1.深入源码解析LevelDB
2.mongodb内核源码实现、源码性能调优、定位最佳运维实践系列-表级qps及表级详细时延统计实现原理
3.LevelDB 源码剖析1 -- 原理
4.Prometheus TSDB源码解析，源码Index索引存储格式分析
5.如何使用mysql_install_db命令初始化MySQL数据目录并指定源码和安装目录？
6.FREE SOLO - 自己动手实现Raft - 17 - leveldb源码分析与调试-3
深入源码解析LevelDB
深入源码解析LevelDB
LevelDB总体架构中，定位sstable文件的源码生成过程遵循一系列精心设计的步骤。首先，定位zookeeper源码分析资料遍历immutable memtable中的源码key-value对，这些对被写入data_block，定位每当data_block达到特定大小，源码构造一个额外的定位key-value对并写入index_block。在这里，源码key为data_block的定位最大key，value为该data_block在sstable中的源码偏移量和大小。同时，定位构造filter_block，源码默认使用bloom filter，用于判断查找的key是否存在于data_block中，显著提升读取性能。meta_index_block随后生成，存储所有filter_block在sstable中的偏移和大小，此策略允许在将来支持生成多个filter_block，进一步提升读取性能。meta_index_block和index_block的偏移和大小保存在sstable的脚注footer中。
sstable中的block结构遵循一致的模式，包括data_block、index_block和meta_index_block。为提高空间效率，数据按照key的字典顺序存储，采用前缀压缩方法处理。查找某一key时，必须从第一个key开始遍历才能恢复，因此每间隔一定数量（block_restart_interval）的key-value，全量存储一个key，并设置一个restart point。每个block被划分为多个相邻的key-value组成的集合，进行前缀压缩，并在数据区后存储起始位置的偏移。每一个restart都指向一个前缀压缩集合的起始点的偏移位置。最后一个位存储restart数组的大小，表示该block中包含多少个前缀压缩集合。哈希运算源码
filter_block在写入data_block时同步存储，当一个new data_block完成，根据data_block偏移生成一份bit位图存入filter_block，并清空key集合，重新开始存储下一份key集合。
写入流程涉及日志记录，包括db的sequence number、本次记录中的操作个数及操作的key-value键值对。WriteBatch的batch_data包含多个键值对，leveldb支持延迟写和停止写策略，导致写队列可能堆积多个WriteBatch。为了优化性能，写入时会合并多个WriteBatch的batch_data。日志文件只记录写入memtable中的key-value，每次申请新memtable时也生成新日志文件。
在写入日志时，对日志文件进行划分为多个K的文件块，每次读写以这样的每K为单位。每次写入的日志记录可能占用1个或多个文件块，因此日志记录块分为Full、First、Middle、Last四种类型，读取时需要拼接。
读取流程从sstable的层级结构开始，0层文件特别，可能存在key重合，因此需要遍历与查找key有重叠的所有文件，文件编号大的优先查找，因为存储最新数据。非0层文件，一层中的文件之间key不重合，利用版本信息中的元数据进行二分搜索快速定位，仅需查找一个sstable文件。
LevelDB的sstable文件生成与合并管理版本，通过读取log文件恢复memtable，仅读取文件编号大于等于min_log的日志文件，然后从日志文件中读取key-value键值对。
LevelDB的代购转售源码LruCache机制分为table cache和block cache，底层实现为个shard的LruCache。table cache缓存sstable的索引数据，类似于文件系统对inode的缓存；block cache缓存block数据，类似于Linux中的page cache。table cache默认大小为，实际缓存的是个sstable文件的索引信息。block cache默认缓存8M字节的block数据。LruCache底层实现包含两个双向链表和一个哈希表，用于管理缓存数据。
