时延降低 50%，小红书图数据库如何实现多跳查询性能大幅提升
发布日期：2024-06-24 21:39:29
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来源：小红书技术REDtech
多跳查询为企业提供了深入的数据洞察和分析能力，它在小红书众多在线业务中扮演重要的角色。然而，这类查询往往很难满足稳定的 P99 时延要求。小红书基础架构存储团队针对这一挑战，基于大规模并行处理（MPP）的理念，开发了一种图数据库上的分布式并行查询框架，成功将多跳查询的时延降低了 50% 以上，尤其是使 3 跳查询在在线场景从不能用到落地，极大地增强了在线业务的数据处理能力。本文核心贡献在于：团队提出一种从框架层面优化多跳查询时延的方案，在业务上使在线场景中使用多跳查询成为可能，在技术上实现了图数据库查询的框架级优化。全文将从以下几个方面依次展开：本方案为具有复杂查询需求的在线存储产品提供了优化思路，欢迎业界同行深入探讨。同时，作者再兴曾在「DataFunCon 2024·上海站」分享过本议题，感兴趣的同学欢迎点击“阅读原文”，回看完整录播视频。小红书是一个以社区属性为主的产品，覆盖多个领域，鼓励用户通过图文、短视频、直播等形式记录和分享生活点滴。在社交领域中，我们存在多种实体，如用户、笔记、商品等，它们之间构成了复杂的关系网络。为高效处理这些实体间的一跳查询，小红书自研了图存储系统 REDtao，满足极致性能的需求。
面对更为复杂的多跳查询场景，我们自研了图数据库系统 REDgraph，将多跳查询的需求应用于小红书多个业务领域，包括但不限于：在传统的 SQL 产品（如 MySQL）中，想实现这些多跳查询，通常需要在一个查询语句中写多个 JOIN，这样的性能无疑是较差的。若想利用键值存储 KV 产品实现，则需要分多次发送 get 请求，并自行处理中间结果，实现过程也较为麻烦。相比之下，图数据库的设计理念为处理这类查询提供了天然优势。在图数据库中，数据表被抽象为顶点，表之间的关系被抽象为边，并且边作为一等公民被存储和处理。这样一来，执行 n 度关系查询只需查询 n 次边表，大大简化查询过程，并提高了效率。小红书在社交、风控及离线任务调度等场景中均采用了图数据库，然而在实际应用过程中遇到了一些挑战。在社交推荐中，我们希望能够及时地将用户可能感兴趣的好友或内容推荐给他们。例如，如果用户 A 关注了用户 B，而用户 B 点赞了笔记 C，那么用户 D（也点赞了笔记 C）就可能成为用户 A 的潜在好友，使小红书的好友社区建立更丰富的连接。业务当然可以使用离线任务分析，基于分析结果进行推荐，但社交图谱是无时无刻不在变化，基于离线分析做出的推荐往往是滞后的。如果推荐得更及时，能更好地抓住一些潜在的用户关系，建立更丰富完善的社交图谱，赋能其他业务（如：社区兴趣小组，电商商品推荐）。业务希望能即时向用户推送可能感兴趣的 “好友” 或 “内容”，如果能即时完成此推荐，则能有效优化用户使用体验，提升留存率。然而，由于先前 REDgraph 在某些方面的能力尚未完善，导致三跳时延比较高，所以业务一直只采用了一跳和两跳查询。小红书致力于促进社区生态的健康发展，对优质内容创作者提供奖励。然而，这也吸引了一些作弊用户想薅羊毛。例如，作弊用户可能会通过组织点赞来提升低质量笔记的排名，将低质笔记伪造成优质笔记以赚取奖励。风控业务需要对这种行为予以识别并防范，借助图数据库的多跳查询，我们构建出一个包含用户和笔记为顶点、点赞为边的复杂关系图（“用户->笔记-> ... ->用户->笔记“）。随后，对每篇笔记查询其多度关系（笔记 -> 用户 -> 笔记 -> 用户）上作弊用户的比例，若比例高于一定阈值，把笔记打上作弊标签，系统便不对作弊用户和作弊笔记发放奖励。打标行为往往是实时消费消息队列去查询图数据库，如果查询动作本身比较慢，则会造成整体消费积压。例如，如果一个查询任务本应在 12:00 执行，但由于性能问题直到 12:10 才开始触发，那么在这十分钟的延迟期间，一篇劣质笔记已成为优质笔记，作者薅羊毛成功。等到发现这是作弊用户时，显然「为时晚矣」，因为损失已经造成了。