的MemRowSet中，而是被添加到名为DeltaMemStore的单独的内存存储器中。像MemRowSet一样，所有的变化都将被添加到DeltaMemStore中作为一组重做(REDO)记录;当DeltaMemStore填满时，重做(REDO)记录将被刷新到磁盘上存储的增量文件中。每个DiskRowSet都存在一个单独的DeltaMemStore。如需构建行的正确快照，读取者必须在应用相关撤销(UNDO)或重做(REDO)记录之前首先找到行的基本记录。
压缩 随着时间的推移，tablet会积累许多DiskRowSets，并且会在行更新时累积很多增量重做(REDO)文件。当插入一个关键字时，为了强制执行主关键字唯一性，Kudu会针对RowSets查询一组布隆过滤器，来找到可能包含该关键字的Rowset。越多的布隆过滤器检查及随后的DiskRowSet搜索，写入操作就会变得越慢。随着更多DiskRowSets的积累，必须采取措施确保写入性能不会下降。此外，随着每个RowSet累积更多的重做(REDO)增量文件，为了将基础数据转换为行的***版本，需要执行更多的工作扫描。这意味着如果不采取任何行动，读取性能也会随时间而下降。Kudu可以通过执行压缩功能来处理这些问题，其中包括三种类型的压缩：
- 微小增量压缩(Minor delta compaction)可以在不会触及基础数据的前提下，通过将增量文件合并在一起以减少文件的数量。其结果是读取操作必须寻求更少的增量文件来生成当前版本的行。
- 重大增量压缩(Major delta compaction)将重做(REDO)记录迁移到撤销(UNDO)记录中，并更新基础数据。考虑到大多数读取将读取最近的快照(从基础数据的时间向前计算)，并且基础数据将以最有效的方式进行存储(被编码和压缩)，最小化重做(REDO)记录存储的数量可以获得更有效的读取。在重大压缩期间，行的重做(REDO)记录可以合并到基础数据中，并替换为包含先前版本行的等效的撤销(UNDO)记录集。可以对列的任何子集执行重大压缩，因此如果某列与其他列相比收到更多的更新，就可以在单个列上执行压缩，通过避免重写未更改的数据以减少重大增量压缩的I / O。
- 行集合压缩(RowSet compaction)可以将范围内重叠的行集合(RowSets)组合在一起，从而生成更少的行集合(RowSets)，从而加快写入速度。
这是针对压缩过程的简要介绍，旨在方便读者理解Kudu执行的后台工作以管理和优化其物理存储。在博客中我们将发表后续文章更详细地描述该压缩过程。读取路径 当客户端从Kudu的表中读取数据时，必须首先建立需要连接的系列tablet服务器。通过执行tablet发现过程(如上所述)来确定包含要读取的主关键字范围的tablet的位置(读取不必在***tablet上发生，除非用户明确选择该选项)。tablet随后使用扫描程序基于行集合(RowSets)和相关撤销(UNDO)或重做(REDO)增量记录生成最终行。首先，tablet必须确定包含基本记录的行集合(RowSet)。然后扫描MemRowSet以及一个或多个DiskRowSets。***，tablet将遍历所选的行集合(RowSet)，匹配该扫描的谓词并生成最终记录。
在MemRowSet中，扫描程序将实现每一行的完整投影并应用任何增量记录。由于所有操作都发生在内存中因此可以非常快速地完成。对于每一个DiskRowSet而言，扫描程序将每次实现一列，并且在转到下一列前应用对当前列任何增量记录和谓词。 只有与扫描的谓词匹配的列才可以从磁盘读取，这使得磁盘I / O非常高效，也赋予了Kudu快速的分析性能。Kudu将优先扫描已定义谓词的列。如果谓词不满足的话，Kudu可以完全避免扫描其他列，从而避免不必要的I / O。
本篇博文能够对Kudu的读写路径进行清晰简明的概述，并且使读者理解Kudu如何能够在不断变化的数据上支持快速的分析访问模式。
