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文|刘家财（花名：尘香 )
蚂蚁团体高级开发工程师 专一时序存储畛域
校对|冯家纯
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CeresDB 在晚期设计时的指标之一就是对接开源协定，目前零碎曾经反对 OpenTSDB 与 Prometheus 两种协定。Prometheus 协定相比 OpenTSDB 来说，十分灵活性，相似于时序畛域的 SQL。
随着外部应用场景的减少，查问性能、服务稳定性逐步暴露出一些问题，这篇文章就来回顾一下 CeresDB 在改善 PromQL 查问引擎方面做的一些工作，心愿能起到抛砖引玉的作用，不足之处请指出。
PART. 1 内存管制
对于一个查问引擎来说，大部分状况下性能的瓶颈在 IO 上。为了解决 IO 问题，个别会把数据缓存在内存中，对于 CeresDB 来说，次要包含以下几局部：
- MTSDB：按数据工夫维度缓存数据，相应的也是按工夫范畴进行淘汰
- Column Cache：按工夫线维度缓存数据，当内存应用达到指定阈值时，按工夫线拜访的 LRU 进行淘汰
- Index Cache：依照拜访频率做 LRU 淘汰
下面这几个局部，内存应用相对来说比拟固定，影响内存稳定最大的是查问的两头后果。如果管制不好，服务很容易触发 OOM。
两头后果的大小能够用两个维度来掂量：横向的工夫线和纵向的工夫线。
管制两头后果最简略的形式是限度这两个维度的大小，在构建查问打算时间接回绝掉，但会影响用户体验。比方在 SLO 场景中，会对指标求月的统计数据，对应的 PromQL 个别相似 sum_over_time(success_reqs[30d])，如果不能反对月范畴查问，就须要业务层去适配。
要解决这个问题须要先理解 CeresDB 中数据组织与查问形式，对于一条工夫线中的数据，依照三十分钟一个压缩块寄存。查问引擎采纳了向量化的火山模型，在不同工作间 next 调用时，数据按三十分钟一个批次进行传递。
在进行上述的 sum_over_time 函数执行时，会先把三十天的数据顺次查出来，之后进行解压，再做一个求和操作，这种形式会导致内存使用量随查问区间线性增长。如果能去掉这个线性关系，那么查问数量即便翻倍，内存应用也不会受到太大影响。
为了达到这个目标，能够针对具备累加性的函数操作，比方 sum/max/min/count 等函数实现流式计算，即每一个压缩块解压后，立刻进行函数求值，两头后果用一个长期变量保存起来，在所有数据块计算实现后返回后果。采纳这种形式后，之前 GB 级别的两头后果，最终可能只有几 KB。
PART. 2 函数下推
不同于单机版本的 Prometheus，CeresDB 是采纳 share-nothing 的分布式架构，集群中有次要有三个角色：
- datanode：存储具体 metric 数据，个别会被调配若干分片 (sharding)，有状态
- proxy：写入 / 查问路由，无状态
- meta：存储分片、租户等信息，有状态。
一个 PromQL 查问的大略执行流程：
1.proxy 首先把一个 PromQL 查问语句解析成语法树，同时依据 meta 中的分片信息查出波及到的 datanode
2. 通过 RPC 把语法树中能够下推执行的节点发送给 datanode
3.proxy 承受所有 datanode 的返回值，执行语法树中不可下推的计算节点，最终后果返回给客户端
sum(rate(write_duration_sum[5m])) / sum(rate(write_duration_count[5m])) 的执行示意图如下：
为了尽可能减少 proxy 与 datanode 之间的 IO 传输，CeresDB 会尽量把语法树中的节点推到 datanode 层中，比方对于查问 sum(rate(http_requests[3m]))，现实的成果是把 sum、rate 这两个函数都推到 datanode 中执行，这样返回给 proxy 的数据会极大缩小，这与传统关系型数据库中的“下推抉择”思路是统一的，即缩小运算波及的数据量。
依照 PromQL 中波及到的分片数，能够将下推优化分为两类：单分片下推与多分片下推。
