讀一個軟件的源碼，首先要弄懂軟件是用作干什麼的，那memcached和redis是干啥的？眾所周知，數據一般會放在數據庫中，但是查詢數據會相對比較慢，特別是用戶很多時，頻繁的查詢，需要耗費大量的時間。怎麼辦呢？數據放在哪裡查詢快？那肯定是內存中。memcached和redis就是將數據存儲在內存中，按照key-value的方式查詢，可以大幅度提高效率。所以一般它們都用做緩存服務器，緩存常用的數據，需要查詢的時候，直接從它們那兒獲取，減少查詢數據庫的次數，提高查詢效率。
二. 服務方式memcached和redis怎麼提供服務呢？它們是獨立的進程，需要的話，還可以讓他們變成daemon進程，所以我們的用戶進程要使用memcached和redis的服務的話，就需要進程間通信了。考慮到用戶進程和memcached和redis不一定在同一台機器上，所以還需要支持網絡間通信。因此，memcached和redis自己本身就是網絡服務器，用戶進程通過與他們通過網絡來傳輸數據，顯然最簡單和最常用的就是使用tcp連接了。另外，memcached和redis都支持udp協議。而且當用戶進程和memcached和redis在同一機器時，還可以使用unix域套接字通信。
三. 事件模型下面開始講他們具體是怎麼實現的了。首先來看一下它們的事件模型。
自從epoll出來以後，幾乎所有的網絡服務器全都拋棄select和poll，換成了epoll。redis也一樣，只不多它還提供對select和poll的支持，可以自己配置使用哪一個，但是一般都是用epoll。另外針對BSD，還支持使用kqueue。而memcached是基於libevent的，不過libevent底層也是使用epoll的，所以可以認為它們都是使用epoll。epoll的特性這裡就不介紹了，網上介紹文章很多。
它們都使用epoll來做事件循環，不過redis是單線程的服務器（redis也是多線程的，只不過除了主線程以外，其他線程沒有event loop，只是會進行一些後台存儲工作），而memcached是多線程的。 redis的事件模型很簡單，只有一個event loop，是簡單的reactor實現。不過redis事件模型中有一個亮點，我們知道epoll是針對fd的，它返回的就緒事件也是只有fd，redis裡面的fd就是服務器與客戶端連接的socket的fd，但是處理的時候，需要根據這個fd找到具體的客戶端的信息，怎麼找呢？通常的處理方式就是用紅黑樹將fd與客戶端信息保存起來，通過fd查找，效率是lgn。
不過redis比較特殊，redis的客戶端的數量上限可以設置，即可以知道同一時刻，redis所打開的fd的上限，而我們知道，進程的fd在同一時刻是不會重復的（fd只有關閉後才能復用），所以redis使用一個數組，將fd作為數組的下標，數組的元素就是客戶端的信息，這樣，直接通過fd就能定位客戶端信息，查找效率是O(1)，還省去了復雜的紅黑樹的實現（我曾經用c寫一個網絡服務器，就因為要保持fd和connect對應關系，不想自己寫紅黑樹，然後用了STL裡面的set，導致項目變成了c++的，最後項目使用g++編譯，這事我不說誰知道？）。顯然這種方式只能針對connection數量上限已確定，並且不是太大的網絡服務器，像nginx這種http服務器就不適用，nginx就是自己寫了紅黑樹。
而memcached是多線程的，使用master-worker的方式，主線程監聽端口，建立連接，然後順序分配給各個工作線程。每一個從線程都有一個event loop，它們服務不同的客戶端。master線程和worker線程之間使用管道通信，每一個工作線程都會創建一個管道，然後保存寫端和讀端，並且將讀端加入event loop，監聽可讀事件。同時，每個從線程都有一個就緒連接隊列，主線程連接連接後，將連接的item放入這個隊列，然後往該線程的管道的寫端寫入一個connect命令，這樣event loop中加入的管道讀端就會就緒，從線程讀取命令，解析命令發現是有連接，然後就會去自己的就緒隊列中獲取連接，並進行處理。多線程的優勢就是可以充分發揮多核的優勢，不過編寫程序麻煩一點，memcached裡面就有各種鎖和條件變量來進行線程同步。
四. 內存分配memcached和redis的核心任務都是在內存中操作數據，內存管理自然是核心的內容。
首先看看他們的內存分配方式。memcached是有自己得內存池的，即預先分配一大塊內存，然後接下來分配內存就從內存池中分配，這樣可以減少內存分配的次數，提高效率，這也是大部分網絡服務器的實現方式，只不過各個內存池的管理方式根據具體情況而不同。而redis沒有自己得內存池，而是直接使用時分配，即什麼時候需要什麼時候分配，內存管理的事交給內核，自己只負責取和釋放（redis既是單線程，又沒有自己的內存池，是不是感覺實現的太簡單了？那是因為它的重點都放在數據庫模塊了）。不過redis支持使用tcmalloc來替換glibc的malloc，前者是google的產品，比glibc的malloc快。
由於redis沒有自己的內存池，所以內存申請和釋放的管理就簡單很多，直接malloc和free即可，十分方便。而memcached是支持內存池的，所以內存申請是從內存池中獲取，而free也是還給內存池，所以需要很多額外的管理操作，實現起來麻煩很多，具體的會在後面memcached的slab機制講解中分析。
五. 數據庫實現接下來看看他們的最核心內容，各自數據庫的實現。
1. memcached數據庫實現memcached只支持key-value，即只能一個key對於一個value。它的數據在內存中也是這樣以key-value對的方式存儲，它使用slab機制。
首先看memcached是如何存儲數據的，即存儲key-value對。如下圖，每一個key-value對都存儲在一個item結構中，包含了相關的屬性和key和value的值。
