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关键字:空间预分配,惰性空间释放,二进制安全
C字符串不易更改,所以Redis中把C字符串用在一些无须对字符串值进行修改的地方,作为字符串字面量(String literal),比如打印日志:
redisLog(REDIS_WARING, “Redis is now ready to exit, bye bye…”);
在Redis数据库中,包含字符串的键值对在底层都是由SDS实现的。
SDS还被用作缓冲区(buffer):AOF模块中的AOF缓冲区,以及客户端状态中的输入缓冲区,都是SDS实现的。
SDS结构的定义在sds.h中:
/*
* 保存字符串对象的结构
*/
struct sdshdr {
// buf 中已占用空间的长度
int len;
// buf 中剩余可用空间的长度,即未使用空间
int free;
// 数据空间
char buf[];
};
获取一个SDS长度的复杂度为O(1),由SDS的API在执行时自动设置和更新SDS长度,使用SDS无须进行任何手动修改长度的工作。
SDS的空间分配策略是:当SDS API需要对SDS进行修改时,API会先检查SDS的空间是否满足修改所需的要求,若不满足,API会自动将SDS的空间扩展至执行修改所需的大小,然后才执行实际的修改操作,杜绝了发生缓冲区溢出的可能性。
通过未使用空间,SDS实现了空间预分配和惰性空间释放两种优化策略:
空间预分配用于减少连续执行字符串增长操作所需的内存分配次数。
通过这种预分配策略,SDS将连续增长N次字符串所需的内存重分配次数从必定N次降低为最多N次。
其中额外分配的未使用空间数量由以下公式决定:
1. 如果对SDS进行修改后,SDS的长度(即len属性的值)小于1MB,就分配和len属性同样大小的未使用空间,即len属性的值和free属性的值相同
2. 如果对SDS进行修改之后,SDS的长度大于等于1MB,就分配1MB的未使用空间。
惰性空间释放用于优化SDS字符串缩短操作的内存重分配操作:当SDS的API需要缩短SDS保存的字符串时,程序并不立即使用内存重分配来回收缩短后多出来的字节,而是使用free属性将这些字节的数量记录起来,并等待将来使用。
SDS的API都是二进制安全的(binary-safe),所有SDS API都会以二进制的方式处理SDS存放在buf数组里的数据,程序不会对其中的数据做任何限制、过滤、或者假设,数据在写入时是什么样的,被读取时就是什么样。
Redis用SDS的buf数组保存二进制数据而不是字符。
SDS可以兼容部分C字符串函数。
关键字:多态
当一个列表键包含了数量比较多的元素,或是列表中包含的元素都是比较长的字符串时,Redis就会使用链表作为列表键的底层实现。
integers列表键的底层实现就是一个链表,链表中的每个结点都保存了一个整数值。
除了链表之外,发布与订阅、慢查询、监视器等功能也用到了链表,Redis服务器本身还使用链表保存多个客户端的状态信息,以及使用链表来构建客户端输出缓冲区(output buffer)。
链表结构的定义在adlist.h中:
/*
- 双端链表节点
*/
typedef struct listNode {
// 前置节点
struct listNode *prev;
// 后置节点
struct listNode *next;
// 节点的值
void *value;
} listNode;
/*
*双端链表迭代器
*/
typedef struct listIter {
// 当前迭代到的节点
listNode *next;
// 迭代的方向
int direction;
} listIter;
/*
- 双端链表结构
*/
typedef struct list {
// 表头节点
listNode *head;
// 表尾节点
listNode *tail;
// 节点值复制函数
void *(*dup)(void *ptr);
// 节点值释放函数
void (*free)(void *ptr);
// 节点值对比函数
int (*match)(void *ptr, void *key);
// 链表所包含的节点数量
unsigned long len;
} list;
list结构为链表提供了表头指针head、表尾指针tail,以及链表长度计数器len,dup、free和match成员则是用于实现多态链表所需的类型特定函数:
Redis的链表实现的特性如下:
关键字:多态,渐进式rehash,murmurhash2
Redis的数据库就是使用字典来作为底层实现的,对数据库的增、删、改、查也是构建在对字典的操作之上的。
字典还是哈希键的底层实现之一,当一个哈希键包含的键值对比较多,或是键值对中的元素都是比较长的字符串时,Redis就使用字典作为哈希键的底层实现。
Redis的字典使用哈希表作为底层实现,一个哈希表里可以有多个哈希表结点,每个哈希表结点就保存了字典中的一个键值对。
字典所使用的哈希表在dict.h中定义:
/*
* 哈希表
* 每个字典都使用两个哈希表,从而实现渐进式 rehash 。
*/
typedef struct dictht {
// 哈希表数组,数组中的每个元素都是一个指向dictEntry结构的指针
dictEntry **table;
// 哈希表大小
unsigned long size;
// 哈希表大小掩码,用于计算索引值
// 总是等于 size - 1
unsigned long sizemask;
// 该哈希表已有节点的数量
unsigned long used;
} dictht;
/*
* 哈希表节点
*/
typedef struct dictEntry {
// 键
void *key;
// 值
union {
void *val;
uint64_t u64;
int64_t s64;
} v;
// 指向下个哈希表节点,形成链表
struct dictEntry *next;
} dictEntry;
