浅谈分布式唯一ID生成方案

1. 分布式唯一 ID 特性

在业务开发中，会存在大量的场景都需要唯一 ID 来进行标识。比如，用户需要唯一身份标识；商品需要唯一标识；消息需要唯一标识；事件需要唯一标识等等。尤其是在分布式场景下，业务会更加依赖唯一 ID。

分布式唯一 ID 的特性如下：

• 全局唯一：必须保证生成的 ID 是全局性唯一的，这是分布式 ID 的基本要求；
• 有序性：生成的 ID 需要按照某种规则有序，便于数据库的写入和排序操作；
• 可用性：需要保证高并发下的可用性。除了对 ID 号码自身的要求，业务还对 ID 生成系统的可用性要求极高；
• 自主性：分布式环境下不依赖中心认证即可自行生成 ID；
• 安全性：不暴露系统和业务的信息。在一些业务场景下，会需要 ID 无规则或者不规则。

2. 常用分布式唯一 ID 生成方案

2.1. UUID

UUID（Universally Unique Identifier，即通用唯一标识码）算法的目的是生成某种形式的全局唯一 ID 来标识系统中的任一元素，尤其是在分布式环境下，UUID 可以不依赖中心认证即可自动生成全局唯一 ID。

UUID 的标准形式为 32 个十六进制数组成的字符串，且分割为五个部分，例如：467e8542-2275-4163-95d6-7adc205580a9。

基于使用场景的不同，会存在以下几个不同版本的 UUID 以供使用，如下所示：

• 基于时间的 UUID：主要依赖当前的时间戳和机器 mac 地址。优势是能基本保证全球唯一性，缺点是由于使用了 mac 地址，会暴露 mac 地址和生成时间；
• 分布式安全的 UUID：将基于时间的 UUID 算法中的时间戳前四位替换为 POSIX 的 UID 或 GID。优势是能保证全球唯一性，缺点是很少使用，常用库基本没有实现；
• 基于随机数的 UUID：基于随机数或伪随机数生成。优势是实现简单，缺点是重复几率可计算；
• 基于名字空间的 UUID（MD5 版）：基于指定的名字空间/名字生成 MD5 散列值得到。优势是不同名字空间/名字下的 UUID 是唯一的，缺点是 MD5 碰撞问题，只用于向后兼容；
• 基于名字空间的 UUID（SHA1 版）：将基于名字空间的 UUID（MD5 版）中国的散列算法修改为 SHA1。优势是不同名字空间/名字下的 UUID 是唯一的，缺点是 SHA1 计算相对耗时。

UUID 的优势是性能非常高，由于是本地生成，没有网络消耗。而其也存在一些缺陷，包括不易于存储，UUID 太长，16 字节 128 位，通常以 36 长度的字符串表示；信息不安全，基于时间的 UUID 可能会造成机器的 mac 地址泄露；ID 作为 DB 主键时在特定的场景下会存在一些问题。

2.2. 数据库自增 ID

数据库自增 ID 是最常见的一种生成 ID 方式。利用数据库本身来进行设置，在全数据库内保持唯一。优势是使用简单，满足基本业务需求，天然有序；缺点是强依赖 DB，会由于数据库部署的一些特性而存在单点故障、数据一致性等问题。

针对上面介绍的数据库自增 ID 的缺陷，会存在以下两种优化方案：

• 数据库水平拆分，设置不同的初始值和相同的步长。这样可以有效的生成集群中的唯一 ID，也大大降低 ID 生成数据库操作的负载。
• 批量生成一批 ID。这样可以将数据库的压力减小到先前的 N 分之一，且数据库故障后仍可继续使用一段时间。此种方法详见下面的数据库号段模式介绍。

数据库自增 ID 方案的优势是非常简单，可利用现有数据库系统的功能实现；ID 号单调自增。其缺陷包括强依赖 DB，当 DB 异常时整个系统将处于不可用的状态；ID 号的生成速率取决于所使用数据库的读写性能。