深入了解LevelDB的源码解析，有助于优化数据库性能和理解其高效数据存储机制。
mongodb内核源码实现、性能调优、最佳运维实践系列-表级qps及表级详细时延统计实现原理
针对 MongoDB 内核源码实现中的表级 QPS（查询每秒操作数）及表级详细时延统计实现原理，本文将深入探讨其设计、核心代码实现以及最佳运维实践。作者为 OPPO 文档数据库 MongoDB 负责人，专注于分布式缓存、高性能服务端、数据库、中间件等相关研发工作，持续分享《MongoDB 内核源码设计、性能优化、最佳运维实践》。以下内容将围绕 MongoDB 内核中提供的数据导出及恢复工具（mongodump、mongorestore、mongoexport、mongoimport）、客户端 shell 链接工具（mongo）、IO 测试工具（mongoperf）以及流量 QPS/时延监控统计工具（mongostat、mongotop）进行分析。
Mongostat 和 mongotop 提供的监控统计功能虽然强大，但其功能局限性在于无法实现对表级 QPS 与详细时延的监控。为解决这一问题，MongoDB 实际上提供了内部实现的表级别统计接口。本文将详细解析这些接口的实现原理、核心代码以及如何应用到最佳运维实践中。
### 1. mongostat、mongotop 监控统计信息分析
Mongostat 和 mongotop 工具作为 MongoDB 的勇士部落源码官方监控工具，分别提供了集群操作统计与表级别的读写时延统计。接下来，我们将深入探讨这些工具的使用方法、监控项以及功能实现。
#### 1.1 mongostat 监控统计分析
Mongostat 工具能够监控当前集群中各种操作的统计情况，包括增、删、改、查操作，以及 getMore（用于批量拉取数据时的游标操作）和 command（在 mongos 和 mongod 之间的命令处理）。了解 mongostat 帮助参数的详细说明，有助于更深入地掌握其功能。
#### 1.2 mongotop 监控统计分析
mongotop 则专注于对所有表的读写时延进行统计，并按照总耗时排序，直观地输出结果。分析 mongotop 监控输出项各字段的说明，可以帮助运维人员快速定位性能瓶颈。
### 2. 表级详细操作统计及其时延监控统计实现原理与核心代码
在 MongoDB 内核中，对表级别的增、删、改、查、getMore、command 进行了详细的操作统计，并对每种操作的时延进行了记录。每个表都拥有一个 CollectionData 结构，该结构中存储了所有操作统计和时延统计信息。核心代码定义了 UsageMap、CollectionData、UsageData 及 OperationLatencyHistogram 等关键类，以实现表级别的统计功能。
#### 2.1 表级统计实现原理
通过多层次的类结构分层，MongoDB 实现了表级别的详细统计。核心数据结构包括：UsageMap（使用 StringMap 表结构存储所有表名及其对应的表级统计信息）、CollectionData（包含锁统计、详细请求统计、汇总型统计）、以及 OperationLatencyHistogram（实现表级别的操作汇总统计与时延统计）。
#### 2.2 核心代码实现
MongoDB 表级详细统计实现主要集中在 src/mongo/db/stats 目录下的volcano源码解读 top.cpp、top.h、operation_latency_histogram.cpp、operation_latency_histogram.h 四个文件中。其中，核心数据结构的代码实现展示了如何通过 UsageMap 结构存储所有表名及其统计信息，CollectionData 结构用于存储锁统计、详细请求统计和汇总型统计，而 OperationLatencyHistogram 类则实现了汇总型统计中的读、写、command 操作及对应时延统计。
### 3. 表级详细统计对外接口
为了便于运维人员使用表级统计信息，MongoDB 提供了对外接口，包括但不限于锁维度及请求类型维度相关统计接口与汇总型表级别统计接口。通过这些接口，运维人员可以执行特定命令获取表级别的锁统计、请求类型统计以及汇总型统计信息。
### 结论
本文通过深入解析 MongoDB 内核中的表级 QPS 及详细时延统计实现原理，详细介绍了核心代码实现以及对外提供的统计接口。了解这些实现细节对于优化数据库性能、进行高效运维具有重要意义。运维人员可以根据本文内容，结合实际应用场景，实施最佳实践，从而提高 MongoDB 的整体性能与稳定性。