item是保存key-value對的，當item多的時候，怎麼查找特定的item是個問題。所以memcached維護了一個hash表，它用於快速查找item。hash表適用開鏈法（與redis一樣）解決鍵的沖突，每一個hash表的桶裡面存儲了一個鏈表，鏈表節點就是item的指針，如上圖中的h_next就是指桶裡面的鏈表的下一個節點。
hash表支持擴容（item的數量是桶的數量的1.5以上時擴容），有一個primary_hashtable，還有一個old_hashtable，其中正常適用primary_hashtable，但是擴容的時候，將old_hashtable = primary_hashtable，然後primary_hashtable設置為新申請的hash表（桶的數量乘以2），然後依次將old_hashtable 裡面的數據往新的hash表裡面移動，並用一個變量expand_bucket記錄以及移動了多少個桶，移動完成後，再free原來的old_hashtable 即可（redis也是有兩個hash表，也是移動，不過不是後台線程完成，而是每次移動一個桶）。
擴容的操作，專門有一個後台擴容的線程來完成，需要擴容的時候，使用條件變量通知它，完成擴容後，它又考試阻塞等待擴容的條件變量。這樣在擴容的時候，查找一個item可能會在primary_hashtable和old_hashtable的任意一個中，需要根據比較它的桶的位置和expand_bucket的大小來比較確定它在哪個表裡。
item是從哪裡分配的呢？從slab中。如下圖，memcached有很多slabclass，它們管理slab，每一個slab其實是trunk的集合，真正的item是在trunk中分配的，一個trunk分配一個item。一個slab中的trunk的大小一樣，不同的slab，trunk的大小按比例遞增，需要新申請一個item的時候，根據它的大小來選擇trunk，規則是比它大的最小的那個trunk。這樣，不同大小的item就分配在不同的slab中，歸不同的slabclass管理。 這樣的缺點是會有部分內存浪費，因為一個trunk可能比item大，如圖2，分配100B的item的時候，選擇112的trunk，但是會有12B的浪費，這部分內存資源沒有使用。
如上圖，整個構造就是這樣，slabclass管理slab，一個slabclass有一個slab_list，可以管理多個slab，同一個slabclass中的slab的trunk大小都一樣。slabclass有一個指針slot，保存了未分配的item已經被free掉的item（不是真的free內存，只是不用了而已），有item不用的時候，就放入slot的頭部，這樣每次需要在當前slab中分配item的時候，直接取slot取即可，不用管item是未分配過的還是被釋放掉的。
然後，每一個slabclass對應一個鏈表，有head數組和tail數組，它們分別保存了鏈表的頭節點和尾節點。鏈表中的節點就是改slabclass所分配的item，新分配的放在頭部，鏈表越往後的item，表示它已經很久沒有被使用了。當slabclass的內存不足，需要刪除一些過期item的時候，就可以從鏈表的尾部開始刪除，沒錯，這個鏈表就是為了實現LRU。光靠它還不行，因為鏈表的查詢是O（n）的，所以定位item的時候，使用hash表，這已經有了，所有分配的item已經在hash表中了，所以，hash用於查找item，然後鏈表有用存儲item的最近使用順序，這也是lru的標准實現方法。
每次需要新分配item的時候，找到slabclass對於的鏈表，從尾部往前找，看item是否已經過期，過期的話，直接就用這個過期的item當做新的item。沒有過期的，則需要從slab中分配trunk，如果slab用完了，則需要往slabclass中添加slab了。
memcached支持設置過期時間，即expire time，但是內部並不定期檢查數據是否過期，而是客戶進程使用該數據的時候，memcached會檢查expire time，如果過期，直接返回錯誤。這樣的優點是，不需要額外的cpu來進行expire time的檢查，缺點是有可能過期數據很久不被使用，則一直沒有被釋放，占用內存。
memcached是多線程的，而且只維護了一個數據庫，所以可能有多個客戶進程操作同一個數據，這就有可能產生問題。比如，A已經把數據更改了，然後B也更改了改數據，那麼A的操作就被覆蓋了，而可能A不知道，A任務數據現在的狀態時他改完後的那個值，這樣就可能產生問題。為了解決這個問題，memcached使用了CAS協議，簡單說就是item保存一個64位的unsigned int值，標記數據的版本，每更新一次（數據值有修改），版本號增加，然後每次對數據進行更改操作，需要比對客戶進程傳來的版本號和服務器這邊item的版本號是否一致，一致則可進行更改操作，否則提示髒數據。
以上就是memcached如何實現一個key-value的數據庫的介紹。
2. redis數據庫實現首先redis數據庫的功能強大一些，因為不像memcached只支持保存字符串，redis支持string， list， set，sorted set，hash table 5種數據結構。例如存儲一個人的信息就可以使用hash table，用人的名字做key，然後name super， age 24， 通過key 和 name，就可以取到名字super，或者通過key和age，就可以取到年齡24。這樣，當只需要取得age的時候，不需要把人的整個信息取回來，然後從裡面找age，直接獲取age即可，高效方便。
為了實現這些數據結構，redis定義了抽象的對象redis object，如下圖。每一個對象有類型，一共5種：字符串，鏈表，集合，有序集合，哈希表。
同時，為了提高效率，redis為每種類型准備了多種實現方式，根據特定的場景來選擇合適的實現方式，encoding就是表示對象的實現方式的。然後還有記錄了對象的lru，即上次被訪問的時間，同時在redis 服務器中會記錄一個當前的時間（近似值，因為這個時間只是每隔一定時間，服務器進行自動維護的時候才更新），它們兩個只差就可以計算出對象多久沒有被訪問了。
