持久化方式有哪些？有什么區(qū)別港庄？
redis持久化方案分為RDB和AOF兩種倔既。
RDB
RDB持久化可以手動執(zhí)行也可以根據配置定期執(zhí)行，它的作用是將某個時間點上的數據庫狀態(tài)保存到RDB文件中鹏氧，RDB文件是一個壓縮的二進制文件渤涌，通過它可以還原某個時刻數據庫的狀態(tài)。由于RDB文件是保存在硬盤上的把还，所以即使redis崩潰或者退出实蓬，只要RDB文件存在，就可以用它來恢復還原數據庫的狀態(tài)吊履。
可以通過SAVE或者BGSAVE來生成RDB文件安皱。
SAVE命令會阻塞redis進程，直到RDB文件生成完畢艇炎，在進程阻塞期間酌伊，redis不能處理任何命令請求，這顯然是不合適的缀踪。
BGSAVE則是會fork出一個子進程居砖，然后由子進程去負責生成RDB文件，父進程還可以繼續(xù)處理命令請求驴娃，不會阻塞進程奏候。
AOF
AOF和RDB不同，AOF是通過保存redis服務器所執(zhí)行的寫命令來記錄數據庫狀態(tài)的唇敞。
AOF通過追加蔗草、寫入、同步三個步驟來實現持久化機制厚棵。
- 當AOF持久化處于激活狀態(tài)蕉世，服務器執(zhí)行完寫命令之后，寫命令將會被追加append到aof_buf緩沖區(qū)的末尾
- 在服務器每結束一個事件循環(huán)之前婆硬，將會調用flushAppendOnlyFile函數決定是否要將aof_buf的內容保存到AOF文件中狠轻，可以通過配置appendfsync來決定。
always ##aof_buf內容寫入并同步到AOF文件
everysec ##將aof_buf中內容寫入到AOF文件彬犯，如果上次同步AOF文件時間距離現在超過1秒向楼，則再次對AOF文件進行同步
no ##將aof_buf內容寫入AOF文件查吊，但是并不對AOF文件進行同步湖蜕，同步時間由操作系統(tǒng)決定
如果不設置，默認選項將會是everysec昭抒，因為always來說雖然最安全（只會丟失一次事件循環(huán)的寫命令），但是性能較差盗迟，而everysec模式只不過會可能丟失1秒鐘的數據，而no模式的效率和everysec相仿罚缕，但是會丟失上次同步AOF文件之后的所有寫命令數據。
說說Redis基本數據類型有哪些吧
- 字符串：redis沒有直接使用C語言傳統(tǒng)的字符串表示邮弹，而是自己實現的叫做簡單動態(tài)字符串SDS的抽象類型。C語言的字符串不記錄自身的長度信息蚓聘，而SDS則保存了長度信息腌乡，這樣將獲取字符串長度的時間由O(N)降低到了O(1)，同時可以避免緩沖區(qū)溢出和減少修改字符串長度時所需的內存重分配次數夜牡。
- 鏈表linkedlist：redis鏈表是一個雙向無環(huán)鏈表結構导饲，很多發(fā)布訂閱、慢查詢氯材、監(jiān)視器功能都是使用到了鏈表來實現，每個鏈表的節(jié)點由一個listNode結構來表示硝岗，每個節(jié)點都有指向前置節(jié)點和后置節(jié)點的指針氢哮，同時表頭節(jié)點的前置和后置節(jié)點都指向NULL。
- 字典hashtable：用于保存鍵值對的抽象數據結構型檀。redis使用hash表作為底層實現冗尤，每個字典帶有兩個hash表，供平時使用和rehash時使用胀溺，hash表使用鏈地址法來解決鍵沖突裂七，被分配到同一個索引位置的多個鍵值對會形成一個單向鏈表，在對hash表進行擴容或者縮容的時候仓坞，為了服務的可用性背零，rehash的過程不是一次性完成的，而是漸進式的无埃。
- 跳躍表skiplist：跳躍表是有序集合的底層實現之一徙瓶，redis中在實現有序集合鍵和集群節(jié)點的內部結構中都是用到了跳躍表毛雇。redis跳躍表由zskiplist和zskiplistNode組成，zskiplist用于保存跳躍表信息（表頭侦镇、表尾節(jié)點灵疮、長度等），zskiplistNode用于表示表跳躍節(jié)點壳繁，每個跳躍表的層高都是1-32的隨機數震捣，在同一個跳躍表中，多個節(jié)點可以包含相同的分值闹炉，但是每個節(jié)點的成員對象必須是唯一的蒿赢，節(jié)點按照分值大小排序剩胁，如果分值相同，則按照成員對象的大小排序晾腔。
- 整數集合intset：用于保存整數值的集合抽象數據結構灼擂，不會出現重復元素剔应，底層實現為數組峻贮。
