怎样缓存时序数据更合理? 解密DBMind在时序数据缓存上的代码实践

业务背景

DBMind是openGauss开源的数据库自治运维底座，在设计和实现上，融合了大量的工程技巧和优化。其中，DBMind的一个功能需求是“通过从时序数据库中获取监控数据，然后基于该监控数据进行分析”，上述提到的时序数据，可以用于异常检测、时序预测以及多指标关联分析等。同时，上述DBMind功能总体上可以认为是一个近似使用滑动窗口进行离线分析的功能。

   注

时序数据至少由两部分组成，即时间标志（可以是时间戳）和该时间标志上的值。为了方便表示，下文中所有时序数据均只表示其时间戳，省略具体值。表示形式可以是 (T1, T2, T3, T4)，也可以缩略为 (1, 2, 3, 4) 二者是等价的。用于表示时间标志为1、2、3、4以及其对应值组成的时间序列。

提出问题

问题1：重复区间数据的缓存

例如，某时刻我们需要使用时间序列 (T0, T1, T2, ..., T99) 这100个样本点组成的数据进行分析；一段时间后，我们可能需要使用的时间序列为 (T50, T51, T52, ..., T149). 这个时间序列的长度仍然是100, 但是，这两段时间序列之间明显是有重叠数据的。那么，我们不禁可以思考，如何实现一个缓存结构缓存从 (T50, T51, ..., T99) 这一段数据呢？

问题2：区间合并与组织

思考这样一个问题，DBMind内部的某个功能需要检索时间序列取值从0到49的数据，即(T0, T1, T2, ..., T49). 另一个功能检索了数据段从 40 到100，那么，这两个时间段如果缓存到Buffer中，是可以进行区间合并的，也就是合并为 (T0, T1, T2, ..., T99, T100). 下次，某个功能如果检索的时间区间落在 (0, 100) 区间，则可以直接返回数据，避免从TSDB（时序数据库）中获取数据的网络IO.

问题3：时序数据的下采样与上采样

面前两个问题，只引出了时序数据的起始和终止位置两个要素，起始时序数据还有间隔这个要素。例如，某时间序列 A = (T0, T1, T2, ..., T49) 可以作为时间序列 B = (T0, T2, T4, ..., T48) 的父序列，即可以从时间序列 A 上抽取出时间序列 B，这个过程称之为下采样（或降采样）。反之，如果从间隔更稀疏的数据则不可以恢复间隔更稠密的时序数据，否则可能会失真。根据上述描述，当我们已经缓存了时序数据 A，则可以从该时序数据中直接提取出时序序列 B，从而避免从TSDB（时序数据库）中获取数据的网络IO.

问题4：缓存数据的淘汰机制如何设计？

我们前面只提到了可以将时序数据缓存到内存中，从而避免从TSDB（时序数据库）中获取数据的网络IO，那么，如果只是存储在内存中，不进行淘汰，数据迟早会导致系统OOM. 如何组织数据的淘汰机制？

问题5：如何进行数据对齐？

来自TSDB（时序数据库）中的时序数据，可能不是干净的，也就是可能存在间隔不一致，起止时间不一致的情况，这样的话，不能直接把数据进行合并。例如时序数据 (100, 200, 300, ..., 1000) 和 (101, 201, 301, ..., 1001) 就没有对齐，这两个数据涉及到合并的话，还需要有一个 shift 的过程

解决问题

解决问题1：构建一个树形结构

我们抛出了上面的问题2，可以帮助我们分析我们可以使用的数据结构。例如某个时间序列 (1,2,3,4,5) 可以是 (1,2) 以及 (4,5) 的父序列。那么，我们可以构造某个树结构，来表示这层关系，例如：

      (1,2,3,4,5)
  (1,2)       (3,4,5)
                   (4,5)

当然，也可以是其他的形式，例如：

      (1,2,3,4,5)
  (1,2,3)       (4,5)

如果是多叉树的话，则可以表示的形式就更多了。通过分析上述数据结构，我们发现，父节点其实只需要存储一个序列的起始值就可以了，具体的数据值由叶子节点来存储，父节点只需要存储指向叶子节点的引用即可，这样可以避免数据冗余。那么，这颗树就可以是：