2.3. Redis 生成 ID

当使用数据库来生成 ID 性能不够的时候，可以尝试使用 Redis 来生成 ID。主要使用 Redis 的原子操作 INCR 和 INCRBY 来实现。优势是不依赖于数据库，使用灵活，性能也优于数据库；而缺点则是可能要引入新的组件 Redis，如果 Redis 出现单点故障问题，则会影响序号服务的可用性。

2.4. Zookeeper 生成 ID

主要是利用 Zookeeper 的 znode 数据版本来生成序列号，可以生成 32 位和 64 位的数据版本号，客户端可以使用这个版本号来作为唯一的序列号。由于需要依赖 zookeeper，并且是多步调用 API，如果在竞争较大的情况下，可能需要考虑使用分布式锁，故此种生成唯一 ID 的方法的性能在高并发的分布式环境下不甚理想。

2.5. Snowflake 算法

snowflake(雪花算法)是一个开源的分布式 ID 生成算法，结果是一个 long 型的 ID。snowflake 算法将 64bit 划分为多段，分开来标识机器、时间等信息，具体组成结构如下图所示：

snowflake 算法的核心思想是使用 41bit 作为毫秒数，10bit 作为机器的 ID（比如其中 5 个 bit 可作为数据中心，5 个 bit 作为机器 ID）,12bit 作为毫秒内的流水号（意味着每个节点在每毫秒可以产生 4096 个 ID），最后还有一个符号位，永远是 0。

snowflake 算法可以根据自身业务的需求进行一定的调整。比如估算未来的数据中心个数，每个数据中心内的机器数，以及统一毫秒内的并发数来调整在算法中所需要的 bit 数。

snowflake 算法的优势是稳定性高，不依赖于数据库等第三方系统；使用灵活方便，可以根据业务需求的特性来调整算法中的 bit 位；单机上 ID 单调自增，毫秒数在高位，自增序列在低位，整个 ID 是趋势递增的。而其也存在一定的缺陷，包括强依赖机器时钟，如果机器上时钟回拨，会导致发号重复或者服务处于不可用状态；ID 可能不是全局递增，虽然 ID 在单机上是递增的，但是由于涉及到分布式环境下的每个机器节点上的时钟，可能会出现不是全局递增的场景。

3. 数据库号段模式

3.1. 号段模式介绍

号段模式是当下分布式 ID 生成器的主流实现方式之一，号段模式可以理解成从数据库批量获取 ID，然后将 ID 缓存在本地，以此来提高业务获取 ID 的效率。例如，每次从数据库获取 ID 时，获取一个号段，如(1,1000]，这个范围表示 1000 个 ID，业务应用在请求获取 ID 时，只需要在本地从 1 开始自增并返回，而不用每次去请求数据库，一直到本地自增到 1000 时，才去数据库重新获取新的号段，后续流程循环往复。

3.2. 美团 Leaf-segment 方案

Leaf-segment 号段模式是对直接用数据库自增 ID 充当分布式 ID 的一种优化，减少对数据库的访问频率。相当于每次从数据库批量的获取自增 ID。

Leaf-server 采用了预分发的方式生成 ID，即可以在 DB 之上挂 N 个 Server，每个 Server 启动时，都会去 DB 拿固定长度的 ID List。这样就做到了完全基于分布式的架构，同时因为 ID 是由内存分发，所以也可以做到很高效。接下来是数据持久化问题，Leaf 每次去 DB 拿固定长度的 ID List，然后把最大的 ID 持久化下来，也就是并非每个 ID 都做持久化，仅仅持久化一批 ID 中最大的那一个。其流程如下图所示：

Leaf-server 中缓存的号段耗尽之后再去数据库获取新的号段，可以大大地减轻数据库的压力。对 max_id 字段做一次 update 操作，update max_id = max_id + step，update 成功则说明新号段获取成功，新的号段范围为(max_id, max_id + step]。

为了解决从数据库获取新的号段阻塞业务获取 ID 的流程的问题，Leaf-server 中采用了异步更新的策略，同时通过双 buffer 的方式，如下图所示。通过这样一种机制可以保证无论何时 DB 出现问题，都能有一个 buffer 的号段可以正常对外提供服务，只有 DB 在一个 buffer 的下发周期内恢复，都不会影响这个 Leaf 集群的可用性。

