在 《TiKV 源码解析系列文章（十二）分布式事务》 中，我们介绍了如何在满足事务特性的要求下进行数据写入。本文将介绍数据读取的流程。由于顺序扫（Forward Scan）比较具有代表性，因此本文只介绍顺序扫的流程，而不会介绍点查或逆序扫。点查是顺序扫的简化，相信读者理解了顺序扫的流程后能自己想出点查的实现，而逆序扫与顺序扫也比较类似，主要区别在于从后向前扫，稍复杂一些，相信大家在阅读本文后，也能自己对照着代码读懂逆序扫的实现。
数据格式
首先回忆一下事务写入完成后，在 RocksDB 层面存储的具体是什么样的数据：
| CF | RocksDB Key | RocksDB Value |
|---|---|---|
| Lock | user_key | lock_info |
| Default | {user_key}{start_ts} | user_value |
| Write | {user_key}{commit_ts} | write_info |
其中：
- 为了消除歧义，约定 User Key (
user_key) 指 TiKV Client（如 TiDB）所写入的或所要读取的 Key，User Value (user_value) 指 User Key 对应的 Value。 lock_info包含 lock type、primary key、timestamp、ttl 等信息，见src/storage/mvcc/lock.rs。write_info包含 write type、start_ts 等信息，见src/storage/mvcc/write.rs。
事务样例
为了便于大家理解代码，我们假设 TiKV Client 之前进行了下面这些事务：
| 事务号 | start_ts | commit_ts | KV |
|---|---|---|---|
| #1 | 0x01 | 0x03 | PUT foo => foo_value, PUT bar => bar_value |
| #2 | 0x11 | 0x13 | PUT foo => foo_value2, PUT box => box_value |
| #3 | 0x21 | 0x23 | DELETE abc |
| #4 | 0x31 | 0x33 | DELETE box |
注意，TiDB 向 TiKV 写入的 Key（及上面的 user_key）并不会长成 foo、abc、box 这样，而大部分会是
tXXXXXXXX_rXXXXXXXX或tXXXXXXXX_iXXXXXXXX的格式。但 Key 的格式并不影响 TiKV 的逻辑处理，所以我们这里仅采用简化的 Key 作为样例。Value 同理。
每个事务 Prewrite 并 Commit 完毕后，落到 RocksDB 上的数据类似于这样：
事务 #1：
Write Key Write Value Default Key Default Value {foo}{0x03}type=PUT, start_ts=0x01 {foo}{0x01}foo_value{bar}{0x03}type=PUT, start_ts=0x01 {bar}{0x01}bar_value事务 #2：
Write Key Write Value Default Key Default Value {foo}{0x13}type=PUT, start_ts=0x11 {foo}{0x11}foo_value2{box}{0x13}type=PUT, start_ts=0x11 {box}{0x11}box_value事务 #3：
Write Key Write Value Default Key Default Value {abc}{0x23}type=DELETE, start_ts=0x21 事务 #4：
Write Key Write Value Default Key Default Value {box}{0x33}type=DELETE, start_ts=0x31
实际在 RocksDB 中存储的数据与上面表格里写的略微不一样，主要区别有：
TiKV Raft 层会修改实际写入 RocksDB 的 Key（例如增加前缀
z）以便进行数据区分。对于 MVCC 和事务来说这个操作是透明的，因此我们先忽略这个。User Key 会被按照 Memory Comparable Encoding 方式进行编码，编码算法是以 8 字节为单位进行 Padding。这个操作确保了我们在 User Key 后面追加
start_ts或commit_ts之后实际写入的 Key 能保持与 User Key 具有相同的顺序。例如，假设我们依次写入
abc、abc\x00..\x00两个 User Key，在不进行 Padding 的情况下：User Key Start Ts 写入的 Key abc0x05 abc\x00\x00..\x05abc\x00..\x000x10 abc\x00\x00..\x00\x00\x00..\x10可见，User Key 顺序是
abc < abc\x00..\x00，但写入的 Key 顺序却是abc\x00\x00..\x05 > abc\x00\x00..\x00\x00\x00..\x10。显然，在这之后，我们若想要有序地扫数据就会面临巨大的挑战。因此需要对 User Key 进行编码：Example 1:
User Key: abc Encoded: abc\x00\x00\x00\x00\x00\xFA ^^^ ^^^^ Key Pad=5 ^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^ PaddingExample 2:
