数据整理的Compact流程（二）｜OceanBase数据转储合并技术解读（二）

上篇文章《数据整理的Compact流程（一）｜OceanBase数据转储合并技术解读（二）》中，有讲解到，在OceanBase数据库中，当MemTable写满时，将其下刷到Mini SSTable的过程包含两个步骤：第一步，是将原本可写的MemTable冻结转换为只读的Frozen MemTable；第二步，是将这个已冻结的只读Frozen MemTable持久化存储到磁盘上，形成Mini SSTable。今天，我们将详细探讨这一后续步骤，也就是“转储”的具体执行流程。

整个转储过程可以分为三个阶段：准备阶段、执行阶段以及收尾阶段。

准备阶段

准备阶段主要包括选择这次转储需要处理的Frozen MemTable、拆分此次转储任务的并行度等。

首先是选取Frozen MemTable。我们知道，写到MemTable上的每条数据都会先持久化到写前日志以防止宕机丢失，而由于写前日志追加写的性质，每条数据会拥有一个递增的日志序号，我们这里称其为log_scn。基于此，我们可以通过log_scn的范围来标识一个MemTable或者SSTable。

以下图为例，一共有4个Frozen MemTable，分别包含了log_scn在(0, 100]，(100,500]，(500,1500]和(1500,2000]的数据。其中(0,500]的两个Frozen MemTable已经合成了一个Mini SSTable，但因为某些原因暂时没有回收。由于(0,500]的两个Frozen MemTable已经持久化到SSTable，我们认为其对应的日志可以回收，因此会存在一个checkpoint_scn的日志序号，用来表示log_scn小于该值的数据都已经持久化到SStable了。

那么此时如果新的转储任务到了准备阶段，将通过checkpoint_scn把Frozen MemTable分为两部分，其中大于checkpoint_scn的Frozen MemTable被选取为此次转储所需要处理的MemTable。

当选取了Frozen MemTable后，我们会通过第一个Frozen MemTable来划分并行度以及并行区间。具体来说，首先以Frozen MemTable的数据量估计值与一个参数值的比值来得到并行度。我们希望每个子任务处理一个MemTable中约128MB的数据，因此这个参数值默认是128MB（对于想要自定义的用户来说，可以通过修改表属性TABLET_SIZE来更改）。然后我们根据并行度，将Frozen MemTable内的rowkey大致均分成几个区间。以下图为例，当并行度为4时，理想情况下Frozen MemTable会被分成4份，每份包含1/4 rowkey范围的数据。

执行阶段

执行阶段主要包括迭代行、整合行以及输出行等步骤。

这里我们以一个简化的示例来展开介绍。我们假设数据行是(rowkey, c1, c2, c3)的四列结构，当前转储需要处理以下两个Frozen MemTable，其中从上到下是按照从旧到新的顺序摆放。在MemTable中，每个rowkey都包含一个或多个节点，每个节点代表了对该rowkey对应数据行的一次操作（insert/delete/update）。

首先我们会为每个MemTable生成一个迭代器，每个迭代器将按照rowkey顺序依次迭代，每次将从n个迭代器中得到n行。在下面的例子中，两个迭代器会分别从两个Frozen MemTable中迭代出两行，其中iter1迭代时从最早的行insert开始，将rowkey_A的两行数据整合（fuse）成了一个新的完整行；而iter2则迭代出了一个部分行（只包含rowkey_A以及更新列c3的值）。

当得到n个迭代器吐出的n行后，我们会对结果进行rowkey的比较，从中得出rowkey最小的行。在上面的例子里，我们会得到具有相同rowkey_A的两行。接着我们会将比较后得到的多个具有相同rowkey的行进行整合（fuse），形成一个或多个数据行。下面的例子中，两个最小rowkey的行被整合成了一行，时间上更新的update c3操作被整合到了输出行中。

当我们得到一个最终的输出行后，首先会将其追加写入微块的缓冲区，当缓冲区达到微块大小后，将进行压缩，压缩后的微块数据将追加写入宏块缓冲区，直到宏块缓冲区写满后触发写盘的操作。这里为了简化，我们没有介绍宏块/微块的一些索引结构。

注：迭代行的过程我们省略了事务提交与否、多版本行的与事务相关的复杂概念，感兴趣的同学可以阅读一篇与此相关的博文来进一步了解。

收尾阶段

收尾阶段主要包括生成Mini SSTable、更新table_store以及回收MemTable。

以下图为例，两个Frozen MemTable经过迭代、整合、输出后得到了两个宏块，并且两个宏块在block file上处于并不连续的位置。我们将基于这两个宏块生成一个Mini SSTable结构，通过SSTable的元数据，我们能够定位到其包含宏块的物理位置（注：实现上OceanBase为微块构造了B树形式的索引结构，SSTable的元数据中只需要记录树根就可以方便地进行微块的定位）。接着由于table_store（这里我们可以理解为一个分区的LSM-Tree结构）的MemTable/SSTable组成发生了变化，我们会新生成一个table_store，其中包含新的Mini SSTable以及旧的Major SSTable。最后我们回收数据已被持久化到SSTable的Frozen MemTable。