3.3. 滴滴 Tingid 方案

Tinyid 方案是在 Leaf-segment 的算法基础上升级而来，不仅支持了数据库多主节点模式，还提供了 tinyid-client 客户端的接入方式，使用起来更加方便。

Tinyid 会将可用号段加载到内存中，并在内存中生成 ID，可用号段在首次获取 ID 时加载，如当前号段使用达到一定比例时，系统会异步的去加载下一个可用号段，以此保证内存中始终有可用号段，以便在发号服务宕机后一段时间内还有可用 ID。实现原理如下所示：

3.4. 微信序列号生成方案

微信序列号跟用户 uin 绑定，具有以下性质：递增的 64 位整形；使用每个用户独立的 64 位 sequence 的体系，而不是用一个全局的 64 位（或更高位） sequence ，很大原因是全局唯一的 sequence 会有非常严重的申请互斥问题，不容易去实现一个高性能高可靠的架构。其实现方式包含如下两个关键点：

1）步进式持久化：增加一个缓存中间层，内存中缓存最近一个分配出现的 sequence：cur_seq，以及分配上限：max_seq；分配 sequence 时，将 cur_seq++，与分配上限 max_seq 比较，如果 cur_seq > max_seq，将分配上限提升一个步长 max_seq += step，并持久化 max_seq；重启时，读出持久化的 max_seq，赋值给 cur_seq。此种处理方式可以降低持久化的硬盘 IO 次数，可以系统的整体吞吐量。

2）分号段共享存储：引入号段 section 的概念，uin 相邻的一段用户属于一个号段，共享一个 max_seq。该处理方式可以大幅减少 max_seq 数据的大小，同时可以进一步地降低 IO 次数。

微信序列号服务的系统架构图如下图所示：

4. 雪花模式

4.1. 雪花模式介绍

雪花模式实现方式详见上面介绍的 snowflake 算法。

由于雪花算法强依赖于机器时间，如果时间上的时钟发生回拨，则可能引起生成的 id 冲突的问题。解决该问题的方案如下所示：

• 将 ID 生成交给少量服务器，然后关闭这些服务器的时钟回拨能力；
• 当遇到时钟回拨问题时直接报错，交给上层业务来处理；
• 如果回拨时间较短，在耗时要求范围内，比如 5ms，等待回拨时长后在生成 id 返回给业务侧；
• 如果回拨时间很长，无法等待，可以匀出少量位作为回拨位，一旦时间回拨，将回拨位加 1，可得到不一样的 ID，2 位回拨可允许标记三次时钟较长时间的回拨，基本够使用。如果超过回拨次数，可以再选择报错或抛出异常。

4.2. 美团 Leaf-snowflake 方案

Leaf-snowflake 方案沿用 snowflake 方案的 bit 位设计，即”1+41+10+12“的方式组装 ID 号（正数位（占 1 比特）+ 时间戳（占 41 比特）+ 机器 ID（占 5 比特）+ 机房 ID（占 5 比特）+ 自增值（占 12 比特）），如下图所示：

对于 workerID 的分配，当服务集群较小时，通过配置即可；当服务集群较大时，基于 zookeeper 持久顺序节点的特性引入 zookeeper 组件配置 workerID。部署架构如下图所示：

Leaf-snowflake 方案在处理时钟回拨问题的策略如下所示：

1）服务启动时

• 在服务启动时，首先检查自己是否写过 zookeeper leaf_forever 节点；
• 如果写过，则用自身系统时间与 leaf_forever/${self}节点记录时间做比较，若小于则认为机器时间发生了大步长回拨，服务启动失败并告警；
• 如果没有写过，直接创建持久节点 leaf_forever/${self}，并写入自身系统时间；
• 然后取 leaf_temporary 下的所有临时节点(所有运行中的 Leaf-snowflake 节点)的服务 IP：Port，然后通过 RPC 请求得到所有节点的系统时间，计算 sum(time)/nodeSize；
• 如果若 abs( 系统时间-sum(time)/nodeSize ) < 阈值，认为当前系统时间准确，正常启动服务，同时写临时节点 leaf_temporary/${self} 维持租约；否则认为本机系统时间发生大步长偏移，启动失败并报警；
• 每隔一段时间(3s)上报自身系统时间写入 leaf_forever/${self}。

