Ristretto 简介: 一个高性能 GO 缓存

发布于:2023-04-01 ⋅ 阅读:(686) ⋅ 点赞:(0)

这个博客登上了 Golang subreddit 的顶部,并且在 Hacker News 的 trending 上排在前十位。 一定要在那里参与讨论,并通过给我们一个 star,表达对我们的喜欢。

经过六个月的研发,我们自豪的宣布缓存 Ristretto:一个高性能、并发、可设置内存上限的 Go 缓存的初始版本。他是抗争用、扩展性好、提供稳定的高命中率。

前言

这一切都始于 Dgraph 中需要一个可设置内存上限的、并发的 Go 缓存。我们四处寻找解决方案,但是没有找到一个合适的。然后我们尝试使用分片 map,通过分片驱逐来释放内存,这导致了我们的内存问题。然后我们重新利用了 Groupcache 的 LRU, 用互斥锁保证线程安全。使用了一年之后,我们注意到缓存存在严重的争用问题。一个 commit 删除了该缓存,使我们的查询延迟显著改善了 5-10 倍。本质上,我们的缓存正在减慢我们的速度!

我们得出的结论是,Go 中的并发缓存库已经坏了,必须修复。 在三月, 我们写了一篇关于 Go 中的缓存状态, 提到数据库和系统需要一个智能的、可设置内存上限的缓存的问题,它可以扩展到 Go 程序所处的多线程环境。特别的,我们将这些设置为缓存的要求:

  1. 并发的;
  2. 缓存命中率高;
  3. Memory-bounded (限制为可配置的最大内存使用量);
  4. 随着核数和协程数量的增加而扩展;
  5. 在非随机key访问(例如 Zipf)分布下很好的扩展;

发布了博客文章之后,我们组建了一个团队来解决其中提到的挑战,并创建了一个值得与非 Go 语言缓存实现进行比较的 Go 缓存库。特别的,Caffeine 这是一个基于 Java 8 的高性能、近乎最优的缓存库。许多基于 Java 8 的数据库都在使用它, 比如 Cassandra,HBase,和 Neo4j。这里有一篇关于 Caffeine 设计的文章。

Ristretto: Better Half of Espresso

从那以后我们阅读文献, 广泛的测试了实现 ,并讨论了在写一个缓存库时需要考虑的每一个变量。 今天,我们自豪的宣布他已经准备好供更广泛的 Go 社区使用和实验。

在我们开始讲解 Ristretto 的设计之前, 这有一个代码片段展示了如何使用它:

func main() {
cache, err := ristretto.NewCache(&ristretto.Config{
NumCounters: 1e7,     // key 跟踪频率为(10M)
MaxCost:     1 << 30, // 缓存的最大成本 (1GB)。
BufferItems: 64,      // 每个 Get buffer的 key 数。
})
if err != nil {
panic(err)
}

cache.Set("key", "value", 1) // set a value
// 等待值通过 buffer
time.Sleep(10 * time.Millisecond)

value, found := cache.Get("key")
if !found {
panic("missing value")
}
fmt.Println(value)
cache.Del("key")
}

指导原则

Ristretto 建立在三个指导原则之上:

  1. 快速访问;
  2. 高并发和抗争用;
  3. 可设置内存上限;

在这篇博文中,我们将讨论这三个原则以及我们如何在 Ristretto 中实现它们。

快速访问

尽管我们喜欢 Go 和它对功能的固执己见,但一些 Go 的设计决策阻止我们榨取我们想要的所有性能。最值得注意的是 Go 的并发模型。由于对 CSP 的关注,大多数其他形式的原子操作被忽略了。这使得难以实现在缓存库中有用的无锁结构。例如, Go 提供 thread-local 存储.