然後redis object中還有引用計數，這是為了共享對象，然後確定對象的刪除時間用的。最後使用一個void*指針來指向對象的真正內容。正式由於使用了抽象redis object，使得數據庫操作數據時方便很多，全部統一使用redis object對象即可，需要區分對象類型的時候，再根據type來判斷。而且正式由於采用了這種面向對象的方法，讓redis的代碼看起來很像c++代碼，其實全是用c寫的。
//#define REDIS_STRING 0 // 字符串類型//#define REDIS_LIST 1 // 鏈表類型//#define REDIS_SET 2 // 集合類型(無序的)，可以求差集，並集等//#define REDIS_ZSET 3 // 有序的集合類型//#define REDIS_HASH 4 // 哈希類型//#define REDIS_ENCODING_RAW 0 /* Raw representation */ //raw 未加工//#define REDIS_ENCODING_INT 1 /* Encoded as integer *///#define REDIS_ENCODING_HT 2 /* Encoded as hash table *///#define REDIS_ENCODING_ZIPMAP 3 /* Encoded as zipmap *///#define REDIS_ENCODING_LINKEDLIST 4 /* Encoded as regular linked list *///#define REDIS_ENCODING_ZIPLIST 5 /* Encoded as ziplist *///#define REDIS_ENCODING_INTSET 6 /* Encoded as intset *///#define REDIS_ENCODING_SKIPLIST 7 /* Encoded as skiplist *///#define REDIS_ENCODING_EMBSTR 8 /* Embedded sds string encoding */typedef struct redisObject { unsigned type:4; // 對象的類型，包括 /* Object types */ unsigned encoding:4; // 底部為了節省空間，一種type的數據， // 可 以采用不同的存儲方式 unsigned lru:REDIS_LRU_BITS; /* lru time (relative to server.lruclock) */ int refcount; // 引用計數 void *ptr;} robj;說到底redis還是一個key-value的數據庫，不管它支持多少種數據結構，最終存儲的還是以key-value的方式，只不過value可以是鏈表，set，sorted set，hash table等。和memcached一樣，所有的key都是string，而set，sorted set，hash table等具體存儲的時候也用到了string。 而c沒有現成的string，所以redis的首要任務就是實現一個string，取名叫sds（simple dynamic string），如下的代碼， 非常簡單的一個結構體，len存儲改string的內存總長度，free表示還有多少字節沒有使用，而buf存儲具體的數據，顯然len-free就是目前字符串的長度。
struct sdshdr { int len; int free; char buf[];};字符串解決了，所有的key都存成sds就行了，那麼key和value怎麼關聯呢？key-value的格式在腳本語言中很好處理，直接使用字典即可，C沒有字典，怎麼辦呢？自己寫一個呗（redis十分熱衷於造輪子）。看下面的代碼，privdata存額外信息，用的很少，至少我們發現。 dictht是具體的哈希表，一個dict對應兩張哈希表，這是為了擴容（包括rehashidx也是為了擴容）。dictType存儲了哈希表的屬性。redis還為dict實現了迭代器（所以說看起來像c++代碼）。
哈希表的具體實現是和mc類似的做法，也是使用開鏈法來解決沖突，不過裡面用到了一些小技巧。比如使用dictType存儲函數指針，可以動態配置桶裡面元素的操作方法。又比如dictht中保存的sizemask取size（桶的數量）-1，用它與key做&操作來代替取余運算，加快速度等等。總的來看，dict裡面有兩個哈希表，每個哈希表的桶裡面存儲dictEntry鏈表，dictEntry存儲具體的key和value。
前面說過，一個dict對於兩個dictht，是為了擴容（其實還有縮容）。正常的時候，dict只使用dictht[0]，當dict[0]中已有entry的數量與桶的數量達到一定的比例後，就會觸發擴容和縮容操作，我們統稱為rehash，這時，為dictht[1]申請rehash後的大小的內存，然後把dictht[0]裡的數據往dictht[1]裡面移動，並用rehashidx記錄當前已經移動萬的桶的數量，當所有桶都移完後，rehash完成，這時將dictht[1]變成dictht[0], 將原來的dictht[0]變成dictht[1]，並變為null即可。不同於memcached，這裡不用開一個後台線程來做，而是就在event loop中完成，並且rehash不是一次性完成，而是分成多次，每次用戶操作dict之前，redis移動一個桶的數據，直到rehash完成。這樣就把移動分成多個小移動完成，把rehash的時間開銷均分到用戶每個操作上，這樣避免了用戶一個請求導致rehash的時候，需要等待很長時間，直到rehash完成才有返回的情況。不過在rehash期間，每個操作都變慢了點，而且用戶還不知道redis在他的請求中間添加了移動數據的操作，感覺redis太賤了 :-D
