（一）背景

三年前，我 用 Fiber(协程) 实现了  TerarkDB 中 MultiGet 的 IO 并发，因为 TerarkDB 分叉自 RocksDB 5.18，其 MultiGet 实现简单直接，所以我可以用 10 行代码就对其完成  Fiber(协程) 改造，并获得数量级的性能提升。

但是在  ToplingDB 中，为了充分借助社区力量，吸收社区成果，我们总是在 RocksDB 的最新版上展开工作，基本上每一两个月就会合并一次 RocksDB 上游代码。然而最近两三年，上游 RocksDB 对 MultiGet 进行了 大规模的修改：

1. 1.针对每个 SST 的 MultiRead，在  FSRandomReadFile 中增加了 MultiRead 接口
1. 1.因为 MultiGet 中多个 Key 落到同一个 SST 的概率太低，从而对单个 SST 的 MultiRead 收益太小
2. 2.所以 RocksDB 又在  FSRandomReadFile 中增加了  ReadAsync 接口
3. 3.MultiGet 的整个执行链路都进行了相应修改以支持  MultiRead 和  ReadAsync
1. 1.其中用到了  folly::Coroutine和 C++20 的 Coroutine
2. 2.默认情况下  Coroutine 选项是关闭的(控制 宏 USE_COROUTINES)
3. 3.Coroutine 选项打开时，同时会打开  USE_FOLLY
4. 4.通过另一个宏  WITH_COROUTINES 来生成整个调用链路上的所有相关函数的异步版：
1. 1.TableCache::MultiGet 的异步版  MultiGetAsync
2. 2.Version::MultiGetFromSST 的异步版  MultiGetFromSSTAsync
3. 3.TableCache::MultiGet 的异步版  MultiGetAsync
4. 4.BlockBasedTable::RetrieveMultipleBlocks 的异步版  RetrieveMultipleBlocksAsync
4. 4.在调用实际干活的 MultiGet 之前，还需要复杂的 Prepare 操作
1. 1.构造专门的  MultiGetContext 对象，调用链上的函数都增加  MultiGetContext::Range 参数
2. 2.MultiGet 增加了额外的参数 is_sorted，表示要 MultiGet 的多个 Key 是否已经排序，如果未排序，就要先进行排序
5. 5.就连不需要 IO 的 MemTable 也增加了 MultiGet 接口

所有这些下来，相关的代码修改 数以万行计，并且因为不必要的计算太多，对性能有较大影响，在 Cache 命中的情况下（不需要 IO），反而对性能有很大的负面影响。

BTW: 甚至于连 Linux kernel io_uring 的作者  Jens Axboe 也 给 RocksDB 当外援 ：

（二） ToplingDB 怎么办

ToplingDB 中有三种 SST：

在这三种 SST 中，只有 Topling Zip Table 需要 IO 异步(实现 IO 并发)，如果也按照 RocksDB 那一套来实现，会有诸多问题：

1. 1.如前所述，Cache 命中时，性能反而大幅降低
2. 2.需要的代码修改太多，RocksDB 有全球顶级的强大的研发团队，即便是走在错误的道路上，也可以堆人，堆资源，硬是凭借大力出奇迹，而我们显然不能那样干
3. 3.RocksDB 的这个异步机制仍在 Experiment 状态，不光稳定性存疑，而且处在不断的变化演进中，在它这个异步框架内实现，就要带着它这个包袱，它有 Bug，我们也遭殃，它改了接口，我们也得跟着改

按照我 事半功倍的信条： 改最少的代码，获最大的收益，这个收益，不仅仅是性能上的收益，还有代码的模块化、可读性、可维护性、可复用性……

所以，经过仔细思考与权衡，ToplingDB 的 MultiGet 还是得由我自己来亲自实现。

（三）实现方案

协程分无栈协程和有栈协程，无栈协程理论上性能更好，但是一来需要编译器支持，二来 需要修改全链路代码。

RocksDB 的 Async IO 实现其实是个有栈协程和无栈协程的混合体。

编译器支持还好说，现在主流编译器(gcc,clang,msvc)都支持 C++20 的协程，但是 修改全链路代码这是不能忍受的。

所以我们必须使用有栈协程，仍然延续之前 TerarkDB 的选择： boost fiber（再加上 我的改进 ）。

有栈协程理论上性能不如无栈协程，但是凭借优良的实现，其性能代价（协程切换）已经低到大致等同于一个函数调用。但有栈协程最大的优势其实是几近完美的兼容性：不需要编译器支持，不需要修改现有代码，甚至连现有二进制库都可以完全复用。

io 模型上，三年前使用的是 linux aio，现在自然要使用 io_uring，但是对外的函数接口没变，依然是：

ssize_t fiber_aio_read(int fd, void* buf, size_t len, off_t offset);

这个函数原型跟 posix pread 完全相同：

ssize_t pread(int fd, void *buf, size_t count, off_t offset);