### 单分片下推
对于单分片来说，数据存在于一台机器中，所以只需把 Prometheus 中的函数在 datanode 层实现后，即可进行下推。这里重点介绍一下 subquery【1】的下推反对，因为它的下推有别于个别函数，其余不理解其用法的读者能够参考 Subquery Support【2】。
subquery 和 query_range【3】接口（也称为区间查问）相似，次要有 start/end/step 三个参数，示意查问的区间以及数据的步长。对于 instant 查问来说，其 time 参数就是 subquery 中的 end，没有什么争议，然而对于区间查问来说，它自身也有 start/end/step 这三个参数，怎么和 subquery 中的参数对应呢？
假如有一个步长为 10s、查问区间为 1h 的区间查问，查问语句是 avg_over_time((a_gauge == bool 2)[1h:10s])，那么对于每一步，都须要计算 3600/10=360 个数据点，依照一个小时的区间来算，总共会波及到 360*360=129600 的点，然而因为 subquery 和区间查问的步长统一，所以有一部分点是能够复用的，真正波及到的点仅为 720 个，即 2h 对应 subquery 的数据量。
能够看到，对于步长不统一的状况，波及到的数据会十分大，Prometheus 在 2.3.0 版本后做了个改良，当 subquery 的步长不能整除区间查问的步长时，疏忽区间查问的步长，间接复用 subquery 的后果。这里举例剖析一下：
假如区间查问 start 为 t=100，step 为 3s，subquery 的区间是 20s，步长是 5s，对于区间查问，失常来说：
1. 第一步
须要 t=80, 85, 90, 95, 100 这五个时刻的点
2. 第二步
须要 t=83, 88, 83, 98, 103 这五个时刻的点
能够看到每一步都须要错开的点，然而如果疏忽区间查问的步长，先计算 subquery，之后再把 subquery 的后果作为 range vector 传给上一层，区间查问的每一步看到的点都是 t=80, 85, 90, 95, 100, 105…，这样就又和步长统一的逻辑雷同了。此外，这么解决后，subquery 和其余的返回 range vector 的函数没有什么区别，在下推时，只须要把它封装为一个 call（即函数）节点来解决，只不过这个 call 节点没有具体的计算，只是从新依据步长来组织数据而已。
call: avg_over_time step:3
└─ call: subquery step:5
└─ binary: ==
├─ selector: a_gauge
└─ literal: 2在上线该优化前，带有 subquery 的查问无奈下推，这样不仅耗时长，而且还会生产大量两头后果，内存稳定较大；上线该性能后，不仅有利于内存管制，查问耗时根本也都进步了 2-5 倍。
多分片下推
对于一个分布式系统来说，真正的挑战在于如何解决波及多个分片的查问性能。在 CeresDB 中，根本的分片形式是依照 metric 名称，对于那些量大的指标，采纳 metric + tags 的形式来做路由，其中的 tags 由用户指定。
因而对于 CeresDB 来说，多分片查问能够分为两类状况：
1. 波及一个 metric，然而该 metric 具备多个分片
2. 波及多个 metric，且所属分片不同
单 metric 多分片
对于单 metric 多分片的查问，如果查问的过滤条件中携带了分片 tags，那么天然就能够对应到一个分片上，比方（cluster 为分片 tags）：
up{cluster="em14"}这里还有一类非凡的状况，即
sum by (cluster) (up)该查问中，过滤条件中尽管没有分片 tags，然而聚合条件的 by 中有。这样查问尽管会波及到多个分片，然而每个分片上的数据没有穿插计算，所以也是能够下推的。
这里能够更进一步，对于具备累加性质的聚合算子，即便过滤条件与 by 语句中都没有分片 tags 时，也能够通过插入一节点进行下推计算，比方，上面两个查问是等价的：
sum (up)
# 等价于
sum (sum by (cluster) (up) )内层的 sum 因为包含分片 tags，所以是能够下推的，而这一步就会极大缩小数据量的传输，即使里面 sum 不下推问题也不大。通过这种优化形式，之前耗时 22s 的聚合查问能够降到 2s。
此外，对于一些二元操作符来说，可能只波及一个 metric，比方：