typedef struct dict { dictType *type; // 哈希表的相關屬性 void *privdata; // 額外信息 dictht ht[2]; // 兩張哈希表，分主和副，用於擴容 int rehashidx; /* rehashing not in progress if rehashidx == -1 */ // 記錄當前數據遷移的位置，在擴容的時候用的 int iterators; /* number of iterators currently running */ // 目前存在的迭代器的數量} dict;typedef struct dictht { dictEntry **table; // dictEntry是item，多個item組成hash桶裡面的鏈表，table則是多個鏈表頭指針組成的數組的指針 unsigned long size; // 這個就是桶的數量 // sizemask取size - 1, 然後一個數據來的時候，通過計算出的hashkey, 讓hashkey & sizemask來確定它要放的桶的位置 // 當size取2^n的時候，sizemask就是1...111，這樣就和hashkey % size有一樣的效果，但是使用&會快很多。這就是原因 unsigned long sizemask; unsigned long used; // 已經數值的dictEntry數量} dictht;typedef struct dictType { unsigned int (*hashFunction)(const void *key); // hash的方法 void *(*keyDup)(void *privdata, const void *key); // key的復制方法 void *(*valDup)(void *privdata, const void *obj); // value的復制方法 int (*keyCompare)(void *privdata, const void *key1, const void *key2); // key之間的比較 void (*keyDestructor)(void *privdata, void *key); // key的析構 void (*valDestructor)(void *privdata, void *obj); // value的析構} dictType;typedef struct dictEntry { void *key; union { void *val; uint64_t u64; int64_t s64; } v; struct dictEntry *next;} dictEntry;有了dict，數據庫就好實現了。所有數據讀存儲在dict中，key存儲成dictEntry中的key（string），用void* 指向一個redis object，它可以是5種類型中的任何一種。如下圖，結構構造是這樣，不過這個圖已經過時了，有一些與redis3.0不符合的地方。
5中type的對象，每一個都至少有兩種底層實現方式。string有3種：REDIS_ENCODING_RAW, REDIS_ENCIDING_INT, REDIS_ENCODING_EMBSTR， list有：普通雙向鏈表和壓縮鏈表，壓縮鏈表簡單的說，就是講數組改造成鏈表，連續的空間，然後通過存儲字符串的大小信息來模擬鏈表，相對普通鏈表來說可以節省空間，不過有副作用，由於是連續的空間，所以改變內存大小的時候，需要重新分配，並且由於保存了字符串的字節大小，所有有可能引起連續更新（具體實現請詳細看代碼）。set有dict和intset（全是整數的時候使用它來存儲）， sorted set有：skiplist和ziplist， hashtable實現有壓縮列表和dict和ziplist。skiplist就是跳表，它有接近於紅黑樹的效率，但是實現起來比紅黑樹簡單很多，所以被采用（奇怪，這裡又不造輪子了，難道因為這個輪子有點難？）。
hash table可以使用dict實現，則改dict中，每個dictentry中key保存了key（這是哈希表中的鍵值對的key），而value則保存了value，它們都是string。 而set中的dict，每個dictentry中key保存了set中具體的一個元素的值，value則為null。圖中的zset（有序集合）有誤，zset使用skiplist和ziplist實現，首先skiplist很好理解，就把它當做紅黑樹的替代品就行，和紅黑樹一樣，它也可以排序。
怎麼用ziplist存儲zset呢？首先在zset中，每個set中的元素都有一個分值score，用它來排序。所以在ziplist中，按照分值大小，先存元素，再存它的score，再存下一個元素，然後score。這樣連續存儲，所以插入或者刪除的時候，都需要重新分配內存。所以當元素超過一定數量，或者某個元素的字符數超過一定數量，redis就會選擇使用skiplist來實現zset（如果當前使用的是ziplist，會將這個ziplist中的數據取出，存入一個新的skiplist，然後刪除改ziplist，這就是底層實現轉換，其余類型的redis object也是可以轉換的）。
另外，ziplist如何實現hashtable呢？其實也很簡單，就是存儲一個key，存儲一個value，再存儲一個key，再存儲一個value。還是順序存儲，與zset實現類似，所以當元素超過一定數量，或者某個元素的字符數超過一定數量時，就會轉換成hashtable來實現。各種底層實現方式是可以轉換的，redis可以根據情況選擇最合適的實現方式，這也是這樣使用類似面向對象的實現方式的好處。