- 壓縮列表ziplist：壓縮列表是為節(jié)約內存而開發(fā)的順序性數據結構纤控，他可以包含多個節(jié)點船万，每個節(jié)點可以保存一個字節(jié)數組或者整數值耿导。
基于這些基礎的數據結構舱呻，redis封裝了自己的對象系統(tǒng)狮荔，包含字符串對象string、列表對象list晚树、哈希對象hash爵憎、集合對象set宝鼓、有序集合對象zset愚铡，每種對象都用到了至少一種基礎的數據結構沥寥。
redis通過encoding屬性設置對象的編碼形式來提升靈活性和效率淮野，基于不同的場景redis會自動做出優(yōu)化骤星。不同對象的編碼如下：
- 字符串對象string：int整數妈踊、embstr編碼的簡單動態(tài)字符串、raw簡單動態(tài)字符串
- 列表對象list：ziplist萝勤、linkedlist
- 哈希對象hash：ziplist敌卓、hashtable
- 集合對象set：intset趟径、hashtable
- 有序集合對象zset：ziplist、skiplist
Redis為什么快呢掌眠？
redis的速度非常的快蓝丙，單機的redis就可以支撐每秒10幾萬的并發(fā)渺尘，相對于mysql來說鸥跟，性能是mysql的幾十倍盔沫。速度快的原因主要有幾點：
- 完全基于內存操作
- C語言實現迅诬，優(yōu)化過的數據結構侈贷，基于幾種基礎的數據結構俏蛮，redis做了大量的優(yōu)化搏屑，性能極高
- 使用單線程辣恋，無上下文的切換成本
- 基于非阻塞的IO多路復用機制
那為什么Redis6.0之后又改用多線程呢?
redis使用多線程并非是完全摒棄單線程伟骨，redis還是使用單線程模型來處理客戶端的請求携狭，只是使用多線程來處理數據的讀寫和協議解析，執(zhí)行命令還是使用單線程稀并。
這樣做的目的是因為redis的性能瓶頸在于網絡IO而非CPU，使用多線程能提升IO讀寫的效率碘举，從而整體提高redis的性能殴俱。
知道什么是熱key嗎线欲？熱key問題怎么解決李丰？
所謂熱key問題就是趴泌，突然有幾十萬的請求去訪問redis上的某個特定key嗜憔，那么這樣會造成流量過于集中，達到物理網卡上限夺鲜，從而導致這臺redis的服務器宕機引發(fā)雪崩币励。
針對熱key的解決方案：
- 提前把熱key打散到不同的服務器，降低壓力
- 加入二級緩存澎现，提前加載熱key數據到內存中剑辫，如果redis宕機揭斧，走內存查詢
什么是緩存擊穿讹开、緩存穿透旦万、緩存雪崩？
緩存擊穿
緩存擊穿的概念就是單個key并發(fā)訪問過高赏半，過期時導致所有請求直接打到db上断箫，這個和熱key的問題比較類似秋冰，只是說的點在于過期導致請求全部打到DB上而已埃撵。
解決方案：
- 加鎖更新虽另，比如請求查詢A捂刺，發(fā)現緩存中沒有，對A這個key加鎖芝发，同時去數據庫查詢數據辅鲸，寫入緩存独悴，再返回給用戶刻炒，這樣后面的請求就可以從緩存中拿到數據了坟奥。
- 將過期時間組合寫在value中，通過異步的方式不斷的刷新過期時間晒喷，防止此類現象凉敲。
緩存穿透
緩存穿透是指查詢不存在緩存中的數據，每次請求都會打到DB蓝撇，就像緩存不存在一樣唉地。
針對這個問題耘沼，加一層布隆過濾器群嗤。布隆過濾器的原理是在你存入數據的時候，會通過散列函數將它映射為一個位數組中的K個點躯肌，同時把他們置為1清女。
這樣當用戶再次來查詢A嫡丙，而A在布隆過濾器值為0曙博，直接返回，就不會產生擊穿請求打到DB了般哼。
顯然浇坐，使用布隆過濾器之后會有一個問題就是誤判黔宛，因為它本身是一個數組，可能會有多個值落到同一個位置徽惋，那么理論上來說只要我們的數組長度夠長险绘，誤判的概率就會越低，這種問題就根據實際情況來就好了黔帕。
緩存雪崩
當某一時刻發(fā)生大規(guī)模的緩存失效的情況呐芥，比如你的緩存服務宕機了思瘟，會有大量的請求進來直接打到DB上滨攻，這樣可能導致整個系統(tǒng)的崩潰，稱為雪崩奇钞。雪崩和擊穿景埃、熱key的問題不太一樣的是谷徙，他是指大規(guī)模的緩存都過期失效了拒啰。
針對雪崩幾個解決方案：
- 針對不同key設置不同的過期時間，避免同時過期
- 限流完慧，如果redis宕機谋旦，可以限流，避免同時刻大量請求打崩DB
