公告

Redis基础

Redis从入门到精通：初级篇

Redis简介
Redis安装、启动
Redis登录授权
Redis配置文件redis.conf中参数详细的一个解读
Redis性能测试

Redis从入门到精通：中级篇

Redis数据结构String、Hash、List、Set、ZSet及相关操作，提一下Redis在3.2.0之后有新增了一种GEO的数据类型表示地理位置，不过本文这种数据结构略过
Redis其他一些常用命令，分为Key操作与服务器操作
Redis事务机制

待补充

Redis线程模型
Redis的RDB
Redis的AOF
Redis的集群方式

Redis Stream

Redis5.0重量级特性Stream尝鲜

基于 Redis 的 Stream 类型的完美消息队列解决方案

Redis实现消息队列的方案

Redis持久化

RDB

fork子进程，子进程先把内存数据写到临时文件中，然后再用临时文件中的数据同步dump.rdb数据

写时复制技术：fork产生一个和父进程完全相同的子进程，但子进程在此后多会调用exec系统调用，出于系统效率考虑，Linux中引入了写时复制技术

缺点：

最后一起之久化之后的数据有可能丢失
备份时需要占用两倍的硬盘空间

AOF

append only file

优点：

备份机制更稳健，丢失数据的概率比较低
可读日志文件，可以处理误操作

缺点：

比RDB占用更多的磁盘空间
恢复备份速度慢
每次读写都要写同步的话，有一定的性能压力
存在个别bug，造成不能恢复

Redis集群

Redis有三种集群模式，分别是：

主从模式
```
主数据库可以进行读写操作，当读写操作导致数据变化时会自动将数据同步给从数据库
从数据库一般都是只读的，并且接收主数据库同步过来的数据
一个master可以拥有多个slave，但是一个slave只能对应一个master
slave挂了不影响其他slave的读和master的读和写，重新启动后不会自动加入，需要手动加入，加入后会将数据从master同步过来
master挂了以后，不影响slave的读，但redis不再提供写服务，master重启后redis将重新对外提供写服务
master挂了以后，不会在slave节点中重新选一个master
```
实现方式：在从服务器上执行slaveof ip port命令，设置从服务器，配置的ip port则为主服务器的信息。

主从复制相关

主从复制原理：
1. 当从服务器连接到主服务器之后，从服务器向主服务器发送数据同步消息
2. 主服务器接到从服务器的消息同步消息时，把主服务器数据进行持久化，生成rdb文件，并把rdb文件发送到从服务器
3. 从服务器拿到rdb文件之后进行读取
4. 每次主服务器进行写操作之后，会向从服务器同步数据
- 全量同步：从服务器刚加入时的数据同步
- 增量同步：主服务器执行写操作之后的数据同步
薪火相传：

逐级数据同步，在使用slaveof ip port设置从服务器时，第一级从服务器的设置为master，第二级设置为第一级从服务器，依此类推。

反客为主：

主服务器故障后，在从服务器执行slaveof no one，对应的从服务器会转变为主服务器，该方法是手动的，哨兵模式能实现自动的反客为主过程。

Sentinel模式（哨兵模式）

sentinel模式是建立在主从模式的基础上，如果只有一个Redis节点，sentinel就没有任何意义
当master挂了以后，sentinel会在slave中选择一个做为master，并修改它们的配置文件，其他slave的配置文件也会被修改，比如slaveof属性会指向新的master
当master重新启动后，它将不再是master而是做为slave接收新的master的同步数据
sentinel因为也是一个进程有挂掉的可能，所以sentinel也会启动多个形成一个sentinel集群
多sentinel配置的时候，sentinel之间也会自动监控
当主从模式配置密码时，sentinel也会同步将配置信息修改到配置文件中，不需要担心
一个sentinel或sentinel集群可以管理多个主从redis集群，多个sentinel也可以监控同一个redis集群
sentinel最好不要和Redis部署在同一台机器，不然Redis的服务器挂了以后，sentinel也挂了

每个sentinel以每秒钟一次的频率向它所知的master，slave以及其他sentinel实例发送一个PING命令 
如果一个实例距离最后一次有效回复PING命令的时间超过down-after-milliseconds选项所指定的值，则这个实例会被sentinel标记为主观下线。 
如果一个master被标记为主观下线，则正在监视这个master的所有sentinel要以每秒一次的频率确认master的确进入了主观下线状态
当有足够数量的sentinel（大于等于配置文件指定的值）在指定的时间范围内确认master的确进入了主观下线状态，则master会被标记为客观下线 
在一般情况下，每个sentinel会以每10秒一次的频率向它已知的所有master，slave发送INFO命令 
当master被sentinel标记为客观下线时，sentinel向下线的master的所有slave发送INFO命令的频率会从10秒一次改为1秒一次 
若没有足够数量的sentinel同意master已经下线，master的客观下线状态就会被移除；若master重新向sentinel的PING命令返回有效回复，master的主观下线状态就会被移除