缓存的核心是一个 hash map 和关于进入和出去的规则。如果 hash map 表现不佳,那么整个缓存将受到影响。 与 Java 不同, Go 没有无锁的并发 hashmap。相反,Go 的线程安全是必须通过显式获取互斥锁来达到。

我们尝试了多种实现方式(使用 Ristretto 中的store接口),发现sync.Map在读取密集型工作负载方面表现良好,但在写入工作负载方面表现不佳。考虑没有 thread-local 存储,我们发现使用分片的互斥锁包装的 Go map具有最佳的整体性能。 特别是,我们选择使用 256 个分片,以确保即使在 64 核服务器上也能表现良好。

使用基于分片的方法,我们还需要找到一种快速方法来计算 key 应该进入哪个分片。这个要求和对 key 太长消耗太多内存的担忧,导致我们对 key 使用 uint64,而不是存储整个 key。理由是我们需要在多个地方使用 key 的哈希值,并且在入口处执行一次允许我们重用该哈希值,避免任何更多的计算。

为了生成快速 hash,我们从 Go Runtime 借用了 runtime.memhash 该函数使用汇编代码快速生成哈希。 请注意,这个 hash 有一个随机化器,每当进程启动时都会初始化,这意味着相同的key不会在下一次进程运行时生成相同的哈希。 但是,这对于非持久缓存来说没问题。 在我们的实验, 我们发现它可以在 10ns 内散列 64 字节的 key。

BenchmarkMemHash-32 200000000 8.88 ns/op
BenchmarkFarm-32    100000000 17.9 ns/op
BenchmarkSip-32      30000000 41.1 ns/op
BenchmarkFnv-32      20000000 70.6 ns/op

然后,我们不仅将此 hash 用作被存储的 key,而且还用于确定 key 应该进入的分片。_这个确实引入了 key 冲突的机会,这是我们计划稍后处理的事情。_

并发和抗争用

实现高命中率需要管理有关缓存中,存在的内容以及缓存中应该存在的内容的元数据。当跨 goroutine 平衡缓存的性能和可扩展性时,这变得非常困难。
幸运的是,有一篇名为 BP-Wrapper 的论文写了一个系统框架,可以使任何替换算法几乎无锁争用。本文介绍了两种缓解争用的方法:预取和批处理。我们只使用批处理。

批处理的工作方式与您想象的差不多。我们不是为每个元数据变化获取互斥锁,而是等待 ring buffer 填满,然后再获取互斥锁并处理变化。如论文中所述,这大大降低了争用,而且开销很小。

我们将此方法用于缓存的所有 GetsSets

Gets

当然,所有对缓存的 Get 操作都会立即得到服务。困难的部分是捕获 Get,因此我们可以跟踪 key 访问。 在 LRU 缓存中,通常将 key 放在链表的头部。在我们基于 LFU 的缓存中,我们需要增加一个 item 的命中计数器。这两个操作都需要对缓存全局结构进行线程安全访问。BP-Wrapper 建议使用批处理来处理命中计数器增量,但问题是我们如何在不获取另一个锁的情况下实现此批处理过程。

这听起来像是 Go chan 的完美用例,事实确实如此。不幸的是,chan 的吞吐量性能阻止了我们使用它们。相反,我们设计了一种巧妙的方法使用 sync.Pool 来实现条带化的有损 ring buffers,这些缓冲区具有出色的性能并且几乎没有数据丢失。

存储在 pool 中的任何 item 都可能随时自动删除,不另行通知。_这引入了一个级别的有损行为。_ Pool 中的每个 item 实际上都是一批 key。当批次填满时,它会被推送到一个 chan。chan 大小故意保持较小,以避免消耗太多 CPU 周期来处理它。 如果 chan 已满,则丢弃该批次。_这引入了二级有损行为。_ 一个 goroutine 从内部 chan 中获取这批数据并处理这些 key,更新它们的命中计数器。

AddToLossyBuffer(key):
  stripe := b.pool.Get().(*ringStripe)
  stripe.Push(key)
  b.pool.Put(stripe)

一旦 buffer 填满,push 到 chan:
  select {
  case p.itemsCh <- keys:
      p.stats.Add(keepGets, keys[0], uint64(len(keys)))
      return true
  default:
      p.stats.Add(dropGets, keys[0], uint64(len(keys)))
      return false
  }

p.itemCh processing:
  func (p *tinyLFU) Push(keys []uint64) {
    for _, key := range keys {
      p.Increment(key)
    }
  }