User Key: abc\x00\x00\x00\x00\x00\x00\x00\x00 Encoded[0..9]: abc\x00\x00\x00\x00\x00\xFF ^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^ Key[0..8] ^^^^ Pad=0 Encoded[9..]: \x00\x00\x00\x00\x00\x00\x00\x00\xFA ^^^^^^^^^^^^ ^^^^ Key[8..11] Pad=5 ^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^ Padding编码后的 Key 无论后面再追加什么 8 字节的 Timestamp，都能保持原来的顺序。
TiKV 在 Key 中存储的 Timestamp（无论是
start_ts还是commit_ts）都是 Timestamp 取反后的结果，其目的是让较新的数据（即 Timestamp 比较大的数据）排列在较老的数据（即 Timestamp 比较小的数据）前面。扫数据的流程利用了这个特性优化性能，继续阅读本文可以有所感受。后面本文中关于时间戳的部分将写作{!ts}来反映这个取反操作。TiKV 对较小（<= 64 字节）的 User Value 会进行优化，不存储在 Default CF 中，而是直接内嵌在 Lock Info 或 Write Info 中，从而加快这类 User Key 的扫的效率及写入效率。我们这个示例先暂且忽略这个优化，就当成 User Value 都很长没有进行内嵌。
顺序扫
顺序扫的代码位于 src/storage/mvcc/reader/scanner/forward.rs。顺序扫的定义是给定 scan_ts、可选的下界 lower_bound 与可选的上界 upper_bound，需要依次知道在 [lower_bound, upper_bound) 范围内所有满足 scan_ts（即新 commit_ts <= scan_ts）的数据。扫的过程中可以随时中止，不需要扫出范围内所有数据。
以「事务样例」为例，假设其所有事务都 Commit 后：
- scan_ts = 0x00 顺序扫
[-∞, +∞)可依次扫出：(空)。 - scan_ts = 0x05 顺序扫
[-∞, +∞)可依次扫出：bar => bar_value、foo => foo_value。 - scan_ts = 0x12 顺序扫
[-∞, +∞)，可依次扫出bar => bar_value、foo => foo_value。 - scan_ts = 0x15 顺序扫
[-∞, +∞)可依次扫出：bar => bar_value、box => box_value、foo => foo_value2。 - scan_ts = 0x35 顺序扫
[-∞, +∞)可依次扫出：bar => bar_value、foo => foo_value2。 - scan_ts = 0x05 顺序扫
[c, +∞)可依次扫出：foo => foo_value。
假设「事务样例」中事务 #1 已 Commit 而事务 #2 已 Prewrite 未 Commit，此时：
- scan_ts = 0x05 顺序扫
[-∞, +∞)，可依次扫出：bar => bar_value、foo => foo_value。 - scan_ts = 0x12 顺序扫
[-∞, +∞)，会先扫出bar => bar_value，若还要继续扫应当返回box的锁冲突。TiDB 拿到这个错误后会等锁、清锁并重试。
顺序扫流程
根据上面所说的顺序扫定义及例子，在不考虑锁冲突的情况下，可以想出一个简单的实现思路就是不断将 Write CF 的 Cursor 从 lower_bound 往后移动，对于各个 User Key 跳过它 commit_ts > scan_ts 的版本，采纳个 commit_ts <= scan_ts 的版本，根据版本 Write Info 从 Default CF 中获取 Value，即可组成返回给上层的 KV 对。
这个思路很简单，但无法处理锁冲突。在有锁冲突的情况下，顺序扫只应当对扫到的数据处理锁冲突，没扫到的数据即使有锁，也不应该影响无冲突数据的正常扫（例如用户的 SQL 中有 limit）。由于不同 User Key（及同一个 User Key 的不同版本）都可能同时散落在 Write CF 与 Lock CF 中，因此 TiKV 的思路类似于归并排序：同时移动 Write CF Cursor 与 Lock CF Cursor，在移动过程中这两个 Cursor 可能对应了不同的 User Key，较小的那个就是要优先处理的 User Key。如果这个 User Key 是 Lock CF 中的，说明可能遇到了锁冲突，需要返回失败或忽略。如果这个 User Key 是 Write CF 中的，说明有多版本可以供读取，需要找到近的一个满足 scan_ts 要求的版本信息 Write Info，根据其内部记载的 start_ts 再从 Default CF 中获取 Value，从而组成 KV 对返回给上层。
单次迭代的具体流程为：
步骤 1.
迭代：将 Lock 及 Write CF Cursor Seek 到 lower_bound 处。此时它们各自指向了个 >= lower_bound 的 Key。
if !self.is_started {
if self.cfg.lower_bound.is_some() {
self.write_cursor.seek(
self.cfg.lower_bound.as_ref().unwrap(),
...,
)?;
self.lock_cursor.seek(
self.cfg.lower_bound.as_ref().unwrap(),
...,
)?;
} else {
self.write_cursor.seek_to_first(...);
self.lock_cursor.seek_to_first(...);
}
self.is_started = true;
}
步骤 2.