- 二級緩存屈尼，同熱key的方案册着。
Redis的過期策略有哪些？
redis主要有2種過期刪除策略
惰性刪除
惰性刪除指的是當我們查詢key的時候才對key進行檢測脾歧，如果已經達到過期時間兄纺，則刪除。顯然锨苏，他有一個缺點就是如果這些過期的key沒有被訪問葵诈，那么他就一直無法被刪除泞坦，而且一直占用內存。
定期刪除
定期刪除指的是redis每隔一段時間對數據庫做一次檢查锣险，刪除里面的過期key纷妆。由于不可能對所有key去做輪詢來刪除际邻，所以redis會每次隨機取一些key去做檢查和刪除轮听。
那么定期+惰性都沒有刪除過期的key怎么辦珊随？
假設redis每次定期隨機查詢key的時候沒有刪掉，這些key也沒有做查詢的話，就會導致這些key一直保存在redis里面無法被刪除，這時候就會走到redis的內存淘汰機制。
- volatile-lru：從已設置過期時間的key中贯莺，移出最近最少使用的key進行淘汰
- volatile-ttl：從已設置過期時間的key中爹耗，移出將要過期的key
- volatile-random：從已設置過期時間的key中隨機選擇key淘汰
- allkeys-lru：從key中選擇最近最少使用的進行淘汰
- allkeys-random：從key中隨機選擇key進行淘汰
- noeviction：當內存達到閾值的時候鞋邑，新寫入操作報錯
怎么實現Redis的高可用视译？
要想實現高可用椅亚，一臺機器肯定是不夠的，而redis要保證高可用颖对，有2個可選方案。
主從架構
主從模式是最簡單的實現高可用的方案，核心就是主從同步耕魄。主從同步的原理如下：
- slave發(fā)送sync命令到master
- master收到sync之后，執(zhí)行bgsave罚舱，生成RDB全量文件
- master把slave的寫命令記錄到緩存
- bgsave執(zhí)行完畢之后碧囊，發(fā)送RDB文件到slave，slave執(zhí)行
- master發(fā)送緩存中的寫命令到slave序臂，slave執(zhí)行
這里我寫的這個命令是sync审胸，但是在redis2.8版本之后已經使用psync來替代sync了静浴，原因是sync命令非常消耗系統(tǒng)資源掷邦，而psync的效率更高挟鸠。
哨兵
基于主從方案的缺點還是很明顯的亩冬，假設master宕機营袜，那么就不能寫入數據啸驯，那么slave也就失去了作用，整個架構就不可用了，除非你手動切換缴啡，主要原因就是因為沒有自動故障轉移機制歹茶。而哨兵(sentinel)的功能比單純的主從架構全面的多了，它具備自動故障轉移你弦、集群監(jiān)控惊豺、消息通知等功能。
哨兵可以同時監(jiān)視多個主從服務器禽作，并且在被監(jiān)視的master下線時尸昧，自動將某個slave提升為master，然后由新的master繼續(xù)接收命令旷偿。整個過程如下：
- 初始化sentinel烹俗，將普通的redis代碼替換成sentinel專用代碼
- 初始化masters字典和服務器信息，服務器信息主要保存ip:port萍程，并記錄實例的地址和ID
- 創(chuàng)建和master的兩個連接幢妄，命令連接和訂閱連接，并且訂閱sentinel:hello頻道
- 每隔10秒向master發(fā)送info命令茫负，獲取master和它下面所有slave的當前信息
- 當發(fā)現master有新的slave之后蕉鸳，sentinel和新的slave同樣建立兩個連接，同時每個10秒發(fā)送info命令忍法，更新master信息
- sentinel每隔1秒向所有服務器發(fā)送ping命令潮尝，如果某臺服務器在配置的響應時間內連續(xù)返回無效回復，將會被標記為下線狀態(tài)
- 選舉出領頭sentinel饿序，領頭sentinel需要半數以上的sentinel同意
- 領頭sentinel從已下線的的master所有slave中挑選一個勉失，將其轉換為master
- 讓所有的slave改為從新的master復制數據
- 將原來的master設置為新的master的從服務器，當原來master重新回復連接時原探，就變成了新master的從服務器