使用 sync.Pool 比其他任何东西(slice、携带互斥锁等)的性能都好,主要是由于 thread-local 存储的内部使用,_这是 Go 用户无法从公共 API 获得的东西。_

Sets

Set buffer 的要求与 Get 略有不同。在 Gets 中,我们缓冲 key,只有在 buffer 填满后才处理它们。 在 Sets 中,我们希望尽快处理 key。因此,我们使用一个 chan 来捕获 Set,如果 chan 已满则将它们丢掉以避免争用。几个后台 goroutine 从 chan 中挑选 set 并处理 set。

与 Gets 一样,此方法旨在优化抗争用性。 但是,有一些注意事项,如下所述。

select {
case c.setBuf <- &item{key: hash, val: val, cost: cost}:
    return true
default:
    // 丢弃 set 操作并避免阻塞
    c.stats.Add(dropSets, hash, 1)
    return false
}

注意事项

Ristretto 中的 Set 进入 buffer 排队,控制权返回给调用者,然后将 buffer 应用于缓存。这有两个副作用:

  1. 无法保证会应用 Set 操作 它可以立即删除以避免争用,也可以稍后被策略拒绝。
  2. 即使应用了 Set,在调用返回给用户后也可能需要几毫秒。用数据库术语来说,它是一个 最终的一致性 模型。

但是,如果缓存中已存在密钥,则 Set 将立即更新该密钥。这是为了避免缓存的 key 保存过时的值。

抗争用

Ristretto 针对抗争用进行了优化。这在高并发负载下表现非常好,正如我们将在下面的吞吐量基准测试中看到的那样。但是,它会丢失一些元数据以换取更好的吞吐量性能。

有趣的是,由于密钥访问分布的性质,信息丢失不会影响我们的命中率性能。 如果我们确实丢失了元数据,它通常会均匀丢失,而密钥访问分布仍然是不均匀的。 因此,我们仍然实现了高命中率,并且命中率下降很小,如下图所示。

Ristretto 命中率下降

可设置内存上限

Key 成本

无限大的缓存实际上是不可能的。 缓存的大小必须有界。许多缓存库会将缓存大小视为元素的数量。我们发现这种方法 _很幼稚_。当然,它适用于值大小相同的工作负载。然而,大多数工作负载具有可变大小的值。一个值可能需要几个字节,另一个可能需要几千字节,还有一个需要几兆字节。将它们视为具有相同的内存成本是不现实的。

Ristretto 中, 我们将成本附加到每个 key-value 用户可以在调用 Set 时指定该成本是多少。我们将此成本计入缓存的 MaxCost。 当缓存满负荷运行时,一个 的 item 可能会取代许多 的item。 这种机制很好,因为它适用于所有不同的工作负载,包括每个 key-value 成本为 1 的朴素方法。

通过 TinyLFU 的准入策略

”我们应该让什么进入缓存?“

显然,我们的目标是让比当前 item 更 “有价值” 的新 item 进入。 但是,如果您考虑跟踪相关 item 的与 “价值” 问题有关的信息所需的开销(延迟和内存),这将成为一个挑战。

尽管这是一个有据可查的提高命中率的策略,但大多数 Go 缓存库根本没有准入策略。事实上,许多 LRU 驱逐实现都假定最新的密钥是最有价值的。

此外,大多数 Go 缓存库使用纯 LRU 或 LRU 的近似值作为它们的驱逐策略。尽管 LRU 近似的质量很高,但某些工作负载更适合 LFU 逐出策略。 我们在使用各种跟踪的基准测试中发现了这种情况。

对于我们的准入政策,我们看了一篇引人入胜的新论文名为 TinyLFU: 一个高效的缓存准入策略 在非常高的层次上,TinyLFU 提供了三种方法:

  • Increment(key uint64)
  • Estimate(key uint64) int (referred as ɛ)
  • Reset

论文对其进行了最好的解释,但 TinyLFU 是一种与逐出无关的准入策略,旨在以极少的内存开销提高命中率。主要思想是只有当新 item 的估计值高于被驱逐 item 的估计值时,才允许新 item 进入。我们使用 Count-MinRistretto 中实现了 TinyLFU。它使用 4 位计数器来估算 item (ɛ) 的访问频率。每个 key 的这种小成本,使我们能够跟踪比使用普通的频率 map,更大的全局 key 空间里的样本。

