palo是百度近期开源的一个MPP架构基于SQL语义分析的数据仓库系统，在百度内部服务于上百个项目组，线上部署机器超过1000台。palo在SQL query上借鉴了impala，在数据存储方面借鉴了google mesa，对外提供高可用低延时的query、ad-hoc数据分析服务，提供近实时的写服务，满足分布式系统中重要的高可用性、可扩展性等。主要架构如下：

用户通过Mysql client工具来访问Palo-FE。

palo-FE包含query调度及metadata管理模块，query调度会将用户的sql语句进行解析，生成执行计划，根据metadata信息将执行计划分解分配到相应的palo-BE上执行，并收集执行结果。metadata管理的模块叫catalog manager，负责管理database、table、tablet等元数据信息。为了达到高可用，Palo的palo-FE有多个，实现HA热备，其中有一个Leader，多个Follower，多个palo-FE间选主、同步采用BDB-JE中的一致性算法，一种类paxos的算法。

palo-BE主要负责数据读写，数据逻辑上分为表即table，每个table按partition算法划分成多个tablet，每个palo-BE上有某些table的某些tablet数据，palo-FE的读写请求终会发送到palo-BE进行执行，tablet的数据分布是由palo-FE决定的，为保证数据高可靠，tablet默认采用3副本。在palo-BE端，使用olap_engine结构管理落在该palo-BE上的数据，逻辑上一个palo-BE进程有一个olap_engine，一个olap_engine中有若干个table，一个table下有若干个tablet。table有固定schema，支持change schema。对于数据的分区采用类似kudu的hash+range的方式。数据的存储方面并没有像mesa那样依赖底层的分布式文件存储，而是在palo-BE上实现了一个类似列存储的存储引擎，借鉴了hdfs及hive中的ORCFile / Parquet存储格式，每块列存储内部有序，有max/min index及bloom filter协助检索，内部检索采用二分法，每个数据块都有索引，索引常驻内存。数据更新借鉴了mesa，将一分钟内的更新操作积累成一个批量操作，生成一个delta，palo-BE后端定时对delta文件做compaction，所以它提供的是近实时海量数据更新，分钟级别内跨数据中心可见。每个palo-BE与主palo-FE间有心跳，心跳丢失后palo-FE会进行故障恢复。palo-BE还有个比较有用的功能是参考mesa的增量聚合功能，可以创建aggregation table，如下：

上面的aggregation table包含两个SUN聚合列（click、cost），这样在查询前可以对历史版本数据会进行预聚合操作，从而减少查询时需要的聚合计算量，这对于有聚合查询的应用场景显得很有用。

从上面的描述看，其实palo跟impala差别很大，palo更像一个独立的分布式存储系统，而impala是在分布式存储系统上构建的一层数据分析系统，impala本身并没有类似rocksdb的存储引擎，palo跟常见的分布式存储系统在架构上又有些不同，常见分布式系统架构如下：

常见的分布式系统中一般metaserver做元数据信息管理的，为保证高可用，会有多个，一般是一主多从，其中选主跟同步有很多一致性算法，比如paxos、raft等，metaserver管理着所有datanode上的数据分布、数据恢复、数据负载均衡，数据在逻辑上分成多个table，每个table按照不同的partition算法划分成多个tablet，tablet分布在不同的datanode上，同样为了保证高可用tablet也有多副本，具备主从关系，需要选主跟同步数据。用户使用client可以与metaserver通讯修改元数据，同时会从metaserver处拉取metadata缓存在本地，数据的读写直接通过本地缓存的metadata找到所在的datanode，与datanode通讯进行数据的读写。

再看palo，其中palo-FE类似metaserver，palo-BE类似datanode，与常见数据系统大区别是palo对metadata的读写及数据的读写都是通过palo-FE，client端不会缓存metadata信息，需要将所有的请求扔给palo-FE，这是因为palo多了对SQL的支持，需要对SQL语句进行解析、生成执行计划，并对所有的执行任务进行管理，这是一个比较重的任务放在client端必然不合适，palo直接放在了palo-FE。所有的palo-FE对外是等价的，都能提供服务，对metadata的修改只能在主上进行，当这类请求(如create table)发送到从palo-FE上时，从palo-FE会把请求转发给主palo-FE。

与常见存储系统另一个不同是在palo的palo-BE端tablet是没有主从的，3副本采用quorum算法，由palo-FE写其中一个tablet，然后定时采用发布订阅方式同步到其他副本tablet，当一条写请求被复制到大多数tablet上去后，会commit data的version，这中MVCC方式跟kudu类似，commited后的version对外可见，可以被query到。为了提高写性能，palo使用batch write，每分钟将更新操作形成一个batch，赋予一个版本号，形成一个delta file，后端定时对delta file做compaction。为了提高读服务，palo采用增加palo-FE个数，如果增加的palo-FE都是Follower会引发在同步的时候主需要同步到更多的节点，会引发写延迟增加，palo借鉴Zookeeper，引入了一个Observer的状态，该状态的节点可以对外提供非强一致性读服务，但不参与选主、同步过程中的大多数判定。

palo很多地方借鉴了impala，可能就是早期的impala架构（只是猜想），所以分析impala的设计对搞懂palo非常有帮助，我们在看看新的impala 2.9版本做下对比。impala并不是一个存储系统，它只是在一些开源系统之上搭建的一个提供SQL语义的分析系统，下面的存储系统可以是hdfs、hbase、kudu等，主要分为3个部分catalogd、statestored、impalad。各个部分与开源分布式系统关系如下：