LevelDB 源码剖析1 -- 原理
LSM-Tree，全称Log-Structured Merge Tree，被广泛应用于数据库系统中，如HBase、Cassandra、LevelDB和SQLite，甚至MongoDB 3.0也引入了可选的LSM-Tree引擎。这种数据结构旨在提供优于传统B+树或ISAM（Indexed Sequential Access Method）方法的写入吞吐量，通过避免随机的本地更新操作实现。
LSM-Tree的核心思想基于磁盘性能的特性：随机访问速度远低于顺序访问，三个数量级的差距。因此，简单地将数据附加至文件尾部（日志或堆文件策略）可以提供接近理论极限的写入吞吐量。尽管这种方法足够简单且性能良好，但它有一个明显的缺点：从日志中随机读取数据需要花费更多时间，因为需要按时间顺序从近及远扫描日志直至找到所需键。因此，日志策略仅适用于简单的数据访问场景。
为了应对更复杂的读取需求，如基于键的搜索、范围搜索等，LSM-Tree引入了一种改进策略，通过创建一系列排序文件来存储数据，每次写入都会生成一个新的文件，同时保留了日志系统优秀的写性能。在读取数据时，系统会检查所有文件，并定期合并文件以减少文件数量，从而提高读取性能。
在LSM-Tree的基本算法中，写入数据按照顺序保存到一组较小的排序文件中。每个文件代表了一段时间内的数据变更，且在写入前进行排序。内存表作为写入数据的缓冲区，用于保持键值的顺序。当内存表填满后，已排序的数据刷新到磁盘上的新文件。系统会周期性地执行合并操作，选择一些文件进行合并，以减少文件数量和删除冗余数据，同时维持读取性能。
读取数据时，系统首先检查内存缓冲区，若未找到目标键，则以反向时间顺序检查各个文件，直到找到目标键。合并操作通过定期将文件合并在一起，控制文件数量和读取性能，即使文件数量增加，读取性能仍可保持在可接受范围内。通过使用内存中保存的页索引，可以优化读取操作，尤其是在文件末尾保留索引块，这通常比直接二进制搜索更高效。
为了减少读取操作时访问的文件数量，新实现采用了分级合并（Leveled Compaction），即基于级别的文件合并策略。这不仅减少了最坏情况下需要访问的文件数量，还减少了单次压缩的副作用，同时提供更好的读取性能。分级合并与基本合并的主要区别在于文件合并的策略，这使得工作负载扩展合并的影响更高效，同时减少总空间需求。
Prometheus TSDB源码解析，Index索引存储格式分析
Prometheus TSDB的Index索引存储格式详解
Prometheus在数据存储过程中，当Head中的时间范围达到一定阈值时，会将数据归档到Block中，以保持高效查询性能。这个过程涉及Compact操作，具体实现见tsdb/db.go的Compact方法。整个系统结构包括多个文件，如G2KPG4ZND4WA3GZYB和ULID标识的Block，其中包含时间范围内的样本数据，chunk和index文件组织了这些数据。
Index文件是关键，它详细记录了Series的索引信息。首先，TOC（目录）部分包含文件中Symbol Table、Series、Label Indices等的索引位置，固定长度字节，便于快速定位。Symbol Table存储Series中的标签值对，按照升序排序，包含每个标签值的长度、索引以及CRC校验。
Series部分描述了每个Series对Chunk的引用，包括系列长度、标签对数量、标签值索引引用、chunk位置信息以及元数据，采用差分编码节省空间。Label Indices记录每个标签名下的所有值，同样按照索引存储，便于快速查找。Postings则记录每个标签值对对应的所有系列引用。
Label Offset Table用于记录标签值在Label Index中的位置，而Postings Offset Table则记录每个键值对对应的Postings索引。这些结构共同构成了Prometheus查询的核心索引，理解它们对于理解查询流程至关重要。
本文深入剖析了Prometheus的源码和文档，揭示了Index文件的详细结构，接下来将深入讲解查询流程和Block中Chunk的格式。后续内容将更加详细地揭示Prometheus如何利用这些结构实现高效的数据检索。
如何使用mysql_install_db命令初始化MySQL数据目录并指定源码和安装目录？
初始化MySQL数据目录是一个关键步骤，可以借助mysql_install_db命令轻松完成。这个命令的目的是设置MySQL的基础结构，包括创建系统表，确保数据库的正常运行。 要使用mysql_install_db，首先要了解其基本语法格式：mysql_install_db [参数]。这个命令的核心功能可以通过传递参数来定制，例如：当你提供--srcdir参数时，如：mysql_install_db --srcdir=/data/source/mysql，它会指定MySQL源码的安装路径，这对于源码安装或者需要特定源文件的情况尤为重要。