TinyLFU 还通过重置功能维护 key 访问的新近度。每 N 个 key 递增后,计数器减半。因此,一个很久没有出现的 key,其计数器将被重置为零;为最近出现的 key 铺平道路。

通过采样 LFU 的驱逐策略

当缓存达到容量时,每个传入的 key 都应替换缓存中存在的一个或多个 key。 不仅如此,传入 key 的 ε 应该高于被驱逐 key 的 ε。为了找到一个 ε 低的 key,我们使用 Go map 迭代提供的自然随机性来选择key样本并循环,在它们之上找到具有最低ε的key。

然后我们将这个 key 的 ɛ 与传入的 key 进行比较。如果传入的 key 具有更高的 ε,则该 key 将被逐出(_驱逐策略_)。否则,传入的 key 将被拒绝(_准入策略_)。重复此机制,直到传入 key 的成本可以放入缓存中。因此,一个传入的 key 可能取代一个以上的 key。_注意,传入 key 的成本在选择驱逐 key 时不起作用。_

使用这种方法,在各种工作负载下,命中率与精确 LFU 策略的误差在 1% 以内。 这意味着我们在同一个包中获得了准入策略、保守内存使用和较低争用的好处。

// 准入和驱逐算法的片段
incHits := p.admit.Estimate(key)
for ; room < 0; room = p.evict.roomLeft(cost) {
    sample = p.evict.fillSample(sample)
    minKey, minHits, minId := uint64(0), int64(math.MaxInt64), 0
    for i, pair := range sample {
        if hits := p.admit.Estimate(pair.key); hits < minHits {
            minKey, minHits, minId = pair.key, hits, i
        }
    }
    if incHits < minHits {
        p.stats.Add(rejectSets, key, 1)
        return victims, false
    }
    p.evict.del(minKey)
    sample[minId] = sample[len(sample)-1]
    sample = sample[:len(sample)-1]
    victims = append(victims, minKey)
}

DoorKeeper

在我们将新 key 放入 TinyLFU 之前,Ristretto 使用布隆过滤器首先检查该 key 是否曾被见过。只有当该 key 已经存在于布隆过滤器中时,它才会被插入到 TinyLFU 中。这是为了避免 TinyLFU 被那些不被多次看到的长尾 key 所 _污染_。

在计算一个 key 的 ε 时,如果 item 包含在 bloom filter 中,它的频率估计就是 TinyLFU 的 Estimate 加一。在 TinyLFU重置期间,布隆过滤器也被清除。

Metrics

虽然是可选的,但了解缓存的行为方式是很重要的。我们希望确保跟踪与缓存相关的指标不仅是可能的,而且这样做的开销足够低,可以打开并保持。

除了命中和未命中,Ristretto 还追踪一些指标,如添加、更新和逐出的 key 及其成本,set 操作被丢弃或拒绝,以及 get 操作丢弃或保留的次数。所有这些数字有助于了解各种工作负载下的缓存行为,并且为了进一步优化铺平道路。

我们最初为这些使用原子计数器。然而,开销是巨大的。我们把原因缩小到 False Sharing。考虑多核系统,其中不同的原子计数器(每个 8 字节)位于统一 cache line(通常为 64 字节)。任何更新改变计数器,都会导致其他计数器被标记 _无效_。这会强制为持有该缓存的所有其他核心重新加载缓存,从而在 cache line 上产生写入争用。

为了实现可扩展性,我们确保每个原子计数器完全占据一个完整的 cache line。所以,每个核在不同的 cache line 上工作。Ristretto 通过为每个 metric 分配 256 个 uint64 来使用它,在每个活动的 uint64 之间留下 9 个未使用的 uint 64。为了避免额外的计算,重用 key hash 值去决定要增加哪个 uint64。

Add:
valp := p.all[t]
// 通过在两个将递增的原子计数器之间填充至少 64 字节的空间来避免 false sharing。
idx := (hash % 25) * 10
atomic.AddUint64(valp[idx], delta)