2）服务运行时

• 会检查时钟回拨时间是否小于 5ms，若时钟回拨时间小于等于 5ms，等待时钟回拨时间后，重新产生新的 ID；若时钟回拨时间大于 5ms，直接抛异常给到业务侧。

4.3. 百度 UidGenerator 方案

UidGenerator 方案是基于 snowflake 算法的唯一 ID 生成器。其对雪花算法的 bit 位的分配做了微调，如下图所示：

UidGenerator 方案包含以下两种实现方式：

1）DefaultUidGenerator 实现方式

DefaultUidGenerator 方式的实现要点如下所示：

• delta seconds：在上图中用 28bit 部分表示，指当前时间与 epoch 时间的时间差，单位为秒。epoch 时间指集成 DefaultUidGenerator 生成分布式 ID 服务第一次上线的时间，可配置。
• worker id：在上图中用 22bit 部分表示，在使用 DefaultUidGenerator 方式生成分布式 ID 的实例启动的时候，往 db 中写入一行数据得到的自增 id 值。由于 worker id 默认 22 位，允许集成 DefaultUidGenerator 生成分布式 id 的所有实例的重启次数不超过 4194303 次，否则会抛出异常
• sequence：在上图中用 13bit 部分表示，通过 synchronized 保证线程安全；如果时间有任何的回拨，直接抛出异常；如果当前时间和上一次是同一秒时间，sequence 自增，如果同一秒内自增至超过 2^13-1，自旋等待下一秒；如果是新的一秒，sequence 从 0 开始。

DefaultUidGenerator 方式在出现任何刻度的时钟回拨时都会直接抛异常给到业务层，实现比较简单粗暴。故使用 DefaultUidGenerator 方式生成分布式 ID，需要根据业务情况和特点，调整各个字段占用的位数。

2）CachedUidGenerator 实现方式

CachedUidGenerator 的核心是利用 RingBuffer，本质上是一个数组，数组中每个项被称为 slot。CachedUidGenerator 设计了两个 RingBuffer，一个保存唯一 ID，一个保存 flag。其实现要点如下所示：

• 自增列：UidGenerator 的 workerId 在实例每次重启时初始化，且就是数据库的自增 ID，从而完美的实现每个实例获取到的 workerId 不会有任何冲突。
• RingBuffer：UidGenerator 不再在每次取 ID 时都实时计算分布式 ID，而是利用 RingBuffer 数据结构预先生成若干个分布式 ID 并保存。
• 时间递增：UidGenerator 的时间类型是 AtomicLong，且通过 incrementAndGet()方法获取下一次的时间，从而脱离了对服务器时间的依赖，也就不会有时钟回拨的问题。

4.4. 基于多时间线改进的雪花算法

基于多时间线改进的雪花算法在 snowflake 基础上增加了时间线部分（1~2 位），可同时支持 2~4 条时间线并行。其对雪花算法的 bit 位的分配做了微调，如下图所示：

基于多时间线改进的雪花算法生成 ID 过程如下所示：

• 初始时，所有时间线进度均为基准时间，随机选定一条时间线作为当前时间线；
• 在当前时间线上生成 ID，同时推进当前时间线进度；
• 一旦发生时钟回退，且回退距离小于一定阈值，等待时间推进直到回退前的时间，会到步骤 2 继续生成 ID；
• 如果回退距离大于阈值，暂停当前时间线进度，选择一条合适的时间线（进度<当前时间）并切换到该时间线，回到步骤 2 继续生成 ID。如果找不到合适的时间线，报错返回。

该方案虽然通过设置时间线方式有效解决了时钟回退问题，但是削弱了 snowflake 的趋势递增特性。比较适合对于一些频繁地、小步长的时钟回退情况，即能做到全局唯一，又能很好地兼顾递增趋势。

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最后编辑时间为: 2024/07/28 18:29:01