只要上层代码开启多个 fiber 执行 fiber_aio_read，就自动获得了 io 并发的能力，在  MultiGet 中：

 if (read_options.async_io)
    gt_fiber_pool.update_fiber_count(read_options.async_queue_depth);
 size_t memtab_miss = 0;
 for (size_t i = 0; i < num_keys; i++) {
   if (!ctx_vec[i].done) { // was not found in MemTable, try get_in_sst     if (read_options.async_io)
       gt_fiber_pool.push({TERARK_C_CALLBACK(get_in_sst), i});
     else
       get_in_sst(i);
     memtab_miss++;
   }
 }
 while (counting < memtab_miss) gt_fiber_pool.unchecked_yield();

关键代码，在 fiber_pool 中执行 get_in_sst(i)：

gt_fiber_pool.push({TERARK_C_CALLBACK(get_in_sst), i});

get_in_sst  调用 Version::Get（这个函数有 14 个参数，在 RocksDB 中是稀疏平常），完全复用了现有代码，Version::Get 最终会调用到  TableReader::Get，例如 BlockBasedTable::Get，或者 ToplingZipTable::Get，在 ToplingZipTable 中：

static const byte_t* // remove error check for simplicityFiberAsyncRead(void* vself, size_t offset, size_t len, valvec<byte_t>* buf) {
  buf->resize_no_init(len);
  auto self = (ToplingZipTableReader*)vself;
  if (auto stats = self->stats_) {
    auto t0 = qtime::now();
    fiber_aio_read(self->storeFD_, buf->data(), len, offset);
    auto t1 = qtime::now();
    stats->recordInHistogram(SST_READ_MICROS, t0.us(t1));
  } else {
    fiber_aio_read(self->storeFD_, buf->data(), len, offset);
  }
  return buf->data();}

FiberAsyncRead 是个回调函数，会被 topling-zip 的抽象存储接口  BlobStore::fspread_record_append 调用。

（四）fiber_aio_read 实现原理

接下来，我们看 fiber_aio_read 是怎么使用 fiber 和 io uring 的，io uring 的原理和用法，有很多非常优秀的介绍文章，所以这里我就不再唠叨了。我们把关注点放在 fiber_aio_read 本身。

必须注意：只有在一个线程中的多个 fiber 中调用 fiber_aio_read，才能起到预期的 IO 并发的效果，仅仅把 pread 改成 fiber_aio_read 是不行的！

fiber_aio_read 核心代码(为简化起见，省略了错误处理 )：

intptr_t exec_io(int fd, void* buf, size_t len, off_t offset, int cmd) {
    io_return io_ret = {nullptr, 0, 0, false};
    io_uring_sqe* sqe;
    while ((sqe = io_uring_get_sqe(&ring)) == nullptr) io_reap();
    io_uring_prep_rw(cmd, sqe, fd, buf, len, offset);
    io_uring_sqe_set_data(sqe, &io_ret);
    tobe_submit++;
    m_fy.unchecked_wait(&io_ret.fctx);
    return io_ret.len;
}

可以看到，在获取到 sqe 并设置好内容之后，就调用了  m_fy.unchecked_wait，这个函数的作用是挂起当前 fiber，把当前 fiber 的 context 指针 放到 io_ret.fctx 中，其作用相当于把当前 fiber 放入 boost fiber 的等待队列（但是代价更低，这个是我对 boost fiber 的一个改进），然后切换到 下一个 fiber 继续执行。这里的下一个 fiber，就是线程的主 fiber，于是代码回到 MultiGet 中：

gt_fiber_pool.push({TERARK_C_CALLBACK(get_in_sst), i});

的下一行，从而继续把下一个  get_in_sst(i) 放到另一个 fiber 中执行，直到 fiber_pool 中的 fiber 数量上限，或者到达 MultiGet 中的：

 while (counting < memtab_miss) gt_fiber_pool.unchecked_yield();

这两种情况下都会进入 fiber_aio_read 中的另一段代码（为简化起见，省略了错误处理）：

void io_reap() {
    if (tobe_submit > 0) {
      int submitted = io_uring_submit_and_wait(&ring, io_reqnum ? 0 : 1);
      tobe_submit -= submitted;
      io_reqnum += submitted;
    }
    while (io_reqnum) {
      io_uring_cqe* cqe = nullptr;
      io_uring_wait_cqe(&ring, &cqe);
      io_return* io_ret = (io_return*)io_uring_cqe_get_data(cqe);
      io_ret->len = cqe->res;
      io_uring_cqe_seen(&ring, cqe);
      io_reqnum--;
      m_fy.unchecked_notify(&io_ret->fctx);
    }
}

有个单独的 fiber 执行执行 io_reap，这其中的 IO 并发来自于  io_uring_submit_and_wait，在其它 fiber (gt_fiber_pool.push 触发的，调用 fiber_aio_read 的 fiber) 中每个 fiber 已经创建了一个 sqe，到这里就通过 io_uring_submit_and_wait 把那些 sqe 一次性全部提交，io uring 就在 linux 内核中 并发执行这些 io！

io_uring_submit_and_wait 返回后，我们就开始收割 io 执行的结果，对于每一个 io 执行的结果(我们自定义的io_return)，我们切换回（ m_fy.unchecked_notify(&io_ret->fctx)）这个 io 所在的 fiber 继续执行。