        (1, 5)
(1, 2)          (3, 5)
          (3, 3)   (4, 5)  <--- 叶子节点，存具体序列值

或者是：

           (1, 5)
        (1, 4)   (5, 5)    <--- 父节点，只存区间
    (1, 3)   (4, 4)     
 (1,2,3)    <--- 叶子节点，存具体序列值

这样设计的一个好处是，可以容忍缺失值，当下次需要取出完整时序序列区间的时候，只需要从TSDB（时序数据库）中获取缺失的数据即可，例如：

           (1, 5)
        (1, 4)   (5, 5) 
    (1, 2)   (4, 4)  <--- 缺少序号为3的值

上面的例子，如果caller需要获取 (1, 5) 间隔为 1的数据，则只需要从TSDB（时序数据库）中获取序号为3的值，然后放到树种进行合并（merge），即可生成指定序列。这样，就减少了网络IO.

通过上面的例子，我们可以看到，这个数的设计上，有点类似于区间树（segment tree）

细心的读者可能会发现，这里面我们只是使用了二叉树，那么为什么用二叉树，不用多叉树呢？因为，我们可以把父节点的左子树设置为值更小的序列范围，右子树设置为值更大的序列范围，这样的话，我们就可以通过二分搜索，快速地检索到我们需要定位的叶子节点了。同时，这个Buffer是存储在内存中的，如果树的高度比较高的话，开销也可控。因此，也不必像B-tree那样，做成一个多叉树。

但是，还有一个问题，我们前面提到的，如果一个树很高的话，我们实现的优化机制二分搜索的复杂度 O(logN) 就会退化为 O(N), 没有办法来优化数据了。例如：

               (1, 5)
            (1, 4) (5, 5)
        (1, 3) (4, 4)
     (1, 2) (3, 3)
   (1, 1) (2, 2)

例如检索时间编号为1的值，就会遍历5次，即O(N)的复杂度。所以，老手艺就得用上了，也就是这个树的旋转和合并。这块太过于复杂，但总体思路与B-tree, 红黑树的策略类似。只不过，这块我们用不到实现这么复杂，我们说过，叶子节点存储具体的值，那么我们就可以将叶节点向父节点进行合并，从而减小树高，提高算法效率。

解决问题2：上、下采样问题

有了上面的数据结构，下采样就很简单了，我们只需要首先判断时序序列的时间间隔是不是更大，如果比现有树形结构的间隔更大，那么直接定位到指定区间，然后使用下采样算法进行数据点的抽取即可。下采样的方法可以取模，也可以使用滑动窗口（计算平均值、中位数或分位数）。如果是上采样，那么就麻烦了，例如当前缓存的树结构是的时间序列间隔是10，某个caller调用时，希望使用的时间序列间隔是1, 那显然不能满足caller的需求。需要从TSDB（时序数据库）中获取数据，这样，从TSDB（时序数据库）中获取到的数据，比当前缓存的Tree结构其实更好，这里面会涉及到一个权衡，即是不是可以把当前已经缓存的这个Tree结构淘汰，换用更密集的序列呢？这块实现也很复杂，此处不赘述。

淘汰机制

我们前面从背景上提到过，DBMind的根本业务相当于一个滑动窗口，这样的话，滑动窗口的长度其实是固定的，我们就可以在内存中划定一个序列的缓存长度，超过这个长度直接淘汰掉就行了。只不过，该如何淘汰呢？应该由谁来驱动呢? DBMind里面的实现机制是，通过实现一个 EvictThread 来完成的，只不过，线程在数据淘汰时候，需要加锁，否则容易会出现数据不一致的情况。而且，锁的粒度，最好也可以优化一下。即某个区间上的共享锁。不过，这个机制虽然更好，但是更复杂，实际实现上，只需要控制EvictThread的淘汰触发事件即可。

结语

即便是一个看似很简单的功能，如果想把它实现得比较优雅，那么需要考虑的方面也是足以让这个问题变得很复杂。对代码实现逻辑的复杂性、多角度思考，是代码实现过程中一个非常重要且有乐趣的一环，也是体现某款软件的软件工程能力好坏的重要因素。DBMind是立足于openGauss自治数据库能力的载体，力争将软件工程能力做得更好，以便用户获得更优的软件体验。

文章转载自公众号：  openGauss