当使用sentinel模式的时候，客户端就不要直接连接Redis，而是连接sentinel的ip和port，由sentinel来提供具体的可提供服务的Redis实现，这样当master节点挂掉以后，sentinel就会感知并将新的master节点提供给使用者。

实现方式：在主从模式的基础上进行配置，增加哨兵的配置文件sentinel.conf

sentinel monitor mymaster ip port num # mymaster是为master起的名字，num代表至少有多少个哨兵同意才能进行master的切换

配置项replica-priority，值越小表示优先级越高，在master故障时越可能成为新的master

选择新master的条件：

优先选择replica-pripority最小的
再选择偏移量最大的（偏移量越大获取的master的数据越全）
选择runid最小的

缺陷：复制延迟，所有的写操作都在master上执行，然后同步到slave，从master同步到slave的过程中存在一定的延迟，尤其系统繁忙的情况下，slave数量的增长也会加重该问题。

Cluster模式

sentinel模式基本可以满足一般生产的需求，具备高可用性。但是当数据量过大到一台服务器存放不下的情况时，主从模式或sentinel模式就不能满足需求了，这个时候需要对存储的数据进行分片，将数据存储到多个Redis实例中。cluster模式的出现就是为了解决单机Redis容量有限的问题，将Redis的数据根据一定的规则分配到多台机器。

每个集群中至少需要三个主数据库才能正常运行，新增节点非常方便:
- 防止由脑裂造成的集群不可用；
- 在容错能力相同的情况下，奇数个更节省资源
```
多个redis节点网络互联，数据共享
所有的节点都是一主一从（也可以是一主多从），其中从不提供服务，仅作为备用
不支持同时处理多个key（如MSET/MGET），因为redis需要把key均匀分布在各个节点上，并发量很高的情况下同时创建key-value会降低性能并导致不可预测的行为
支持在线增加、删除节点
客户端可以连接任何一个主节点进行读写
```

Redis集群详解

Cluster模式

集群最核心的功能是数据分区，因此首先介绍数据的分区规则；然后介绍集群实现的细节：通信机制和数据结构；最后以cluster meet(节点握手)、cluster addslots(槽分配)为例，说明节点是如何利用上述数据结构和通信机制实现集群命令的。

数据分区方案

数据分区有顺序分区、哈希分区等，其中哈希分区由于其天然的随机性，使用广泛；集群的分区方案便是哈希分区的一种。

哈希分区的基本思路是：对数据的特征值（如key）进行哈希，然后根据哈希值决定数据落在哪个节点。常见的哈希分区包括：哈希取余分区、一致性哈希分区、带虚拟节点的一致性哈希分区等。

衡量数据分区方法好坏的标准有很多，其中比较重要的两个因素是(1)数据分布是否均匀(2)增加或删减节点对数据分布的影响。由于哈希的随机性，哈希分区基本可以保证数据分布均匀；因此在比较哈希分区方案时，重点要看增减节点对数据分布的影响。

（1）哈希取余分区

哈希取余分区思路非常简单：计算key的hash值，然后对节点数量进行取余，从而决定数据映射到哪个节点上。该方案最大的问题是，当新增或删减节点时，节点数量发生变化，系统中所有的数据都需要重新计算映射关系，引发大规模数据迁移。

（2）一致性哈希分区

一致性哈希算法将整个哈希值空间组织成一个虚拟的圆环，如下图所示，范围为0-2^32-1；对于每个数据，根据key计算hash值，确定数据在环上的位置，然后从此位置沿环顺时针行走，找到的第一台服务器就是其应该映射到的服务器。

与哈希取余分区相比，一致性哈希分区将增减节点的影响限制在相邻节点。以上图为例，如果在node1和node2之间增加node5，则只有node2中的一部分数据会迁移到node5；如果去掉node2，则原node2中的数据只会迁移到node4中，只有node4会受影响。