/*
* 字典
*/
typedef struct dict {
// 类型特定函数
dictType *type;
// 私有数据
void *privdata;
// 哈希表
dictht ht[2];
// rehash 索引
// 当 rehash 不在进行时,值为 -1
int rehashidx; /* rehashing not in progress if rehashidx == -1 */
// 目前正在运行的安全迭代器的数量
int iterators; /* number of iterators currently running */
} dict;
type属性和privdata属性是针对不同类型的键值对,为创建多态字典而设置的:
/*
* 字典类型特定函数
*/
typedef struct dictType {
// 计算哈希值的函数
unsigned int (*hashFunction)(const void *key);
// 复制键的函数
void *(*keyDup)(void *privdata, const void *key);
// 复制值的函数
void *(*valDup)(void *privdata, const void *obj);
// 对比键的函数
int (*keyCompare)(void *privdata, const void *key1, const void *key2);
// 销毁键的函数
void (*keyDestructor)(void *privdata, void *key);
// 销毁值的函数
void (*valDestructor)(void *privdata, void *obj);
} dictType;
/*
* 字典迭代器
*
- 如果 safe 属性的值为 1 ,那么在迭代进行的过程中,
- 程序仍然可以执行 dictAdd 、 dictFind 和其他函数,对字典进行修改。
*
- 如果 safe 不为 1 ,那么程序只会调用 dictNext 对字典进行迭代,
- 而不对字典进行修改。
*/
typedef struct dictIterator {
// 被迭代的字典
dict *d;
// table :正在被迭代的哈希表号码,值可以是 0 或 1 。
// index :迭代器当前所指向的哈希表索引位置。
// safe :标识这个迭代器是否安全
int table, index, safe;
// entry :当前迭代到的节点的指针
// nextEntry :当前迭代节点的下一个节点
// 因为在安全迭代器运作时, entry 所指向的节点可能会被修改,
// 所以需要一个额外的指针来保存下一节点的位置,
// 从而防止指针丢失
dictEntry *entry, *nextEntry;
long long fingerprint; /* unsafe iterator fingerprint for misuse detection */
} dictIterator;
Redis计算哈希值和索引值的方法如下:
// 使用字典设置的哈希函数,计算键key的哈希值
hash = dict->type->hashFunction(key);
// 使用哈希表的sizemask属性和哈希值,计算出索引值
// 根据情况不同,ht[x]可以是ht[0]或ht[1]
index = hash & dict->ht[x].sizemask;
/* ------------------------- hash functions ------------------------------ */
/* Thomas Wang‘s 32 bit Mix Function */
unsigned int dictIntHashFunction(unsigned int key)
{
key += ~(key << 15);
key ^= (key >> 10);
key += (key << 3);
key ^= (key >> 6);
key += ~(key << 11);
key ^= (key >> 16);
return key;
}
/* Identity hash function for integer keys */
unsigned int dictIdentityHashFunction(unsigned int key)
{
return key;
}
static uint32_t dict_hash_function_seed = 5381;
void dictSetHashFunctionSeed(uint32_t seed) {
dict_hash_function_seed = seed;
}
uint32_t dictGetHashFunctionSeed(void) {
return dict_hash_function_seed;
}
/* MurmurHash2, by Austin Appleby
* Note - This code makes a few assumptions about how your machine behaves -
* 1. We can read a 4-byte value from any address without crashing
* 2. sizeof(int) == 4
*
* And it has a few limitations -
*
* 1. It will not work incrementally.
* 2. It will not produce the same results on little-endian and big-endian
* machines.
*/
unsigned int dictGenHashFunction(const void *key, int len) {
/* ‘m‘ and ‘r‘ are mixing constants generated offline.