一个impala集群是由一个catalogd、一个statestored及若干个impalad服务构成，impala client向impalad提交元数据修改、数据读写请求。

statestored是一个消息发布、订阅服务，用于catalogd与impalad间的metada同步，也用于impalad与impalad间探活。

catalogd是用于管理metadata，元数据信息存放的metastore需要依赖外部存储系统，如mysql，依赖外部系统存放metastore是因为catalogd服务是一个单点的，通常要保证高可用需要持久化，防止服务挂掉内存数据丢失，光持久化是不够的，为了防止磁盘坏掉还要做多副本，对于整个impala集群catalogd中的metadata信息是至关重要的，impala并没有像palo那样做持久化跟多副本，而是放在外部系统中，由外部系统的高可用来保证catalogd中的metadata高可用。但这个地方catalogd与外部存储系统的metaserver间可能出现元数据不一致的问题，比如通过impala建了一张表后又通过外部存储系统的client将表删掉了，此时impala不会做metadata的校验，不会将catalogd中相应的metadata删掉，而palo做多副本一致性算法能保证metadata始终是一致的。

impalad中元数据修改请求(ddl操作)会递交给catalogd服务，由catalogd服务将请求发送给外部系统的metaserver，并将更新后的元数据同步到impalad中。

impalad中数据的读写请求由impalad与外部存储系统的datanode间交互完成，对于写请求，执行计划会生成一个sink(如kudu_table_sink、hbase_table_sink)用于向datanode发送写请求，对于读请求，执行计划会生成一个scan node(如kudu_scan_node)，由scan node将读请求发送到datanode。内部详细结构图如下：

impala将FE跟BE统一集成到的impalad服务中，两者分工明确，impalad收到请求后先通过FE进行解析SQL语句生产执行计划，再通过BE根据生成的执行计划及table partition信息，选取远程impalad发配执行任务，向外部存储系统发起读写操作，后收集本地及远程impalad的执行结果。

一个dml请求可能需要多个impalad协同完成，收到请求的那个impalad做为中间的中控者，它先将请求解析、生成执行计划，再将执行计划分配到其他impalad上，因为impalad上有metadata的缓存及其他存活的impalad信息（见上面statestored中impalad与impalad探活功能），所以它能将任务分解，让多个impalad协同工作，收集它们的执行结果，中途会进行失败重试、runtime filter广播等。其他的impalad收到执行计划后会向外部系统的datanode发送读写请求。

在palo中palo-FE做了除执行任务外的所有工作，palo-FE会根据catalog模块（功能跟impala的catalogd类似，存放metadata）中的metadata信息将任务分配到具体的palo-BE上，并有个类似的coordinator模块收集BE端执行的结果，而palo的palo-BE主要执行palo-FE发送过来的读写请求。所以palo-FE其实包含了常见分布式存储系统中metaserver功能及impalad大部分功能。

palo没有impala中catalogd、statestored两个单点问题，可用性更高，palo有自己的存储引擎，而impala不真正存数据，palo支持创建带聚合功能的表，palo的sql解析采用flex+yacc，是老版本impala采用的方法，新版本impala采用jflex+JavaCUP，后者性能可能更好。

从上面可以看出其实palo-FE上任务是非常重的，而metaserver在分布式存储系统中起到大脑的作用，个人认为在metaserver上进行数据读写不是明智的做法，扩容成本跟运维复杂度都会大大增加，而将其中与数据读写部分剥离开来，做一层proxy，更加好些，架构如下：

这种架构类似mongodb，其中增加了proxy的代理服务模块，类似mongodb的Mongos，它接管palo-FE上所有对外服务功能，client端的ddl、dml请求都发送给它，ddl请求转发到主palo-FE，dml请求则进行SQL解析，根据生成的执行计划及metadata信息发送给palo-BE，metadata信息从palo-FE上拉取并缓存，执行结果由proxy汇总并返回给client。这样palo-FE可以固定为3个或5个，proxy可以根据读写请求量进行增加或减少服务数，proxy可以palo-BE混部在一台机器上，这样就非常像impala中的impalad了，impalad中的FE与BE模块功能分别对应这里的proxy与palo-BE，只是impalad中将FE、BE集成在一个进程中了，这个地方拆分成了两个进程，拆分的原因是palo-BE下面有个存储引擎，而impalad的BE需要从外部存储系统上scan数据。