需要指出的是，使用skiplist來實現zset的時候，其實還用了一個dict，這個dict存儲一樣的鍵值對。為什麼呢？因為skiplist的查找只是lgn的（可能變成n），而dict可以到O(1)， 所以使用一個dict來加速查找，由於skiplist和dict可以指向同一個redis object，所以不會浪費太多內存。另外使用ziplist實現zset的時候，為什麼不用dict來加速查找呢？因為ziplist支持的元素個數很少（個數多時就轉換成skiplist了），順序遍歷也很快，所以不用dict了。
這樣看來，上面的dict，dictType，dictHt，dictEntry，redis object都是很有考量的，它們配合實現了一個具有面向對象色彩的靈活、高效數據庫。不得不說，redis數據庫的設計還是很厲害的。
與memcached不同的是，redis的數據庫不止一個，默認就有16個，編號0-15。客戶可以選擇使用哪一個數據庫，默認使用0號數據庫。 不同的數據庫數據不共享，即在不同的數據庫中可以存在同樣的key，但是在同一個數據庫中，key必須是唯一的。
redis也支持expire time的設置，我們看上面的redis object，裡面沒有保存expire的字段，那redis怎麼記錄數據的expire time呢？ redis是為每個數據庫又增加了一個dict，這個dict叫expire dict，它裡面的dict entry裡面的key就是數對的key，而value全是數據為64位int的redis object，這個int就是expire time。這樣，判斷一個key是否過期的時候，去expire dict裡面找到它，取出expire time比對當前時間即可。為什麼這樣做呢？ 因為並不是所有的key都會設置過期時間，所以，對於不設置expire time的key來說，保存一個expire time會浪費空間，而是用expire dict來單獨保存的話，可以根據需要靈活使用內存（檢測到key過期時，會把它從expire dict中刪除）。
redis的expire 機制是怎樣的呢？ 與memcahed類似，redis也是惰性刪除，即要用到數據時，先檢查key是否過期，過期則刪除，然後返回錯誤。單純的靠惰性刪除，上面說過可能會導致內存浪費，所以redis也有補充方案，redis裡面有個定時執行的函數，叫servercron，它是維護服務器的函數，在它裡面，會對過期數據進行刪除，注意不是全刪，而是在一定的時間內，對每個數據庫的expire dict裡面的數據隨機選取出來，如果過期，則刪除，否則再選，直到規定的時間到。即隨機選取過期的數據刪除，這個操作的時間分兩種，一種較長，一種較短，一般執行短時間的刪除，每隔一定的時間，執行一次長時間的刪除。這樣可以有效的緩解光采用惰性刪除而導致的內存浪費問題。
以上就是redis的數據的實現，與memcached不同，redis還支持數據持久化，這個下面介紹。
3.redis數據庫持久化redis和memcached的最大不同，就是redis支持數據持久化，這也是很多人選擇使用redis而不是memcached的最大原因。 redis的持久化，分為兩種策略，用戶可以配置使用不同的策略。
3.1 RDB持久化
用戶執行save或者bgsave的時候，就會觸發RDB持久化操作。RDB持久化操作的核心思想就是把數據庫原封不動的保存在文件裡。
那如何存儲呢？如下圖， 首先存儲一個REDIS字符串，起到驗證的作用，表示是RDB文件，然後保存redis的版本信息，然後是具體的數據庫，然後存儲結束符EOF，最後用檢驗和。關鍵就是databases，看它的名字也知道，它存儲了多個數據庫，數據庫按照編號順序存儲，0號數據庫存儲完了，才輪到1，然後是2, 一直到最後一個數據庫。
每一個數據庫存儲方式如下，首先一個1字節的常量SELECTDB，表示切換db了，然後下一個接上數據庫的編號，它的長度是可變的，然後接下來就是具體的key-value對的數據了。
int rdbSaveKeyValuePair(rio *rdb, robj *key, robj *val, long long expiretime, long long now){ /* Save the expire time */ if (expiretime != -1) { /* If this key is already expired skip it */ if (expiretime < now) return 0; if (rdbSaveType(rdb,REDIS_RDB_OPCODE_EXPIRETIME_MS) == -1) return -1; if (rdbSaveMillisecondTime(rdb,expiretime) == -1) return -1; } /* Save type, key, value */ if (rdbSaveObjectType(rdb,val) == -1) return -1; if (rdbSaveStringObject(rdb,key) == -1) return -1; if (rdbSaveObject(rdb,val) == -1) return -1; return 1;}由上面的代碼也可以看出，存儲的時候，先檢查expire time，如果已經過期，不存就行了，否則，則將expire time存下來，注意，及時是存儲expire time，也是先存儲它的類型為REDIS_RDB_OPCODE_EXPIRETIME_MS，然後再存儲具體過期時間。接下來存儲真正的key-value對，首先存儲value的類型，然後存儲key（它按照字符串存儲），然後存儲value，如下圖。