一致性哈希分区的主要问题在于，当节点数量较少时，增加或删减节点，对单个节点的影响可能很大，造成数据的严重不平衡。还是以上图为例，如果去掉node2，node4中的数据由总数据的1/4左右变为1/2左右，与其他节点相比负载过高。

（3）带虚拟节点的一致性哈希分区

该方案在一致性哈希分区的基础上，引入了虚拟节点的概念。Redis集群使用的便是该方案，其中的虚拟节点称为槽（slot）。槽是介于数据和实际节点之间的虚拟概念；每个实际节点包含一定数量的槽，每个槽包含哈希值在一定范围内的数据。引入槽以后，数据的映射关系由数据hash->实际节点，变成了数据hash->槽->实际节点。

在使用了槽的一致性哈希分区中，槽是数据管理和迁移的基本单位。槽解耦了数据和实际节点之间的关系，增加或删除节点对系统的影响很小。仍以上图为例，系统中有4个实际节点，假设为其分配16个槽(0-15)；槽0-3位于node1，4-7位于node2，以此类推。如果此时删除node2，只需要将槽4-7重新分配即可，例如槽4-5分配给node1，槽6分配给node3，槽7分配给node4；可以看出删除node2后，数据在其他节点的分布仍然较为均衡。

槽的数量一般远小于2^32，远大于实际节点的数量；在Redis集群中，槽的数量为16384。

下面这张图很好的总结了Redis集群将数据映射到实际节点的过程：

（1）Redis对数据的特征值（一般是key）计算哈希值，使用的算法是CRC16。

（2）根据哈希值，计算数据属于哪个槽。

（3）根据槽与节点的映射关系，计算数据属于哪个节点。

节点通信机制

集群要作为一个整体工作，离不开节点之间的通信。

两个端口

在哨兵系统中，节点分为数据节点和哨兵节点：前者存储数据，后者实现额外的控制功能。在集群中，没有数据节点与非数据节点之分：所有的节点都存储数据，也都参与集群状态的维护。为此，集群中的每个节点，都提供了两个TCP端口：

普通端口：普通端口主要用于为客户端提供服务（与单机节点类似）；但在节点间数据迁移时也会使用。
集群端口：端口号是普通端口+10000（10000是固定值，无法改变）。集群端口只用于节点之间的通信，如搭建集群、增减节点、故障转移等操作时节点间的通信；不要使用客户端连接集群接口。为了保证集群可以正常工作，在配置防火墙时，要同时开启普通端口和集群端口。

Gossip协议

节点间通信，按照通信协议可以分为几种类型：单对单、广播、Gossip协议等。重点是广播和Gossip的对比。

广播是指向集群内所有节点发送消息；优点是集群的收敛速度快(集群收敛是指集群内所有节点获得的集群信息是一致的)，缺点是每条消息都要发送给所有节点，CPU、带宽等消耗较大。
Gossip协议的特点是：在节点数量有限的网络中，每个节点都“随机”的与部分节点通信（并不是真正的随机，而是根据特定的规则选择通信的节点），经过一番杂乱无章的通信，每个节点的状态很快会达到一致。Gossip协议的优点有负载(比广播)低、去中心化、容错性高(因为通信有冗余)等；缺点主要是集群的收敛速度慢。

消息类型

集群中的节点采用固定频率（每秒10次）的定时任务进行通信相关的工作：判断是否需要发送消息及消息类型、确定接收节点、发送消息等。如果集群状态发生了变化，如增减节点、槽状态变更，通过节点间的通信，所有节点会很快得知整个集群的状态，使集群收敛。

节点间发送的消息主要分为5种：meet消息、ping消息、pong消息、fail消息、publish消息。不同的消息类型，通信协议、发送的频率和时机、接收节点的选择等是不同的。

MEET消息：在节点握手阶段，当节点收到客户端的CLUSTER MEET命令时，会向新加入的节点发送MEET消息，请求新节点加入到当前集群；新节点收到MEET消息后会回复一个PONG消息。
PING消息：集群里每个节点每秒钟会选择部分节点发送PING消息，接收者收到消息后会回复一个PONG消息。PING消息的内容是自身节点和部分其他节点的状态信息；作用是彼此交换信息，以及检测节点是否在线。PING消息使用Gossip协议发送，接收节点的选择兼顾了收敛速度和带宽成本，具体规则如下：
- 随机找5个节点，在其中选择最久没有通信的1个节点
- 扫描节点列表，选择最近一次收到PONG消息时间大于cluster_node_timeout/2的所有节点，防止这些节点长时间未更新
PONG消息：PONG消息封装了自身状态数据。可以分为两种:
- 在接到MEET/PING消息后回复的PONG消息
- 节点向集群广播PONG消息，这样其他节点可以获知该节点的最新信息，例如故障恢复后新的主节点会广播PONG消息。
FAIL消息：当一个主节点判断另一个主节点进入FAIL状态时，会向集群广播这一FAIL消息；接收节点会将这一FAIL消息保存起来，便于后续的判断。
PUBLISH消息：节点收到PUBLISH命令后，会先执行该命令，然后向集群广播这一消息，接收节点也会执行该PUBLISH命令。