另一个常用的参数是--basedir，如：mysql_install_db --basedir=/opt/mysql，它指定了MySQL的实际安装目录，这有助于安装后的配置和管理。
实例演示如下： 首先，在命令行中，以root用户身份运行： [root@linuxcool ~]# mysql_install_db --srcdir=/data/source/mysql 接着，如果MySQL安装在其他位置，可以指定安装目录： [root@linuxcool ~]# mysql_install_db --basedir=/opt/mysql 通过这些参数，mysql_install_db命令确保了MySQL数据目录的初始化过程，为数据库的后续运行奠定了基础。FREE SOLO - 自己动手实现Raft - - leveldb源码分析与调试-3
leveldb的数据流动路径是单向的，从内存中的memtable流向不可变的memtable，最终写入到磁盘上的sorted table文件中。以下是几个关键状态的分析，来了解内存和磁盘上数据的分布。
以下是分析所涉及的状态：
1. 数据全在内存中
随机写入条数据，观察到数据全部存储在memtable中，此时还没有进行compaction操作。
2. 数据全在磁盘中
写入大量数据，并等待数据完全落盘后重启leveldb。此时，数据全部存储在磁盘中，分布在不同的level中。在每个level的sstable文件中，可以看到key的最大值与最小值。
3. 数据部分在内存中，部分在磁盘中
随机写入条数据，发现内存中的memtable已满，触发compaction操作，数据开始写入到sstable文件。同时，继续写入的数据由于还未达到memtable上限，仍然保存在内存中。
4. 总结
通过观察不同数据写入量导致的数据在内存与磁盘间的流动，我们可以看到leveldb内部状态的转换。
下篇文章将分析LRUCache数据状态的变化。敬请期待！
RocksDb 源码剖析 (1) | 如何混合 new 、mmap 设计高效内存分配器 arena ?
本文旨在深入剖析RocksDb源码，从内存分配器角度着手。RocksDb内包含MemoryAllocator和Allocator两大类内存分配器。MemoryAllocator作为基类，提供MemkindKmemAllocator和JemallocNodumpAllocator两个子类，分别集成memkind和jemalloc库的功能，实现内存分配与释放。
接着，重点解析Allocator类及其子类Arena的实现。基类Allocator提供两个关键接口：内存分配与对齐。Arena类采用block为单位进行内存分配，先分配一个block大小的内存，后续满足需求时，优先从block中划取，以减少内存浪费。一个block的大小由kBlockSize参数决定。分配策略中，Arena通过两个指针（aligned_alloc_ptr_和unaligned_alloc_ptr_）分别管理对齐与非对齐内存，提高内存利用效率。
分配内存时，Arena通过构造函数初始化成员变量，包括block大小、内存在栈上的分配与mmap机制的使用。构造函数内使用OptimizeBlockSize函数确保block大小合理，减少内存对齐浪费。Arena中的内存管理逻辑清晰，尤其在分配新block时，仅使用new操作，无需额外内存对齐处理。
分配内存流程中，AllocateNewBlock函数直接调用new分配内存，而AllocateFromHugePage和AllocateFallback函数则涉及mmap机制的使用与内存分配策略的统一。这些函数共同构成了Arena内存管理的核心逻辑，实现了灵活高效地内存分配。
此外，Arena还提供AllocateAligned函数，针对特定对齐需求分配内存。这一函数在使用mmap分配内存时，允许用户自定义对齐大小，优化内存使用效率。在处理对齐逻辑时，Arena巧妙地利用位运算优化计算过程，提高了代码效率。
总结而言，RocksDb的内存管理机制通过Arena类实现了高效、灵活的内存分配与管理。通过深入解析其源码，可以深入了解内存对齐、内存分配与多线程安全性的实现细节，为开发者提供宝贵的内存管理实践指导。未来，将深入探讨多线程内存分配器的设计，敬请期待后续更新。