time() - kube_pod_created > 600这外面的 time() 600 都能够作为常量，和 kube_pod_created 一起下推到 datanode 中去计算。
多 metric 多分片
对于多 metric 的场景，因为数据分布没有什么关联，所以不必去思考如何在分片规定上做优化，一种间接的优化形式并发查问多个 metric，另一方面能够借鉴 SQL rewrite 的思路，依据查问的构造做适当调整来达到下推成果。比方：
sum (http_errors + grpc_errors)
# 等价于
sum (http_errors) + sum (grpc_errors)对于一些聚合函数与二元操作符组合的状况，能够通过语法树重写来将聚合函数挪动到最内层，来达到下推的目标。须要留神的是，并不是所有二元操作符都反对这样改写，比方上面的改写就不是等价的。
sum (http_errors or grpc_errors)
# 不等价
sum (http_errors) or sum (grpc_errors)此外，公共表达式打消技巧也能够用在这里，比方 (total-success)/total 中的 total 只须要查问一次，之后复用这个后果即可。
PART. 3 索引匹配优化
对于时序数据的搜寻来说，次要依赖 tagk->tagv->postings 这样的索引来减速，如下图所示：
对于 up{job=”app1″}，能够间接找到对应的 postings（即工夫线 ID 列表），然而对于 up{status!=”501″} 这样的否定匹配，就无奈间接找到对应的 postings，惯例的做法是把所有的两次遍历做个并集，包含第一次遍历找出所有符合条件的 tagv，以及第二次遍历找出所有的 postings。
但这里能够利用汇合的运算性质【4】，把否定的匹配转为正向的匹配。例如，如果查问条件是 up{job=”app1″,status!=”501″}，在做合并时，先查完 job 对应的 postings 后，间接查 status=501 对应的 postings，而后用 job 对应的 postings 减去 cluster 对应的即可，这样就不须要再去遍历 status 的 tagv 了。
# 惯例计算形式
{1, 4} ∩ {1, 3} = {1}
# 取反，再相减的形式
{1, 4} - {2, 4} = {1}与下面的思路相似，对于 up{job=~”app1|app2″} 这样的正则匹配，能够拆分成两个 job 的准确匹配，这样也能省去 tagv 的遍历。
此外，针对云原生监控的场景，工夫线变更是频繁产生的事件，pod 的一次销毁、创立，就会产生大量的新工夫线，因而有必要对索引进行拆分。常见的思路是按工夫来划分，比方每两天新生成一份索引，查问时依据工夫范畴，做多份索引的合并。为了防止因切换索引带来的写入 / 查问抖动，实现时减少了预写的逻辑，思路大抵如下：
写入时，索引切换并不是严格依照工夫窗口，而是提前指定一个预写点，该预写点后的索引会进行双写，即写入以后索引与下一个索引中。这样做的根据是工夫局部性，这些工夫线很有可能在下一个窗口仍然无效，通过提前的预写，一方面能够预热下一个索引，另一方面能够减缓查问扩分片查问的压力，因为下一分片曾经蕴含上一分片自预写点后的数据，这对于跨过整点的查问尤为重要。
PART. 4 全链路 trace
在施行性能优化的过程中，除了参考一些 metric 信息，很重要的一点是对整个查问链路做 trace 跟踪，从 proxy 承受到申请开始，到 proxy 返回后果终止，此外还能够与客户端传入的 trace ID 做关联，用于排查用户的查问问题。
说来乏味的是，trace 跟踪性能晋升最高的一次优化是删掉了一行代码。因为原生 Prometheus 可能会对接多个 remote 端，因而会对 remote 端的后果按工夫线做一次排序，之后合并时就能够用归并的思路，以 O(n*m) 的复杂度合并来自 n 个 remote 端的数据（每个 remote 端假如有 m 条工夫线）。但对于 CeresDB 来说，只有一个 remote 端，因而这个排序是不须要的，去掉这个排序后，那些不能下推的查问根本进步了 2-5 倍。
PART. 5 继续集成
只管基于关系代数和 SQL rewrite rule 等有一套成熟的优化规定，但还是须要用集成测试来保障每次开发迭代的正确性。CeresDB 目前通过 linke 的 ACI 做继续集成，测试用例包含两局部：