Lock Cursor 和 Write Cursor 分别指向的 Key 可能对应不同的 User Key（也可能指向空，代表该 CF 已没有更多数据）。比较 Lock Cursor 与 Write Cursor 可得出个遇到的 User Key：
let w_key = if self.write_cursor.valid()? {
Some(self.write_cursor.key(...))
} else {
None
};
let l_key = if self.lock_cursor.valid()? {
Some(self.lock_cursor.key(...))
} else {
None
};
match (w_key, l_key) { ... }
分支 2.1.
Write Cursor 指向空，Lock Cursor 指向空：说明两个 CF 都扫完了，该直接结束了。
(current_user_key_slice, has_write, has_lock) = match (w_key, l_key) {
(None, None) => {
// Both cursors yield `None`: we know that there is nothing remaining.
return Ok(None);
}
...
}
分支 2.2.
Write Cursor 指向某个值 w_key，Lock Cursor 指向空：说明存在一个 User Key = w_key 的 Write Info，且没有任何 >= Start Key 的 Lock Info。w_key 即为个遇到的 User Key。
(current_user_key_slice, has_write, has_lock) = match (w_key, l_key) {
...
(Some(k), None) => {
// Write cursor yields something but lock cursor yields `None`:
// We need to further step write cursor to our desired version
(Key::truncate_ts_for(k)?, true, false)
}
...
}
分支 2.3.
Write Cursor 指向空，Lock Cursor 指向某个值 l_key：说明存在一个 User Key = l_key 的 Lock Info。l_key 即是个遇到的 User Key。
(current_user_key_slice, has_write, has_lock) = match (w_key, l_key) {
...
(None, Some(k)) => {
// Write cursor yields `None` but lock cursor yields something:
// In RC, it means we got nothing.
// In SI, we need to check if the lock will cause conflict.
(k, false, true)
}
...
}
分支 2.4.
Write Cursor 指向某个值 w_key，Lock Cursor 指向某个值 l_key：说明存在一个 User Key = l_key 的 Lock Info、存在一个 User Key = w_key 的 Write Info。l_key 与 w_key 中小的那个是个遇到的 User Key。
(current_user_key_slice, has_write, has_lock) = match (w_key, l_key) {
...
(Some(wk), Some(lk)) => {
let write_user_key = Key::truncate_ts_for(wk)?;
match write_user_key.cmp(lk) {
Ordering::Less => {
// Write cursor user key < lock cursor, it means the lock of the
// current key that write cursor is pointing to does not exist.
(write_user_key, true, false)
}
Ordering::Greater => {
// Write cursor user key > lock cursor, it means we got a lock of a
// key that does not have a write. In SI, we need to check if the
// lock will cause conflict.
(lk, false, true)
}
Ordering::Equal => {
// Write cursor user key == lock cursor, it means the lock of the
// current key that write cursor is pointing to *exists*.
(lk, true, true)
}
}
}
}
步骤 3.
如果在步骤 2 中，个遇到的 User Key 来自于 Lock，则：
步骤 3.1.
检查 Lock Info 是否有效，例如需要忽略 start_ts > scan_ts 的 lock。
let lock = {
let lock_value = self.lock_cursor.value(...);
Lock::parse(lock_value)?
};
match super::util::check_lock(¤t_user_key, self.cfg.ts, &lock)? {
CheckLockResult::NotLocked => {}
CheckLockResult::Locked(e) => result = Err(e),
CheckLockResult::Ignored(ts) => get_ts = ts,
}
我们一般以当前的时间构造 scan_ts，为什么实际看到的似乎是“未来”的 lock？原因是这个读请求可能来自于一个早期开始的事务，或这个请求被网络阻塞了一会儿，或者我们正在读取历史数据。
步骤 3.2.
将 Lock Cursor 往后移动一个 Key，以便下次迭代可以直接从新的 Lock 继续。此时 Lock Cursor 指向下一个 Lock（也可能指向空）。
步骤 3.3.
在 3.1 步骤中检查下来有效的话报错返回这个 Lock，TiDB 后续需要进行清锁操作。
步骤 4.
如果在步骤 2 中，个遇到的 User Key 来自于 Write：
注：Lock Cursor 与 Write Cursor 可能一起指向了同一个 User Key 的不同版本。由于我们只想忽略锁对应的版本而不是想忽略这整个 User Key，因此此时步骤 3 和步骤 4 都会被执行，如下图所示。
图 4 一种 User Cursor 和 Lock Cursor 具有相同 User Key 的情况，Seek 的是 c
走到了目前这一步，说明我们需要从 Write Info 中读取 User Key 满足 scan_ts 的记录。需要注意，此时 User Key 可能是存在 Lock 的，但已被判定为应当忽略。
步骤 4.1.