以这样的方式，整个执行链路上的代码无需任何改动，具体到我们这个 MultiGet 实现，就是 get_in_sst(i) 调用的 Version::Get， Version::Get 的现有代码被我们完全复用了，没有任何改动！对比原版 RocksDB 的 MultiGet 实现，需要的工程量，算上 fiber_aio_read 本身的实现和我对 boost fiber 的改进，百分之一都不到！

（五）实测效果

我们先用 db_bench 进行测试（将  ReadOptions::async_io 设为 true 或 fales）：

./db_bench -json sideplugin/rockside/sample-conf/lcompact_enterprise.yaml \
           -benchmarks=multireadrandom -num 100000000 -reads 20000 \           
           -multiread_batched=true -multiread_check=false \           
           -multiread_async=true -multiread_async_qd=128 -batch_size=128

db_bench 测试的数据是  10亿条，数据总量  110G，用  -benchmarks=seqfill 准备数据，使用 ToplingZipTable 压缩后为  16G。

对 PageCache  全命中的测试，我们使用的是 64 核 768G内存的物理机，存储是本地 NVMe XFS 文件系统；
对 PageCache  不命中的测试，我们使用了一台 4 核 4G 的 VMware 虚拟机，并且通过 NFS 访问远端 NVMe XFS 文件系统。

测试结果如下：

可以看出，在 PageCache 全命中的场景下，ToplingDB async_io 的 MultiGet 和同步 IO 几乎没有差别，而PageCache 不命中的情况下，相差了 11 倍！并且，在 PageCache 全命中的情况下，几乎没有性能退化（RocksDB 的 Async IO 实现在 Cache 全命中的情况下性能有不少退化，见下面截图）。

再看下 RocksDB 的测试结果（摘自  RocksDB 官方提交记录）：

ToplingDB 的简单实现，性能远高于 RocksDB 数以万行的复杂实现！这就是 大道至简， 事半功倍！

（六）应用到 MyTopling MRR

MyTopling 是把 MySQL 架构在 ToplingDB 之上的云原生数据库，拥有 ToplingDB 的分布式 Compact，以及 CSPP 事务引擎、Topling Zip 可检索内存压缩……，自然也能充分地利用 ToplingDB 的 MultiGet，这在 MySQL 的世界中叫做 MRR（Multi Range Read），简单说就是在一些 Query 中，需要访问多条记录，MySQL 执行规划就认为，先拿到多条记录(ROW)的主键，把这些主键一股脑下推到存储引擎层，由存储引擎来决定如何用尽可能高效的方式拿到这些记录(ROW)，最简单直接的 Query 就是：

select * from SomeTable where id in (..... /* 比如这里有 1000 个 ID */);

如果存储引擎不做任何优化，一次一条地拿就可以了，例如对于 MEMORY 存储引擎，因为不牵涉到 IO，一次拿一条，简单直接。

但是对于 InnoDB 或 MyTopling 存储引擎，几乎必然会有 IO 操作，MRR 就提供了一个优化 IO 的机会。在 MyTopling 中，自然就是 ToplingDB 的 MultiGet 了，我们用 sysbench 测试，通过设置适当的命令参数，构造了一些会产生 IO，并且触发 MRR 的 Query：

sysbench select_random_points run --tables=1 --table_size=200000000 \
         --mysql-user=***** --mysql-password=***** --mysql-host=***** \
         --mysql-port=3306 --mysql-db=***** --time=300 --threads=10 \
         --mysql_storage_engine='rocksdb default charset latin1' \
         --rand-type=uniform --random_points=256

用这个 sysbench 测试，数据库服务器统一使用  8 核 32G 的规格，对比了几个（在阿里云上运行的）主流 MySQL （变体）及不同存储配置的指标：

注：QPS 看着很低，但一次读 256 条，所以 QPS 乘以 256，才是每秒钟读的数据条数。

从中可以看到，不管是在网络存储上，还是在本地 SSD 文件系统上，MyTopling 优势特别突出。

跟 PolarDB 相比，MyTopling 使用的网络存储是阿里云 NAS，自然没法跟 PolarDB 的 RDMA 存储相比。4 线程时，MyTopling 相比 PolarDB 还勉强有微弱的优势（132 <=> 116），这纯粹是靠软件上的并发 IO 取胜的，到10 线程时，PolarDB 硬件上的优势就无法用软件取胜了！

但是本地 SSD 版，MyTopling 就是一枝独秀了！

用火焰图来看，一目了然：

我们先聚焦到 MySQL 对 MultiGet 的调用：

图中蓝框之外的部分是为 MRR 准备数据（ID主键），蓝框之内的，是线程主 fiber 中的 MultiGet，我们再聚焦：

MultiGet 中通过 fiber_pool.push 切换到 fiber_pool 中的 fiber 执行 get_in_sst，所以，这个栈中是看不到 get_in_sst 的，get_in_sst 是在第一张图右边的：