具体来说，社交推荐场景要求三跳的 P99 低于 50 毫秒，风控场景则要求三跳的 P99 低于 200 毫秒，这是目前 REDgraph 所面临的一大难题。那为何一至二跳可行，三跳及以上就难以实现呢？对此，我们基于图数据库与其他类型系统在工作负载的差异，做了一些难点与可行性分析。首先在并发方面，OLTP 的并发度很高，而 OLAP 则相对较低。图的三跳查询，服务的仍然是在线场景，其并发度也相对较高，这块更贴近 OLTP 场景。其次在计算复杂度方面，OLTP 场景中的查询语句较为简单，包含一到两个 join 操作就算是较为复杂的情况了，因此，OLTP 的计算复杂度相对较低。OLAP 则是专门为计算设计的，因此其计算复杂度自然较高。图的三跳查询则介于 OLTP 和 OLAP 之间，它虽不像 OLAP 那样需要执行大量的计算，但其访问的数据量相对于 OLTP 来说还是更可观的，因此属于中等复杂度。第三，数据时效性方面，OLTP 对时效性的要求较高，必须基于最新的数据提供准确且实时的响应。而在 OLAP 场景中则没有这么高的时效要求，早期的 OLAP 数据库通常提供的是 T+1 的时效。图的三跳查询，由于我们服务的是在线场景，所以对时效性有一定的要求，但并不是非常高。使用一小时或 10 分钟前的状态进行推荐，也不会产生过于严重的后果。因此，我们将其定义为中等时效性。最后，查询失败代价方面。OLTP 一次查询的成本较低，因此其失败的代价也低；而 OLAP 由于需要消耗大量的计算资源，因此其失败代价很高。图查询在这块，更像 OLTP 场景一些，能够容忍一些失败，但毕竟访问的数据量较大，在查一遍代价稍高，因此同样归属到中等。总结一下：图的三跳查询具备 OLTP 级别的并发度，却又有比一般 OLTP 大得多的数据访问量和计算复杂度，所以比较难在在线场景中使用。好在其对数据时效性的要求没那么高，也能容忍一些查询失败，所以我们能尝试对其优化。此外正如上文指出的，在小红书业务场景中，三跳查询的首要目标还是降低延迟。有些系统中会考虑牺牲一点时延来换取吞吐的大幅提升，而这在小红书业务上是不可接受的。如果吞吐上不去，还可以通过扩大集群规模来作为兜底方案，而如果时延高则直接不能使用了。REDgraph 的整体结构如上图所示，其与当前较为流行的 NewSQL，如 TiDB 的架构构相似，采用了存算分离 + shared-nothing 的架构。奇包含三类节点：
Meta 服务：负责管理图数据库的元信息，包括数据模式（Schema）、用户账号和权限、存储分片的位置信息、作业与后台任务等；
Graph 服务：负责处理用户的查询请求，并做相应的处理，涵盖查询的解析、校验、优化、调度、执行等环节。其本身是无状态的，便于弹性扩缩容；
Storgae 服务：负责数据的物理存储，其架构分为三层。最上层是图语义 API，将 API 请求转换为对 Graph 的键值（KV）操作；中间层采用 Raft 协议实现共识机制，确保数据副本的强一致性和高可用性；最底层是单机存储引擎，使用 rocksdb 来执行数据的增删查等操作。
图切分的含义是，如果我们拥有一个巨大的图，规模在百亿到千亿水平，应该如何将其存储在集群的各节点之中，即如何对其切分。在工业界中，主要存在两种典型的切分策略：边切分和点切分。边切分，以顶点为中心，这种切分策略的核心思想是每个顶点会根据其 ID 进行哈希运算，并将其路由到特定的分片上。每个顶点上的每条边在磁盘中都会被存储两份，其中一份与起点位于同一分片，另一份则与终点位于同一分片。点切分，与边切分相对应，也就是以边为中心做哈希打散，每个顶点会在集群内保存多份。这两种切分方式各有利弊。边切分的优点在于每个顶点与其邻居都保存在同一个分片中，因此当需要查询某个顶点的邻居时，其访问局部性极佳；其缺点在于容易负载不均，且由于节点分布的不均匀性，引发热点问题。点切分则恰恰相反，其优点在于负载较为均衡，但缺点在于每个顶点会被切成多个部分，分配到多个机器上，因此更容易出现同步问题。REDgraph 作为一个在线的图查询系统，选择的是边切分的方案。我们之前已经实施了一些优化，可以称之为优化方案 1.0。当时主要考虑的是如何快速满足用户需求，因此我们的方案包括：首先根据常用的查询模式提供一些定制化的算法，这些算法可以跳过解析、校验、优化和执行等繁琐步骤，直接处理请求，从而实现加速。其次，我们会对每个顶点的扇出操作进行优化，即每个顶点在向外扩展时，对其扩展数量进行限制，以避免超级点的影响，降低时延。此外，我们还完善了算子的下推策略，例如 filter、sample、limit 等，使其尽可能在存储层完成，以减少网络带宽的消耗。同时，我们还允许读从节点、读写线程分离、提高垃圾回收频率等优化。