在rdbsaveobject中，會根據val的不同類型，按照不同的方式存儲，不過從根本上來看，最終都是轉換成字符串存儲，比如val是一個linklist，那麼先存儲整個list的字節數，然後遍歷這個list，把數據取出來，依次按照string寫入文件。對於hash table，也是先計算字節數，然後依次取出hash table中的dictEntry，按照string的方式存儲它的key和value，然後存儲下一個dictEntry。 總之，RDB的存儲方式，對一個key-value對，會先存儲expire time（如果有的話），然後是value的類型，然後存儲key（字符串方式），然後根據value的類型和底層實現方式，將value轉換成字符串存儲。這裡面為了實現數據壓縮，以及能夠根據文件恢復數據，redis使用了很多編碼的技巧，有些我也沒太看懂，不過關鍵還是要理解思想，不要在意這些細節。
保存了RDB文件，當redis再啟動的時候，就根據RDB文件來恢復數據庫。由於以及在RDB文件中保存了數據庫的號碼，以及它包含的key-value對，以及每個key-value對中value的具體類型，實現方式，和數據，redis只要順序讀取文件，然後恢復object即可。由於保存了expire time，發現當前的時間已經比expire time大了，即數據已經超時了，則不恢復這個key-value對即可。
保存RDB文件是一個很巨大的工程，所以redis還提供後台保存的機制。即執行bgsave的時候，redis fork出一個子進程，讓子進程來執行保存的工作，而父進程繼續提供redis正常的數據庫服務。由於子進程復制了父進程的地址空間，即子進程擁有父進程fork時的數據庫，子進程執行save的操作，把它從父進程那兒繼承來的數據庫寫入一個temp文件即可。在子進程復制期間，redis會記錄數據庫的修改次數（dirty）。當子進程完成時，發送給父進程SIGUSR1信號，父進程捕捉到這個信號，就知道子進程完成了復制，然後父進程將子進程保存的temp文件改名為真正的rdb文件（即真正保存成功了才改成目標文件，這才是保險的做法）。然後記錄下這一次save的結束時間。
這裡有一個問題，在子進程保存期間，父進程的數據庫已經被修改了，而父進程只是記錄了修改的次數（dirty），被沒有進行修正操作。似乎使得RDB保存的不是實時的數據庫，有點不太高大上的樣子。 不過後面要介紹的AOF持久化，就解決了這個問題。
除了客戶執行sava或者bgsave命令，還可以配置RDB保存條件。即在配置文件中配置，在t時間內，數據庫被修改了dirty次，則進行後台保存。redis在serve cron的時候，會根據dirty數目和上次保存的時間，來判斷是否符合條件，符合條件的話，就進行bg save，注意，任意時刻只能有一個子進程來進行後台保存，因為保存是個很費io的操作，多個進程大量io效率不行，而且不好管理。
3.2 AOF持久化
首先想一個問題，保存數據庫一定需要像RDB那樣把數據庫裡面的所有數據保存下來麼？有沒有別的方法？
RDB保存的只是最終的數據庫，它是一個結果。結果是怎麼來的？是通過用戶的各個命令建立起來的，所以可以不保存結果，而只保存建立這個結果的命令。 redis的AOF就是這個思想，它不同RDB保存db的數據，它保存的是一條一條建立數據庫的命令。
我們首先來看AOF文件的格式，它裡面保存的是一條一條的命令，首先存儲命令長度，然後存儲命令，具體的分隔符什麼的可以自己深入研究，這都不是重點，反正知道AOF文件存儲的是redis客戶端執行的命令即可。
redis server中有一個sds aof_buf, 如果aof持久化打開的話，每個修改數據庫的命令都會存入這個aof_buf（保存的是aof文件中命令格式的字符串），然後event loop沒循環一次，在server cron中調用flushaofbuf，把aof_buf中的命令寫入aof文件（其實是write，真正寫入的是內核緩沖區），再清空aof_buf，進入下一次loop。這樣所有的數據庫的變化，都可以通過aof文件中的命令來還原，達到了保存數據庫的效果。
需要注意的是，flushaofbuf中調用的write，它只是把數據寫入了內核緩沖區，真正寫入文件時內核自己決定的，可能需要延後一段時間。 不過redis支持配置，可以配置每次寫入後sync，則在redis裡面調用sync，將內核中的數據寫入文件，這不過這要耗費一次系統調用，耗費時間而已。還可以配置策略為1秒鐘sync一次，則redis會開啟一個後台線程（所以說redis不是單線程，只是單eventloop而已），這個後台線程會每一秒調用一次sync。這裡要問了，RDB的時候為什麼沒有考慮sync的事情呢？因為RDB是一次性存儲的，不像AOF這樣多次存儲，RDB的時候調用一次sync也沒什麼影響，而且使用bg save的時候，子進程會自己退出（exit），這時候exit函數內會沖刷緩沖區，自動就寫入了文件中。
再來看，如果不想使用aof_buf保存每次的修改命令，也可以使用aof持久化。redis提供aof_rewrite，即根據現有的數據庫生成命令，然後把命令寫入aof文件中。很奇特吧？對，就是這麼厲害。進行aof_rewrite的時候，redis變量每個數據庫，然後根據key-value對中value的具體類型，生成不同的命令，比如是list，則它生成一個保存list的命令，這個命令裡包含了保存該list所需要的的數據，如果這個list數據過長，還會分成多條命令，先創建這個list，然後往list裡面添加元素，總之，就是根據數據反向生成保存數據的命令。然後將這些命令存儲aof文件，這樣不就和aof append達到同樣的效果了麼？
再來看，aof格式也支持後台模式。執行aof_bgrewrite的時候，也是fork一個子進程，然後讓子進程進行aof_rewrite，把它復制的數據庫寫入一個臨時文件，然後寫完後用新號通知父進程。父進程判斷子進程的退出信息是否正確，然後將臨時文件更名成最終的aof文件。好了，問題來了。在子進程持久化期間，可能父進程的數據庫有更新，怎麼把這個更新通知子進程呢？難道要用進程間通信麼？是不是有點麻煩呢？你猜redis怎麼做的？它根本不通知子進程。