- Prometheus 本身的 PromQL 测试集【5】
- CeresDB 针对上述优化编写的测试用例
在每次提交 MR 时，都会运行这两局部测试，通过后才容许合入主干分支。
PART. 6 PromQL Prettier
在对接 Sigma 云原生监控的过程中，发现 SRE 会写一些特地简单的 PromQL，肉眼比拟难分清档次，因而基于开源 PromQL parser 做了一个格式化工具，成果如下：
Original:
topk(5, (sum without(env) (instance_cpu_time_ns{app="lion", proc="web", rev="34d0f99", env="prod", job="cluster-manager"})))
Pretty print:
topk (
5,
sum without (env) (instance_cpu_time_ns{app="lion", proc="web", rev="34d0f99", env="prod", job="cluster-manager"}
)
)下载、应用形式见该我的项目 README【6】。
「总 结」
本文介绍了随着应用场景的减少 Prometheus on CeresDB 做的一些改良工作，目前 CeresDB 的查问性能，相比 Thanos + Prometheus 的架构，在大部分场景中有了 2-5 倍晋升，对于命中多个优化条件的查问，能够晋升 10+ 倍。CeresDB 曾经笼罩 AntMonitor（蚂蚁的外部监控零碎）上的大部分监控场景，像 SLO、基础设施、自定义、Sigma 云原生等。
本文列举的优化点说起来不算难，但难在如何把这些细节都做对做好。在具体开发中曾遇到一个比较严重的问题，因为执行器在流水线的不同 next 阶段返回的工夫线可能不统一，加上 Prometheus 特有的回溯逻辑（默认 5 分钟），导致在一些场景下会丢数据，排查这个问题就花了一周的工夫。
记得之前在看 Why ClickHouse Is So Fast?【7】时，非常同意外面的观点，这里作为本文的结束语分享给大家：
“What really makes ClickHouse stand out is attention to low-level details.”
招 聘
咱们是蚂蚁智能监控技术中台的时序存储团队，咱们正在应用 Rust 构建高性能、低成本并具备实时剖析能力的新一代时序数据库。
蚂蚁监控危险智能团队继续招聘中，团队次要负责蚂蚁团体技术危险畛域的智能化能力及平台建设，为技术危险几大战场（应急，容量，变更，性能等）的各种智能化场景提供算法反对，蕴含时序数据异样检测，因果关系推理和根因定位，图学习和事件关联剖析，日志剖析和开掘等畛域，指标打造世界领先的 AIOps 智能化能力。
欢送投递征询：jiachun.fjc@antgroup.com
「参 考」
· PromQL Subqueries and Alignment
【1】subquery：
https://prometheus.io/docs/prometheus/latest/querying/examples/#subquery
【2】Subquery Support：
https://prometheus.io/blog/2019/01/28/subquery-support/
【3】query_range
https://prometheus.io/docs/prometheus/latest/querying/api/#range-queries
【4】运算性质
https://zh.wikipedia.org/wiki/%E8%A1%A5%E9%9B%86
【5】PromQL 测试集
https://github.com/prometheus/prometheus/tree/main/promql/testdata
【6】README
https://github.com/jiacai2050/promql-prettier
【7】Why ClickHouse Is So Fast?
https://clickhouse.com/docs/en/faq/general/why-clickhouse-is-so-fast/
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