然而，这些优化策略有一个共性，就是每个点都比较局部化和零散，因此其通用性较低。比如第一个优化，如果用户需要发起新的查询模式，那么此前编写的算法便无法满足其需求，需要另行编写。第二个优化，如果用户所需要的是顶点的全部结果，那此项也不再适用。第三个优化，如果查询中本身就不存在这些运算符，那么自然也无法进行下推操作。诸如此类，通用性较低，因此需要寻找一种更为通用，能够减少重复工作的优化策略。如上图所示，我们对一个耗时接近一秒的三跳查询的 profile 分析。我们发现在每一跳产出的记录数量上，第一跳至第二跳扩散了 200 多倍，第二跳至第三跳扩散了 20 多倍，表现在结果上，需要计算的数据行数从 66 条直接跃升至 45 万条，产出增长速度令人惊讶。此外，我们发现三跳算子在整个查询过程中占据了较大的比重，其在查询层的耗时更是占据了整个查询的 80% 以上。那么应该如何进行优化呢？在数据库性能优化方面，有许多可行的方案，主要分为三大类：存储层的优化、查询计划的优化以及执行引擎的优化。由于耗时大头在查询层，所以我们重点关注这块。因为查询计划的优化是一个无止境的工程，用户可能会写出各种查询语句，产生各种算子，难以找到一个通用且可收敛的方案来覆盖所有情况。而执行引擎则可以有一个相对固定的优化方案，因此我们优先选择了优化执行引擎。图数据库的核心就是多跳查询执行框架，而其由于数据量大，计算量大，导致查询时间较长，因此我们借鉴了 MPP 数据库和其他计算引擎的思想，提出了分布式并行查询的解决方案。原有的多跳查询执行流程如上图所示。假设我们要查询 933 顶点的三跳邻居节点 ID，即检索到蓝圈中的所有顶点。经过查询层处理后，将生成右图所示执行计划，START 表示计划的起点，本身并无实际操作。GetNeighbor 算子则负责实际查询顶点的邻居，例如根据 933 找到 A 和 B。后续的 Project、InnerJoin 以及 Project 等操作均为对先前产生的结果进行数据结构的转换、处理及裁剪等操作，以确保整个计算流程的顺利进行。正是后续的这几个算子耗费的时延较高。从上述物理执行中可以看出：查询节点必须等所有存储节点的响应返回后，才会执行后面的算子。这样即使大多数存储节点很快返回，只要有一个「慢存储节点」存在，整个查询都得 block 住。在图计算（AP）场景中，一次计算往往要经过很多轮迭代（Epoch），并且每轮迭代后都需要进行全局指标的更新，更新完再继续下一轮迭代。在 Epoch 之间插入 Barrier 做同步是有必要的。但在图查询（TP）场景中，通常不需要全局性更新，只是在下发请求时对起点 ID 做去重，即使有往往也是在查询的最后一步，因此没有必要 barrier。此外，图数据库负载往往呈现出“幂律分布”现象，即少数顶点邻居边多、多数顶点邻居边少；REDgraph 本身也是以边切分的方式存储数据，这就使得「慢存储节点」很容易出现。加之某个存储节点的网络抖动或节点负载高等因素，可能导致响应时间进一步延长，影响查询效率。如图所示，如果查询层收到一个响应就处理一个响应（类似于 pipeline 的机制），则能避免无意义的空等，从整体上加速查询的执行。在整个查询计划中，只有 GetNeighbor 算子是在多个存储节点上并行执行，而其他算子是在查询节点上串行执行，这里我们想到两个问题：我们在业务的线上集群和性能测试显示：GetNeighbors 和 GetVertices 不是所有算子中最耗时的，反倒是不起眼的 Project 算子往往耗费更多时间，特别是那些紧随 GetNeighbors 和 GetVertices 之后的 Project 算子，因为它不仅需要执行数据投影，还负责将 map 展平。