They‘re not really ‘magic‘, they just happen to work well. */
uint32_t seed = dict_hash_function_seed;
const uint32_t m = 0x5bd1e995;
const int r = 24;
/* Initialize the hash to a ‘random‘ value */
uint32_t h = seed ^ len;
/* Mix 4 bytes at a time into the hash */
const unsigned char *data = (const unsigned char *)key;
while(len >= 4) {
uint32_t k = *(uint32_t*)data;
k *= m;
k ^= k >> r;
k *= m;
h *= m;
h ^= k;
data += 4;
len -= 4;
}
/* Handle the last few bytes of the input array */
switch(len) {
case 3: h ^= data[2] << 16;
case 2: h ^= data[1] << 8;
case 1: h ^= data[0]; h *= m;
};
/* Do a few final mixes of the hash to ensure the last few
* bytes are well-incorporated. */
h ^= h >> 13;
h *= m;
h ^= h >> 15;
return (unsigned int)h;
}
/* And a case insensitive hash function (based on djb hash) */
unsigned int dictGenCaseHashFunction(const unsigned char *buf, int len) {
unsigned int hash = (unsigned int)dict_hash_function_seed;
while (len--)
hash = ((hash << 5) + hash) + (tolower(*buf++)); /* hash * 33 + c */
return hash;
}
当字典被用作数据库的底层实现,或是哈希键的底层实现时,Redis使用MurmurHash2算法计算键的哈希值:
为了让哈希表的负载因子(load factor)维持在一个合理的范围之内,当哈希表保存的键值对数量太多或太少时,程序需要对哈希表的大小进行相应的扩展或收缩。
扩展和收缩哈希表的工作可以通过执行rehash(重新散列)操作来完成,Redis对字典的哈希表执行rehash的步骤如下:
为字典的ht[1]哈希表分配空间,这个哈希表的空间大小取决于要执行的操作,以及ht[0]当前包含的键值对数量(即ht[0].used属性的值)
将保存在ht[0]中的所有键值对rehash到ht[1]上面:rehash指的是重新计算键的哈希值和索引值,然后将键值对放置到ht[1]哈希表的指定位置上。
当以下条件中的任意一个被满足时,程序会自动开始对哈希表执行扩展操作:
在执行BGSAVE命令或BGREWRITEAOF命令的过程中,Redis需要创建当前服务器进程的子进程,而大多数操作系统都采用写时复制(copy-on-write)技术来优化子进程的使用效率,所以在子进程存在期间,服务器会提高执行扩展操作所需的负载因子,从而尽可能地避免在子进程存在期间进行哈希表扩展操作,这避免了不必要的内存写入操作,最大限度地节约内存。
当哈希表的负载因子小于0.1时,程序自动开始对哈希表执行收缩操作。
为了避免rehash对服务器性能造成影响,服务器不是一次性将ht[0]里面的所有键值对全部rehash到ht[1],而是分多次、渐进式地将ht[0]里面的键值对慢慢rehash到ht[1]。
以下是哈希表渐进式rehash的详细步骤:
为ht[1]分配空间,让字典同时持有ht[0]和ht[1]两个哈希表。
在字典中维持一个索引计数器变量rehashidx,值设置为0,表示rehash工作正式开始
在rehash进行期间,每次对字典执行添加、删除、查找或者更新操作时,程序除了执行指定的操作以为,还会顺带将ht[0]哈希表在rehashidx索引上的所有键值对rehash到ht[1],当rehash工作完成之后,程序将rehashidx属性的值增一。
随着字典操作的不断执行,最终在某个时间点上,ht[0]的所有键值对都会被rehash到ht[1]上,这是程序将rehashidx属性的值设为-1,表示rehash操作已完成
渐进式rehash采取分而治之的方式,将rehash键值对所需的计算工作均摊到对字典的每个添加、删除、查找和更新操作上,从而避免了集中式rehash而带来的庞大计算量。
在进行渐进式rehash的过程中,字典会同时使用ht[0]和ht[1]两个哈希表,所以在渐进式rehash进行期间,字典的删除、查找、更新会在两个哈希表上进行,比如现在ht[0]中查找,没找到再去ht[1]查找
在渐进式rehash执行期间,新添加到字典的键值对一律会被保存到ht[1]里面,而ht[0]则不再进行任何添加操作,这样保证了ht[0]包含的键值对数量只减不增,随着rehash操作的执行最终变成空表。
《Redis设计与实现》[第一部分]数据结构与对象-C源码阅读(一)
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原文地址:http://blog.csdn.net/ymrfzr/article/details/51532938