数据结构

节点需要专门的数据结构来存储集群的状态。所谓集群的状态，是一个比较大的概念，包括：集群是否处于上线状态、集群中有哪些节点、节点是否可达、节点的主从状态、槽的分布……

节点为了存储集群状态而提供的数据结构中，最关键的是clusterNode和clusterState结构：前者记录了一个节点的状态，后者记录了集群作为一个整体的状态。

clusterNode

clusterNode结构保存了一个节点的当前状态，包括创建时间、节点id、ip和端口号等。每个节点都会用一个clusterNode结构记录自己的状态，并为集群内所有其他节点都创建一个clusterNode结构来记录节点状态。

下面列举了clusterNode的部分字段，并说明了字段的含义和作用：

typedef struct clusterNode {
    //节点创建时间
    mstime_t ctime;
    //节点id
    char name[REDIS_CLUSTER_NAMELEN];
    //节点的ip和端口号
    char ip[REDIS_IP_STR_LEN];
    int port;
    //节点标识：整型，每个bit都代表了不同状态，如节点的主从状态、是否在线、是否在握手等
    int flags;
    //配置纪元：故障转移时起作用，类似于哨兵的配置纪元
    uint64_t configEpoch;
    //槽在该节点中的分布：占用16384/8个字节，16384个比特；每个比特对应一个槽：比特值为1，则该比特对应的槽在节点中；比特值为0，则该比特对应的槽不在节点中
    unsigned char slots[16384/8];
    //节点中槽的数量
    int numslots;
    
    ...

} clusterNode;

除了上述字段，clusterNode还包含节点连接、主从复制、故障发现和转移需要的信息等。

clusterState

clusterState结构保存了在当前节点视角下，集群所处的状态。主要字段包括：

typedef struct clusterState {
    //自身节点
    clusterNode *myself;
    //配置纪元
    uint64_t currentEpoch;
    //集群状态：在线还是下线
    int state;
    //集群中至少包含一个槽的节点数量
    int size;
    //哈希表，节点名称->clusterNode节点指针
    dict *nodes;
    //槽分布信息：数组的每个元素都是一个指向clusterNode结构的指针；如果槽还没有分配给任何节点，则为NULL
    clusterNode *slots[16384];
    
    ...
        
} clusterState;

除此之外，clusterState还包括故障转移、槽迁移等需要的信息。

集群命令的实现

这一部分将以cluster meet(节点握手)、cluster addslots(槽分配)为例，说明节点是如何利用上述数据结构和通信机制实现集群命令的。

cluster meet

假设要向A节点发送cluster meet命令，将B节点加入到A所在的集群，则A节点收到命令后，执行的操作如下：

A为B创建一个clusterNode结构，并将其添加到clusterState的nodes字典中
A向B发送MEET消息
B收到MEET消息后，会为A创建一个clusterNode结构，并将其添加到clusterState的nodes字典中
B回复A一个PONG消息
A收到B的PONG消息后，便知道B已经成功接收自己的MEET消息
然后，A向B返回一个PING消息
B收到A的PING消息后，便知道A已经成功接收自己的PONG消息，握手完成
之后，A通过Gossip协议将B的信息广播给集群内其他节点，其他节点也会与B握手；一段时间后，集群收敛，B成为集群内的一个普通节点

通过上述过程可以发现，集群中两个节点的握手过程与TCP类似，都是三次握手：A向B发送MEET；B向A发送PONG；A向B发送PING。

cluster addslots

集群中槽的分配信息，存储在clusterNode的slots数组和clusterState的slots数组中，两个数组的结构前面已做介绍；二者的区别在于：前者存储的是该节点中分配了哪些槽，后者存储的是集群中所有槽分别分布在哪个节点。

cluster addslots命令接收一个槽或多个槽作为参数，例如在A节点上执行cluster addslots {0..10}命令，是将编号为0-10的槽分配给A节点，具体执行过程如下：