将 Write Cursor Seek 到 {w_key}{!scan_ts} 处（注：参见「事务样例」中区别 3，时间戳存储时取了反，因此这里及本文其余部分都以 ! 标记取反操作）。如果版本数很少（同时这也符合绝大多数场景），那么这个要 Seek 的 Key 很可能非常靠近当前位置。在这个情况下为了避免较大的 Seek 开销，TiKV 采取先 next 若干次再 seek 的策略：
// Try to iterate to `${user_key}_${ts}`. We first `next()` for a few times,
// and if we have not reached where we want, we use `seek()`.
// Whether we have *not* reached where we want by `next()`.
let mut needs_seek = true;
for i in ..SEEK_BOUND {
if i > {
self.write_cursor.next(...);
if !self.write_cursor.valid()? {
// Key space ended.
return Ok(None);
}
}
{
let current_key = self.write_cursor.key(...);
if !Key::is_user_key_eq(current_key, user_key.as_encoded().as_slice()) {
// Meet another key.
*met_next_user_key = true;
return Ok(None);
}
if Key::decode_ts_from(current_key)? <= ts {
// Founded, don't need to seek again.
needs_seek = false;
break;
}
}
}
// If we have not found `${user_key}_${ts}` in a few `next()`, directly `seek()`.
if needs_seek {
// `user_key` must have reserved space here, so its clone has reserved space too. So no
// reallocation happens in `append_ts`.
self.write_cursor
.seek(&user_key.clone().append_ts(ts), ...)?;
if !self.write_cursor.valid()? {
// Key space ended.
return Ok(None);
}
let current_key = self.write_cursor.key(...);
if !Key::is_user_key_eq(current_key, user_key.as_encoded().as_slice()) {
// Meet another key.
*met_next_user_key = true;
return Ok(None);
}
}
步骤 4.2.
w_key 可能没有任何 commit_ts <= scan_ts 的记录，因此 Seek {w_key}{!scan_ts} 时可能直接越过了当前 User Key 进入下一个 w_key，因此需要先判断一下现在 Write Cursor 对应的 User Key 是否仍然是 w_key。如果是的话，说明这是我们找到的大符合 scan_ts 的版本（Write Info）了，我们就可以依据该版本直接确定数据内容。若版本中包含的类型是 DELETE，说明在这个版本下 w_key 或者说 User Key 已被删除，那么我们就当做它不存在；否则如果类型是 PUT，就可以按照版本中存储的 start_ts 在 Default CF 中直接取得 User Value：Get {w_key}{!start_ts}。
另一方面，如果这一步 Seek 到了下一个 w_key，我们就不能采信这个新的 w_key，什么也不做，回到步骤 2，因为这个新的 w_key 可能比 l_key 大了，需要先重新看一下 l_key 的情况。
// Now we must have reached the first key >= `${user_key}_${ts}`. However, we may
// meet `Lock` or `Rollback`. In this case, more versions needs to be looked up.
loop {
let write = Write::parse(self.write_cursor.value(...))?;
self.statistics.write.processed += 1;
match write.write_type {
WriteType::Put => return Ok(Some(self.load_data_by_write(write, user_key)?)),
WriteType::Delete => return Ok(None),
WriteType::Lock | WriteType::Rollback => {
// Continue iterate next `write`.
}
}
...
}
步骤 4.3.
此时我们已经知道了 w_key（即 User Key）符合 scan_ts 版本要求的 Value。为了能允许后续进一步迭代到下一个 w_key，我们需要移动 Write Cursor 跳过当前 w_key 剩余所有版本。跳过的方法是 Seek {w_key}{\xFF..\xFF}，此时 Write Cursor 指向个 >= {w_key}{\xFF..\xFF} 的 Key，也就是下一个 w_key。
fn move_write_cursor_to_next_user_key(&mut self, current_user_key: &Key) -> Result<()> {
for i in ..SEEK_BOUND {
if i > {
self.write_cursor.next(...);
}
if !self.write_cursor.valid()? {
// Key space ended. We are done here.
return Ok(());
}
{
let current_key = self.write_cursor.key(...);
if !Key::is_user_key_eq(current_key, current_user_key.as_encoded().as_slice()) {
// Found another user key. We are done here.
return Ok(());
}
}
}
// We have not found another user key for now, so we directly `seek()`.