这表明整个查询的主要瓶颈在于计算量大。而查询计划中大部分都是纯计算型算子，将它们并行化对于提升查询效率很有必要。如上文所说，在图查询场景中一般不需要做全局性的更新，查询节点收到各存储节点的响应后，只是简单地再次分区然后下发，所以存储节点的结果转发到查询层，再从查询节点分发到各存储节点很浪费。如果存储节点自身具备路由和分发的能力，那可以让存储节点执行完 GetNeighbors 算子后，接着执行 Project、InnerJoin 等算子，每当遇到下一个 GetNeighbor 算子时，自行组织请求并分发给其他存储节点。其他存储节点收到后接着执行后面的算子，以此规则往复，直到最后一步将结果汇聚到查询层，统一返回给客户端。首先，查询服务器（Query Server）将整个执行计划以及执行计划所需的初始数据传输至存储服务器（Store Server），之后 Store Server 自身来驱动整个执行过程。以 Store Server 1 为例，当它完成首次查询后，便会根据结果 ID 所在的分区，将结果转发至相应的 Store Server。各个 Store Server 可以独立地继续进行后续操作，从而实现整个执行动作的并行化，并且无同步点，也无需额外转发。需要说明的是，图中右侧白色方框比左侧要矮一些，这是因为数据由上方转到下方时，进行了分区下发，必然比在查询服务器接收到的总数据量要少。可以看到，在各部分独立驱动后，并未出现等待或额外转发的情况，Query Server 只需在最后一步收集各个 Store Server 的结果并聚合去重，然后返回给客户端。如此一来，整体时间相较于原始模型得到了显著缩短。
分布式并行查询的具体实现，涉及到许多个关键点，接下来介绍其中一些细节。首先一个问题是，在进行改造时如何确保不会对原始的 1-2 跳产生负优化。在企业内部进行新的改造和优化时，必须谨慎评估所采取的措施是否会对原有方案产生负优化。我们不希望新方案还未能带来收益，反而破坏了原有的系统。因此，架构总体上与原来保持一致。在 Store Server 内部插入了一层，称为执行层，该层具有网络互联功能，主要用于分布式查询的转发。Query Server 层则基本保持不变。这样，当接收到用户的执行计划后，便可根据其跳数选择不同的处理路径。若为 1 至 2 跳，则仍沿用原有的流程，因为原有的流程能够满足 1-2 跳的业务需求，而 3 跳及以上则采用分布式查询。原有代码中每一个操作都是用算子方式实现。为了让分布式并行查询的实现与原有框架兼容，我们把「转发」也定义为一个算子，取名为 Forward。这一算子的功能类似于 Spark 中的 Shuffle 算子、或 OceanBase 中的 Exchange 算子，关键在于它能够确保查询在分布式环境中顺畅执行。- 在每个要「切换分区才能执行的」算子前（例如 GetNeighbors、GetVertices 等），我们添加一个 FORWARD 算子。FORWARD 算子负责记录分区的依据，通常是起点 ID。
- 为了将分布式节点的查询结果有效地汇总，我们在查询计划的末端添加了 CONVERGE 算子，它指示各节点将结果发送回 DistDriver 节点，即最初接收用户请求的节点。
- 随后，我们引入了 MERGE 算子，它的作用是对所有从节点收到的结果进行汇总，并将最终结果返回给客户端。
通过这种方式，当 REDgraph-Server 准备执行 GetNeighbors、GetVertices 算子时，它会首先执行 FORWARD、CONVERGE算子，将必要的数据和查询计划转发到其他服务器。这样，其他服务器在接收到请求后，就能明确自己的任务和所需的数据，从而推动查询计划的执行。值得注意的是，FORWARD 和 CONVERGE算子都有「转发/发送」数据的含义，不过它们的侧重点不太一样：- FORWARD 强调的是路由转发，并且要指定转发的依据，即 partitionKey 字段，不同的数据行会根据其 partitionKey 字段值的不同转发到不同的节点上；