什麼，不通知？那更新怎麼辦？ 在子進程執行aof_bgrewrite期間，父進程會保存所有對數據庫有更改的操作的命令（增，刪除，改等），把他們保存在aof_rewrite_buf_blocks中，這是一個鏈表，每個block都可以保存命令，存不下時，新申請block，然後放入鏈表後面即可，當子進程通知完成保存後，父進程將aof_rewrite_buf_blocks的命令append 進aof文件就可以了。多麼優美的設計，想一想自己當初還考慮用進程間通信，別人直接用最簡單的方法就完美的解決了問題，有句話說得真對，越優秀的設計越趨於簡單，而復雜的東西往往都是靠不住的。
至於aof文件的載入，也就是一條一條的執行aof文件裡面的命令而已。不過考慮到這些命令就是客戶端發送給redis的命令，所以redis干脆生成了一個假的客戶端，它沒有和redis建立網絡連接，而是直接執行命令即可。首先搞清楚，這裡的假的客戶端，並不是真正的客戶端，而是存儲在redis裡面的客戶端的信息，裡面有寫和讀的緩沖區，它是存在於redis服務器中的。所以，如下圖，直接讀入aof的命令，放入客戶端的讀緩沖區中，然後執行這個客戶端的命令即可。這樣就完成了aof文件的載入。
// 創建偽客戶端fakeClient = createFakeClient();while(命令不為空) { // 獲取一條命令的參數信息 argc， argv ... // 執行 fakeClient->argc = argc; fakeClient->argv = argv; cmd->proc(fakeClient);}整個aof持久化的設計，個人認為相當精彩。其中有很多地方，值得膜拜。
4. redis的事務redis另一個比memcached強大的地方，是它支持簡單的事務。事務簡單說就是把幾個命令合並，一次性執行全部命令。對於關系型數據庫來說，事務還有回滾機制，即事務命令要麼全部執行成功，只要有一條失敗就回滾，回到事務執行前的狀態。redis不支持回滾，它的事務只保證命令依次被執行，即使中間一條命令出錯也會繼續往下執行，所以說它只支持簡單的事務。
首先看redis事務的執行過程。首先執行multi命令，表示開始事務，然後輸入需要執行的命令，最後輸入exec執行事務。 redis服務器收到multi命令後，會將對應的client的狀態設置為REDIS_MULTI，表示client處於事務階段，並在client的multiState結構體裡面保持事務的命令具體信息（當然首先也會檢查命令是否能否識別，錯誤的命令不會保存），即命令的個數和具體的各個命令，當收到exec命令後，redis會順序執行multiState裡面保存的命令，然後保存每個命令的返回值，當有命令發生錯誤的時候，redis不會停止事務，而是保存錯誤信息，然後繼續往下執行，當所有的命令都執行完後，將所有命令的返回值一起返回給客戶。
redis為什麼不支持回滾呢？網上看到的解釋出現問題是由於客戶程序的問題，所以沒必要服務器回滾，同時，不支持回滾，redis服務器的運行高效很多。在我看來，redis的事務不是傳統關系型數據庫的事務，要求CIAD那麼非常嚴格，或者說redis的事務都不是事務，只是提供了一種方式，使得客戶端可以一次性執行多條命令而已，就把事務當做普通命令就行了，支持回滾也就沒必要了。
我們知道redis是單event loop的，在真正執行一個事物的時候（即redis收到exec命令後），事物的執行過程是不會被打斷的，所有命令都會在一個event loop中執行完。但是在用戶逐個輸入事務的命令的時候，這期間，可能已經有別的客戶修改了事務裡面用到的數據，這就可能產生問題。
所以redis還提供了watch命令，用戶可以在輸入multi之前，執行watch命令，指定需要觀察的數據，這樣如果在exec之前，有其他的客戶端修改了這些被watch的數據，則exec的時候，執行到處理被修改的數據的命令的時候，會執行失敗，提示數據已經dirty。 這是如何是實現的呢？ 原來在每一個redisDb中還有一個dict watched_keys，watched_kesy中dictentry的key是被watch的數據庫的key，而value則是一個list，裡面存儲的是watch它的client。
同時，每個client也有一個watched_keys，裡面保存的是這個client當前watch的key。在執行watch的時候，redis在對應的數據庫的watched_keys中找到這個key（如果沒有，則新建一個dictentry），然後在它的客戶列表中加入這個client，同時，往這個client的watched_keys中加入這個key。當有客戶執行一個命令修改數據的時候，redis首先在watched_keys中找這個key，如果發現有它，證明有client在watch它，則遍歷所有watch它的client，將這些client設置為REDIS_DIRTY_CAS，表面有watch的key被dirty了。
當客戶執行的事務的時候，首先會檢查是否被設置了REDIS_DIRTY_CAS，如果是，則表明數據dirty了，事務無法執行，會立即返回錯誤，只有client沒有被設置REDIS_DIRTY_CAS的時候才能夠執行事務。 需要指出的是，執行exec後，該client的所有watch的key都會被清除，同時db中該key的client列表也會清除該client，即執行exec後，該client不再watch任何key（即使exec沒有執行成功也是一樣）。所以說redis的事務是簡單的事務，算不上真正的事務。
以上就是redis的事務，感覺實現很簡單，實際用處也不是太大。
5. redis的發布訂閱頻道redis支持頻道，即加入一個頻道的用戶相當於加入了一個群，客戶往頻道裡面發的信息，頻道裡的所有client都能收到。