sentinel會每隔1秒向所有實例（包括主從服務器和其他sentinel）發(fā)送ping命令乱凿，并且根據回復判斷是否已經下線顽素，這種方式叫做主觀下線。當判斷為主觀下線時徒蟆，就會向其他監(jiān)視的sentinel詢問戈抄，如果超過半數的投票認為已經是下線狀態(tài)，則會標記為客觀下線狀態(tài)后专，同時觸發(fā)故障轉移划鸽。
能說說redis集群的原理嗎？
如果說依靠哨兵可以實現redis的高可用戚哎，如果還想在支持高并發(fā)同時容納海量的數據裸诽，那就需要redis集群。redis集群是redis提供的分布式數據存儲方案型凳，集群通過數據分片sharding來進行數據的共享丈冬，同時提供復制和故障轉移的功能。
節(jié)點
一個redis集群由多個節(jié)點node組成甘畅，而多個node之間通過cluster meet命令來進行連接埂蕊，節(jié)點的握手過程：
- 節(jié)點A收到客戶端的cluster meet命令
- A根據收到的IP地址和端口號，向B發(fā)送一條meet消息
- 節(jié)點B收到meet消息返回pong
- A知道B收到了meet消息疏唾，返回一條ping消息蓄氧，握手成功
- 最后，節(jié)點A將會通過gossip協議把節(jié)點B的信息傳播給集群中的其他節(jié)點槐脏，其他節(jié)點也將和B進行握手
槽slot
redis通過集群分片的形式來保存數據喉童，整個集群數據庫被分為16384個slot，集群中的每個節(jié)點可以處理0-16384個slot顿天，當數據庫16384個slot都有節(jié)點在處理時堂氯，集群處于上線狀態(tài)，反之只要有一個slot沒有得到處理都會處理下線狀態(tài)牌废。通過cluster addslots命令可以將slot指派給對應節(jié)點處理咽白。
slot是一個位數組，數組的長度是16384/8=2048鸟缕，而數組的每一位用1表示被節(jié)點處理晶框，0表示不處理，如圖所示的話表示A節(jié)點處理0-7的slot叁扫。
當客戶端向節(jié)點發(fā)送命令三妈，如果剛好找到slot屬于當前節(jié)點畜埋，那么節(jié)點就執(zhí)行命令莫绣，反之，則會返回一個MOVED命令到客戶端指引客戶端轉向正確的節(jié)點悠鞍。（MOVED過程是自動的）
如果增加或者移出節(jié)點对室，對于slot的重新分配也是非常方便的模燥，redis提供了工具幫助實現slot的遷移，整個過程是完全在線的掩宜，不需要停止服務蔫骂。
故障轉移
如果節(jié)點A向節(jié)點B發(fā)送ping消息，節(jié)點B沒有在規(guī)定的時間內響應pong牺汤，那么節(jié)點A會標記節(jié)點B為pfail疑似下線狀態(tài)辽旋，同時把B的狀態(tài)通過消息的形式發(fā)送給其他節(jié)點，如果超過半數以上的節(jié)點都標記B為pfail狀態(tài)檐迟，B就會被標記為fail下線狀態(tài)补胚，此時將會發(fā)生故障轉移，優(yōu)先從復制數據較多的從節(jié)點選擇一個成為主節(jié)點追迟，并且接管下線節(jié)點的slot溶其，整個過程和哨兵非常類似，都是基于Raft協議做選舉敦间。
了解Redis事務機制嗎瓶逃？
redis通過MULTI、EXEC廓块、WATCH等命令來實現事務機制厢绝，事務執(zhí)行過程將一系列多個命令按照順序一次性執(zhí)行，并且在執(zhí)行期間带猴，事務不會被中斷代芜，也不會去執(zhí)行客戶端的其他請求，直到所有命令執(zhí)行完畢浓利。事務的執(zhí)行過程如下：
- 服務端收到客戶端請求挤庇，事務以MULTI開始
- 如果客戶端正處于事務狀態(tài)，則會把事務放入隊列同時返回給客戶端QUEUED贷掖，反之則直接執(zhí)行這個命令
- 當收到客戶端EXEC命令時嫡秕，WATCH命令監(jiān)視整個事務中的key是否有被修改，如果有則返回空回復到客戶端表示失敗苹威，否則redis會遍歷整個事務隊列昆咽，執(zhí)行隊列中保存的所有命令，最后返回結果給客戶端
WATCH的機制本身是一個CAS的機制牙甫，被監(jiān)視的key會被保存到一個鏈表中掷酗，如果某個key被修改，那么REDIS_DIRTY_CAS標志將會被打開窟哺，這時服務器會拒絕執(zhí)行事務泻轰。