- CONVERGE 强调的是发送汇聚，具有单一确定的目标节点，即 DistDriver；
因它们只是在做转发/发送的工作，我们将这类算子统称为「路由」算子。在改造后的查询计划中，从 START 算子开始，直到遇到「路由」算子，这多个算子都可以在某个节点本地执行的，因此我们将这一系列算子划分到一个 stage 内。整个查询计划由多个 stage 组成，其中首尾两个 stage 在 DistDriver 上执行，中间的 stage 在 DistWorker 上执行。需要注意的是：stage 是一个逻辑概念，具体执行时，每个 stage 会依据分区和所属节点产生多个 task，这些 task 会分布在多个节点上执行，每个节点仅访问本节点内数据，无需跨网络拉取数据。这种结构化的方法极大地提高了查询的并行性和效率。在原查询模式中，每一次在发起 GetNeighbors 算子前，查询层会对起点 ID 去重（查询计划中 GetNeighbors 算子的 dedup 为 true），收到存储节点的响应后，再依靠后续算子将结果按需展平，因此存储节点不会产生重复查询。以下图举例说明：- 第一跳从存储层查到 A->C 和 B->C，返回到查询层；
- 查询层会 Project 得到两个 C，以备后面做 InnerJoin；
- 准备执行第二跳，构造起点集合时，由于 dedup 为 true，仅会保留一个 C；
- 第二跳从存储层查到 C->D 和 C->E，返回到查询层；
- 查询层执行 InnerJoin，由于此前有两个 C，所以 C->D 和 C->E 也各会变成两个；
- 查询层再次 Project 取出 dstId2，得到结果 D、D、E、E。
改造成分布式查询后，我们只能在每个 stage 内去重。但由于缺乏全局 barrier，多个 stage 先后往某个 DistWorker 转发请求时，多个请求之间可能有重复的起点，会在存储层产生重复查询和计算，导致 CPU 开销增加以及查询时延增加。如果每一跳产生的重复终点 ID（将会作为下一跳的起点 ID）很多，分布式查询反而会带来劣势。为解决这一问题，我们引入一套起点 ID 去重机制 —— NeighborCache，具体方案如下：因为没有全局的 Barrier，无法在下发请求之前去重，我们选择在存储节点上提供一个 NeighborCache，其本质就是一个 map，可表示为 map<vid +="" edgetype,="" list>。在执行 GetNeighbors 算子前，存储节点会首先检查 NeighborCache，如果找到相应的条目，则直接使用这些数据填充结果集；如果没有找到，则访问存储层获取数据，并更新 NeighborCache，读取和更新 Cache 需要用读写锁做好互斥。另外，NeighborCache 还具有如下特点：- 每当有更新 vid + edgeType 的请求时，都会先 invalidate cache 中对应的条目，以此来保证缓存与数据的一致性；
- 即使没有更新操作存在，cache 内的每个 kv 条目存活时间也很短，通常为秒级，超过时间就会被自动删除。为什么这么短呢？
- 充分性：由于在线图查询（OLTP）的特性，用户的多跳查询通常在几秒到十几秒内完成。而 NeighborCache 只是为了去重而设计，来自于不同 DistWorker 的 GetNeighbors 请求大概率不会相隔太长时间到达，所以 cache 本身也不需要存活太久；
- 必要性：从 map 结构的 key 就会发现，当 qps 较高，跳数多，顶点的邻居边多时，此 map 要承载的数据量是非常大的，所以也不能让其存活的时间太久，否则很容易 OOM；
- 在填充 cache 前会做内存检查，如果本节点当前的内存水位已经比较高，则不会填充，以避免节点 OOM。