遍历输入槽，检查它们是否都没有分配，如果有一个槽已分配，命令执行失败；方法是检查输入槽在clusterState.slots[]中对应的值是否为NULL。
遍历输入槽，将其分配给节点A；方法是修改clusterNode.slots[]中对应的比特为1，以及clusterState.slots[]中对应的指针指向A节点
A节点执行完成后，通过节点通信机制通知其他节点，所有节点都会知道0-10的槽分配给了A节点

客户端访问集群

在集群中，数据分布在不同的节点中，客户端通过某节点访问数据时，数据可能不在该节点中；下面介绍集群是如何处理这个问题的。

redis-cli

当节点收到redis-cli发来的命令(如set/get)时，过程如下：

计算key属于哪个槽：CRC16(key) & 16383

集群提供的cluster keyslot命令也是使用上述公式实现，如：

判断key所在的槽是否在当前节点：假设key位于第i个槽，clusterState.slots[i]则指向了槽所在的节点，如果clusterState.slots[i]==clusterState.myself，说明槽在当前节点，可以直接在当前节点执行命令；否则，说明槽不在当前节点，则查询槽所在节点的地址(clusterState.slots[i].ip/port)，并将其包装到MOVED错误中返回给redis-cli。
redis-cli收到MOVED错误后，根据返回的ip和port重新发送请求。

下面的例子展示了redis-cli和集群的互动过程：在7000节点中操作key1，但key1所在的槽9189在节点7001中，因此节点返回MOVED错误(包含7001节点的ip和port)给redis-cli，redis-cli重新向7001发起请求。

上例中，redis-cli通过-c指定了集群模式，如果没有指定，redis-cli无法处理MOVED错误：

Smart客户端

redis-cli这一类客户端称为Dummy客户端，因为它们在执行命令前不知道数据在哪个节点，需要借助MOVED错误重新定向。与Dummy客户端相对应的是Smart客户端。

Smart客户端（以Java的JedisCluster为例）的基本原理：

JedisCluster初始化时，在内部维护slot->node的缓存，方法是连接任一节点，执行cluster slots命令，该命令返回如下所示：

此外，JedisCluster为每个节点创建连接池(即JedisPool)。
当执行命令时，JedisCluster根据key->slot->node选择需要连接的节点，发送命令。如果成功，则命令执行完毕。如果执行失败，则会随机选择其他节点进行重试，并在出现MOVED错误时，使用cluster slots重新同步slot->node的映射关系。

下面代码演示了如何使用JedisCluster访问集群(未考虑资源释放、异常处理等)：

public static void test() {
   Set<HostAndPort> nodes = new HashSet<>();
   nodes.add(new HostAndPort("192.168.72.128", 7000));
   nodes.add(new HostAndPort("192.168.72.128", 7001));
   nodes.add(new HostAndPort("192.168.72.128", 7002));
   nodes.add(new HostAndPort("192.168.72.128", 8000));
   nodes.add(new HostAndPort("192.168.72.128", 8001));
   nodes.add(new HostAndPort("192.168.72.128", 8002));
   JedisCluster cluster = new JedisCluster(nodes);
   System.out.println(cluster.get("key1"));
   cluster.close();
}

注意事项如下：

JedisCluster中已经包含所有节点的连接池，因此JedisCluster要使用单例。
客户端维护了slot->node映射关系以及为每个节点创建了连接池，当节点数量较多时，应注意客户端内存资源和连接资源的消耗。
Jedis较新版本针对JedisCluster做了一些性能方面的优化，如cluster slots缓存更新和锁阻塞等方面的优化，应尽量使用2.8.2及以上版本的Jedis。

Redis底层实现

单线程模式

底层数据结构

Redis常见问题

缓存穿透

一般是因为黑客攻击，导致redis缓存的命中率下降，从而导致数据库的发昂问量激增。

常见解决方案：

对空值缓存：如果一个查询返回的数据为空（不管数据是否存在），仍然对这个空值进行缓存，设置的过期时间相对较短，最长不超过五分钟
设置可访问的白名单：使用bitmaps类型定义一个可以访问的白名单，名单id作为bitmaps的偏移量，每次访问和bitmaps里面的id进行比较，如果id不在bitmaps里面，进行拦截，不允许访问
采用布隆过滤器：布隆过滤器1970年由布隆提出，实际上是一个很长的二进制向量（位图）和一系列的随机映射函数（哈希函数）。底层原来与bitmaps类似，做了优化。
进行实施监控