實現也很簡單，也watch_keys實現差不多，redis server中保存了一個pubsub_channels的dict，裡面的key是頻道的名稱（顯然要唯一了），value則是一個鏈表，保存加入了該頻道的client。同時，每個client都有一個pubsub_channels，保存了自己關注的頻道。當用用戶往頻道發消息的時候，首先在server中的pubsub_channels找到改頻道，然後遍歷client，給他們發消息。而訂閱，取消訂閱頻道不夠都是操作pubsub_channels而已，很好理解。
同時，redis還支持模式頻道。即通過正則匹配頻道，如有模式頻道p,1, 則向普通頻道p1發送消息時，會匹配p，1，除了往普通頻道發消息外，還會往p，1模式頻道中的client發消息。注意，這裡是用發布命令裡面的普通頻道來匹配已有的模式頻道，而不是在發布命令裡制定模式頻道，然後匹配redis裡面保存的頻道。
實現方式也很簡單，在redis server裡面有個pubsub_patterns的list（這裡為什麼不用dict？因為pubsub_patterns的個數一般較少，不需要使用dict，簡單的list就好了），它裡面存儲的是pubsubPattern結構體，裡面是模式和client信息，如下所示，一個模式，一個client，所以如果有多個clint監聽一個pubsub_patterns的話，在list面會有多個pubsubPattern，保存client和pubsub_patterns的對應關系。 同時，在client裡面，也有一個pubsub_patterns list，不過裡面存儲的就是它監聽的pubsub_patterns的列表（就是sds），而不是pubsubPattern結構體。
typedef struct pubsubPattern { redisClient *client; // 監聽的client robj *pattern; // 模式} pubsubPattern;當用戶往一個頻道發送消息的時候，首先會在redis server中的pubsub_channels裡面查找該頻道，然後往它的客戶列表發送消息。然後在redis server裡面的pubsub_patterns裡面查找匹配的模式，然後往client裡面發送消息。 這裡並沒有去除重復的客戶，在pubsub_channels可能已經給某一個client發過message了，然後在pubsub_patterns中可能還會給用戶再發一次（甚至更多次）。 估計redis認為這是客戶程序自己的問題，所以不處理。
/* Publish a message */int pubsubPublishMessage(robj *channel, robj *message) { int receivers = 0; dictEntry *de; listNode *ln; listIter li;/* Send to clients listening for that channel */ de = dictFind(server.pubsub_channels,channel); if (de) { list *list = dictGetVal(de); listNode *ln; listIter li; listRewind(list,&li); while ((ln = listNext(&li)) != NULL) { redisClient *c = ln->value; addReply(c,shared.mbulkhdr[3]); addReply(c,shared.messagebulk); addReplyBulk(c,channel); addReplyBulk(c,message); receivers++; } } /* Send to clients listening to matching channels */ if (listLength(server.pubsub_patterns)) { listRewind(server.pubsub_patterns,&li); channel = getDecodedObject(channel); while ((ln = listNext(&li)) != NULL) { pubsubPattern *pat = ln->value; if (stringmatchlen((char*)pat->pattern->ptr, sdslen(pat->pattern->ptr), (char*)channel->ptr, sdslen(channel->ptr),0)) { addReply(pat->client,shared.mbulkhdr[4]); addReply(pat->client,shared.pmessagebulk); addReplyBulk(pat->client,pat->pattern); addReplyBulk(pat->client,channel); addReplyBulk(pat->client,message); receivers++; } } decrRefCount(channel); } return receivers;}六. 總結總的來看，redis比memcached的功能多很多，實現也更復雜。 不過memcached更專注於保存key-value數據（這已經能滿足大多數使用場景了），而redis提供更豐富的數據結構及其他的一些功能。不能說redis比memcached好，不過從源碼閱讀的角度來看，redis的價值或許更大一點。 另外，redis3.0裡面支持了集群功能，這部分的代碼還沒有研究，後續再跟進。
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http://www.bkjia.com/Linuxjc/1191989.html TechArticle