通过这种起点 ID 去重机制，我们能够有效地减少重复查询，提高分布式查询的效率和性能。第四个问题是怎么做负载均衡，包括存储的均衡和计算的均衡。首先，存储的均衡在以边切分的图存储里面其实是很难的，因为它天然的就是把顶点和其邻居全部都存在了一起，这是图数据库相比其他数据库的优势，也是其要承担的代价。所以目前没有一个彻底的解决方法，只能在真的碰到此问题时扩大集群规模，让数据的哈希打散能够更加均匀一些，避免多个热点都落在同一个机器的情况。而在目前的业务场景上来看，其实负载不均衡的现象不算严重，例如风控的一个比较大的集群，其磁盘用量最高和最低的也不超过 10%，所以问题其实并没有想象中的那么严重。另外一个优化方法是在存储层及时清理那些过期的数据，清理得快的话也可以减少一些不均衡。计算均衡的问题。存储层采用了三副本的策略，若业务能够接受弱一致的读取（实际上大多数业务均能接受），我们可以在请求转发时，查看三副本中的哪个节点负载较轻，将请求转发至该节点，以尽量平衡负载。此外，正如前文所述，热点结果缓存也是一种解决方案，只要热点处理速度足够快，计算的不均衡现象便不易显现。在分布式查询架构中，由于前面取消全局 Barrier，使得各个 DistWorker 自行驱动查询的进行。这种设计提高了灵活性，但也带来新的挑战：如图所示，各个 DistWorker 上 stage3 的结果需要汇聚到 DistDriver 后才能向客户端返回，但是 DistDriver 只在 stage0 的时候给 Node2 发送了请求，后面的所有转发都是由 DistWorker 自行完成的，脱离了 DistDriver 的「掌控」。这样 DistDriver 就不知道最后有多少个节点在执行 stage3，也就不知道该等待哪些 DistWorker 给它发送结果，以及何时可以开始执行 stage4。我们引入一个进度汇报机制：在 DistDriver 上实现一个 Acker，负责接收各个 DistWorker 上报的 stage 执行进度信息。每个 stage 向外扩散时，向 Acker 发送一条消息，记录当前完成的 stage 和 即将开始的 stage 的节点数量。具体而言，就是包含两个键值对：- 下一个 stage 的编号 -> 执行下一个 stage 的节点的数量；
比如 Node2 上的 stage-1 扩散到 stage-2 时，目标节点有 3 个：Node1、Node3、Node5，于是就发送 {stage-1: -1，stage-2: 3} 的消息到 DistDriver 上，表示有一个节点完成了 stage-1，有 3 个节点开始了 stage-2。而由于 stage-1 此前由 Node1 登记过 {stage-1: 1}，这样一正一负就表示所有的 stage-1 都已经执行完毕。stage-2 和 stage-3 的更新和判定方式类似，当 DistDriver 发现所有的前置 stage 数量都为 0 时，就可以驱动 stage-4 。我们实际想要的是每个 stage 数量的正负抵消能力，而非 {stage-1: -1，stage-2: 3} 的字符串。为了简化这一过程，我们便采用异或运算（相同为 0，相异为 1）跟踪各个 stage 的状态，举例说明：- Acker 上有一个初始的 checksum 值 0000；
- stage-0 在扩散到 stage-1 时，生成了一个随机数 0010（这里为了表达简便，以 4 位二进制数代替），这个 0010 是 Node2 上的 stage-1 的 Id，然后把这个 0010 伴随着 Forward 请求发到 Node2 上，同时也发到 Acker 上，这样就表示 0010 这个 stage 开始了，Acker 把收到的值与本地的 checksum 做异或运算，得到 0010，并以此更新本地 checksum；
- stage-1 执行完后扩散到 stage-2 时，由于有 3 个目标节点，就生成 3 个不相同的随机数 0101、0001、1010（需要检查这 3 个数异或之后不为 0），分别标识 3 个目标节点上的 stage-2，然后把这 3 个数伴随着 Forward 请求发到 Node1、Node3、Node5 上，同时在本地把自身的 stage Id（0010）和这 3 个数一起做异或运算，再把运算的结果发到 Acker，Acker 再次做异或运算，也就是 0010 ^ (0010 ^ 0101 ^ 0001 ^ 1010），这样 0010 就被消除掉了，也就表示 stage-1 执行完成了；