// After that, we must pointing to another key, or out of bound.
// `current_user_key` must have reserved space here, so its clone has reserved space too.
// So no reallocation happens in `append_ts`.
self.write_cursor.internal_seek(
¤t_user_key.clone().append_ts(),
...,
)?;
Ok(())
}
步骤 4.4.
依据之前取得的 User Value 返回 (User Key, User Value)。
步骤 5.
如果没有扫到值，回到 2。
样例解释
上面的步骤可能过于枯燥，接下来结合「事务样例」看一下流程。假设现在样例中的事务 #1 已递交而事务 #2 prewrite 完毕但还没 commit，则这几个样例事务在 RocksDB 存储的数据类似于如下所示：
现在尝试以 scan_ts = 0x05 顺序扫 [-∞, +∞)。
执行步骤 1：迭代：将 Lock 及 Write CF Cursor Seek 到
lower_bound处。
图 6 执行完毕后各个 Cursor 位置示意执行步骤 2：对比 Lock Cursor 与 Write Cursor，进入分支 2.4。
执行分支 2.4：Write Cursor 指向
bar，Lock Cursor 指向box，User Key 为bar。执行步骤 3：User Key = bar 不来自于 Lock，跳过。
执行步骤 4：User Key = bar 来自于 Write，继续。
执行步骤 4.1：Seek
{w_key}{!scan_ts}，即 Seekbar......\xFF\xFF..\xFA。Write Cursor 仍然是当前位置。
图 7 执行完毕后各个 Cursor 位置示意执行步骤 4.2：此时 Write Key 指向 bar 与 User Key 相同，因此依据
PUT (start_ts=1)从 Default CF 中获取到value = bar_value。执行步骤 4.3：移动 Write Cursor 跳过当前
bar剩余所有版本，即 Seekbar......\xFF\xFF..\xFF：
图 8 执行完毕后各个 Cursor 位置示意执行步骤 4.4：对外返回 Key Value 对
(bar, bar_value)。若外部只需要 1 个 KV 对（例如 limit = 1），此时就可以停止了，若外部还要继续获取更多 KV 对，则重新开始执行步骤 1。
执行步骤 1：不是迭代，跳过。
执行步骤 2：对比 Lock Cursor 与 Write Cursor，进入分支 2.4。
执行分支 2.4：Write Cursor 指向
foo，Lock Cursor 指向box，User Key 为box。
图 9 执行完毕后各个 Cursor 位置示意执行步骤 3：User Key = box 来自于 Lock，继续。
执行步骤 3.1：检查 Lock Info。Lock 的 ts 为 0x11，
scan_ts为 0x05，忽略这个 Lock 不返回锁冲突错误。执行步骤 3.2：将 Lock Cursor 往后移动一个 Key。
图 10 执行完毕后各个 Cursor 位置示意执行步骤 4：User Key = box 不来自于 Write，跳过，回到步骤 2。
执行步骤 2：对比 Lock Cursor 与 Write Cursor，进入分支 2.4。
执行分支 2.4：Write Cursor 指向
foo，Lock Cursor 指向foo，User Key 为foo。
图 11 执行完毕后各个 Cursor 位置示意执行步骤 3：User Key = foo 来自于 Lock，继续。与之前类似，锁被忽略，且 Lock Cursor 往后移动。
图 12 执行完毕后各个 Cursor 位置示意执行步骤 4：User Key = foo 同样来自于 Write，继续。
执行步骤 4.1：Seek
{w_key}{!scan_ts}，即 Seekfoo......\xFF\xFF..\xFA。Write Cursor 仍然是当前位置。执行步骤 4.2：此时 Write Key 指向 foo 与 User Key 相同，因此依据
PUT (start_ts=1)从 Default CF 中获取到value = foo_value。执行步骤 4.3：移动 Write Cursor 跳过当前
foo剩余所有版本，即 Seekfoo......\xFF\xFF..\xFF：
图 13 执行完毕后各个 Cursor 位置示意执行步骤 4.4：对外返回 Key Value 对
(foo, foo_value)。若外部选择继续扫，则继续回到步骤 1。
执行步骤 1：不是迭代，跳过。
执行步骤 2：对比 Lock Cursor 与 Write Cursor，进入分支 2.1。
图 14 执行完毕后各个 Cursor 位置示意执行步骤 2.1：Write Cursor 和 Lock Cursor 都指向空，没有更多数据了。
总结
以上就是 MVCC 顺序扫数据代码的解析，点查和逆序扫流程与其类似，并且代码注释很详细，大家可以自主阅读理解。下篇文章我们会详细介绍悲观事务的代码实现。