Read:
valp := p.all[t]
var total uint64
for i := range valp {
total += atomic.LoadUint64(valp[i])
}
return total

读取指标时,会读取全部的 uint64 并求和,以获取最新的数字。使用这种方法,metrics 跟踪只对缓存性能添加 10% 左右的开销。

Benchmarks

现在你了解了 Ristretto 中存在的各种各样的机制,让我们看看与其他流行的 Go 缓存相比的命中率和吞吐量 benchmark。

命中率

命中率是使用 Damian Gryski 的 cachetest 和我们自己的 benchmarking 套件测量的. 两个程序的命中率数字相同,但我们添加了读取某些 trace 格式 (特别是 LIRS and ARC)以及 CSV 输出的功能,以便于绘制图表。如果你想编写自己的 benchmark 或者添加一种 trace 格式,请查看 sim 包。

为了更好地了解改进空间,我们添加了一个理论上最佳的缓存实现, 它使用未来的知识来驱逐在其的整个生命周期内命中次数最少的. 注意这是一个能预见未来的 LFU 驱逐策略,其他能预见未来的策略可能用 LRU。 根据工作负载,LFU 或 LRU 可能更适合,但我们发现能预见未来的 LFU 对于与 Ristretto 的 Sampled LFU 进行比较很有用。

查找

这个 trace 被描述为“由大型商业搜索引擎发起的磁盘读取访问,以响应各种网络搜索请求”

命中率: 查找

数据库

这个 trace 被描述为“在一个商业数据库上,一个商业网站正运行一个ERP应用,一个数据库服务运行在上面“

命中率: 商业数据库

循环

这个 trace 演示了循环访问模式。我们不能在此和后续的 benchmark 中包括 Fastcache、Freecache 或 Bigcache 实现,因为它们具有会影响结果的最低容量要求。一些跟踪文件很小并且需要小容量来进行性能测量。

命中率: Loop

CODASYL

这个 trace 被描述为”在一小时内引用 CODASYL 数据库。“ 请注意与这里的其他库相比 Ristretto 的性能受到影响。 这是因为 LFU 逐出策略不适合此工作负载。

命中率: CODASYL

吞吐量

吞吐量是使用与上一篇博文相同程序测量的,该程序会生成大量 key,并根据设置的工作负载在 Get 和 Set 的 goroutine 之间交替。

所有吞吐量基准测试均在具有 16gb RAM 的英特尔酷睿 i7-8700K (3.7GHz) 上运行。

混合: 25% Writes, 75% Reads

混合工作负载

读取: 100% Reads

读工作负载

写入: 100% Writes

写工作负载

未来的改进

正如您可能已经在 CODASYL benchmark 中注意到的那样,Ristretto 的性能在 LRU 繁重的工作负载中受到影响. 然而,对于大多数工作负载,我们的 Sampled LFU 策略表现相当好。这个问题就变成了“我们怎么能两全其美

在一篇名为 Adaptive Software Cache Management论文 , 探讨了这个确切的问题. 这个基本思想是在主缓存片段之前放置一个 LRU 窗口,并且使用爬山(hill-climbing)技术自适应地调整该窗口的大小以最大化命中率。Caffeine 已经通过这个看到了重大的结果。我们相信 Ristretto 将来也能从中收益。

特别感谢

我们诚挚的感谢 Ben Manes。他的知识深度和专注,、无私的分享是我们取得任何进步的重要隐私,我们很荣幸能与他就缓存的所有方面进行对话。没有他的指导、支持和我们内部 Slack 频道 99.9% 的可用性,Ristretto 是不可能的。

我们还要感谢 Damian Gryski 在对 Ristretto 进行基准测试和编写参考 TinyLFU 实现方面提供的帮助。

结论

我们的目标是让缓存库与 Caffeine 竞争。虽然没有完全实现, 但我们确实通过使用其他人可以学习的一些新技术,创造了比目前Go世界中大多数其他人更好的东西。
在 Dgraph 中使用此缓存的一些初步实验看起来很有希望。并且我们希望将 Ristretto 整合到 DgraphBadger 在接下来的几个月里. 一定要查看它,也许可以使用 Ristretto 来加快您的工作负载。

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