- 重复上述过程，最后 Acker 上的 checksum 会变回 0，表示可以驱动 stage-4。
注意：尽管在某个节点的 stage 扩散时检查了生成的随机数异或不为 0，但是多个节点间生成的随机数异或到一起还是可能为 0 的，比如 Node1 的 stage-2 生成的 3 个数异或后为 0001，Node3 的 stage-2 异或后为 0010，Node5 的 stage-2 异或后为 0011，0001 ^ 0010 ^ 0011 = 0。这样就会导致 stage-3 还在执行中时，DistDriver 就误认为它已经执行完毕，提前驱动 stage-4 的执行。不过考虑到我们实际使用的是 int32 整数，出现这种的情况的概率非常低。在未来的优化中在，我们可以考虑给每个 Node 生成一个 16 位的随机 Id（由 metad 生成），并保证这些 NodeId 异或结果不为 0，当 stage 扩散时，将 NodeId 置于随机数的高位，确保分布式查询的每个阶段都能被准确跟踪和协调。另一个重要的问题便是全程链路的超时自检，例如在 stage2 或 stage3 的某一个节点上运行时间过长，此时不能让其余所有节点一直等待，因为客户端已经超时了。因此我们在每个算子内部的执行逻辑中都设置了一些埋点，用以检查算子的执行是否超过了用户侧的限制时间，一旦超过，便立即终止自身的执行，从而迅速地自我销毁，避免资源的无谓浪费。
我们在改造工程完成后进行了性能测试，采用 LDBC 组织提供的 SNB 数据集，生成了一个 SF100 级别的社交网络图谱，规模达到 3 亿顶点，18 亿条边。我们主要考察其一跳、二跳、三跳、四跳等多项查询性能。根据测试结果显示，在一跳和二跳情况下，原生查询和分布式查询性能基本相当，未出现负优化现象。从三跳起，分布式查询相较于原生查询能实现 50% 至 60% 的性能提升。例如，在 Max degree 场景下的分布式查询已将时延控制在 50 毫秒以内。在带有 Max degree 或 Limit 值的情况下，时延均在 200 毫秒以下。尽管数据集与实际业务数据集存在差异，但它们皆属于社交网络领域，因此仍具有一定的参考价值。四跳查询，无论是原始查询还是分布式查询，其时延的规模基本上都在秒至十余秒的范围内。因为四跳查询涉及的数据量实在过于庞大，已达到百万级别，仅依赖分布式并行查询难以满足需求，因此需要采取其他策略。然而，即便如此，我们所提出的改进方案相较于原始查询模式仍能实现 50% 至 70% 的提升，效果还是很可观的。在过去的较短时间内，我们基于 MPP 的理念，对 REDgraph 在分布式并行查询上进行了深入探索和实践。本方案能显著优化多跳查询的性能，并且对业务逻辑完全兼容，没有使用限制条件，属于框架级的通用优化。测试结果显示，时延降低了 50% 以上，满足在线业务场景的时延要求，验证方案的有效性。目前，许多公司的图数据库产品在在线场景中仍使用两跳及以下的查询。这是因为多跳查询的时延无法满足在线业务的要需求，导致失去许多潜在的业务价值，也未能充分发挥图数据库的技术优势。随着小红书 DAU 的持续增长，业务数据规模朝着万亿级规模递增，业务上使用替代方案的瓶颈会逐渐展露。我们计划在今年上半年完成开发工作，并在下半年开始将这套新架构逐步应用于相关业务场景。本方案虽然针对的是图数据库，但其探索实践对公司其他数据库产品同样具有重要的参考价值。例如，REDtable 在处理用户请求时，经常需要应对复杂或计算量大的查询，以往会建议用户修改代码来适应这些情况。现在，我们可以借鉴本方案，为这些「具有重查询需求」产品打造高性能执行框架，以增强自身的数据处理能力。我们将继续提升 REDgraph 的多跳查询能力，并将其和 REDtao 融合，打造成一个统一的数据库产品，赋能更多业务场景。我们诚邀对技术有极致追求，志同道合的同学一起加入团队，共同推动图数据技术的发展
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