今天給大家介紹的是KeyDB幢踏，KeyDB項(xiàng)目是從redis fork出來(lái)的分支。眾所周知redis是一個(gè)單線程的kv內(nèi)存存儲(chǔ)系統(tǒng)许师，而KeyDB在100%兼容redis API的情況下將redis改造成多線程房蝉。
線程模型
KeyDB將redis原來(lái)的主線程拆分成了主線程和worker線程。每個(gè)worker線程都是io線程微渠，負(fù)責(zé)監(jiān)聽(tīng)端口搭幻，accept請(qǐng)求，讀取數(shù)據(jù)和解析協(xié)議逞盆。如圖所示：
KeyDB使用了SO_REUSEPORT特性檀蹋，多個(gè)線程可以綁定監(jiān)聽(tīng)同個(gè)端口。
每個(gè)worker線程做了cpu綁核云芦，讀取數(shù)據(jù)也使用了SO_INCOMING_CPU特性俯逾，指定cpu接收數(shù)據(jù)。解析協(xié)議之后每個(gè)線程都會(huì)去操作內(nèi)存中的數(shù)據(jù)舅逸，由一把全局鎖來(lái)控制多線程訪問(wèn)內(nèi)存數(shù)據(jù)桌肴。主線程其實(shí)也是一個(gè)worker線程，包括了worker線程的工作內(nèi)容琉历，同時(shí)也包括只有主線程才可以完成的工作內(nèi)容识脆。在worker線程數(shù)組中下標(biāo)為0的就是主線程。
主線程的主要工作在實(shí)現(xiàn)serverCron善已，包括：
處理統(tǒng)計(jì)
客戶端鏈接管理
db數(shù)據(jù)的resize和reshard
處理aof
replication主備同步
cluster模式下的任務(wù)
鏈接管理
在redis中所有鏈接管理都是在一個(gè)線程中完成的灼捂。在KeyDB的設(shè)計(jì)中，每個(gè)worker線程負(fù)責(zé)一組鏈接换团，所有的鏈接插入到本線程的鏈接列表中維護(hù)悉稠。鏈接的產(chǎn)生、工作艘包、銷(xiāo)毀必須在同個(gè)線程中的猛。每個(gè)鏈接新增一個(gè)字段
int iel; /* the event loop index we're registered with */
用來(lái)表示鏈接屬于哪個(gè)線程接管耀盗。
KeyDB維護(hù)了三個(gè)關(guān)鍵的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)做鏈接管理：
clients_pending_write：線程專屬的鏈表，維護(hù)同步給客戶鏈接發(fā)送數(shù)據(jù)的隊(duì)列
clients_pending_asyncwrite：線程專屬的鏈表卦尊，維護(hù)異步給客戶鏈接發(fā)送數(shù)據(jù)的隊(duì)列
clients_to_close：全局鏈表叛拷，維護(hù)需要異步關(guān)閉的客戶鏈接
分成同步和異步兩個(gè)隊(duì)列，是因?yàn)閞edis有些聯(lián)動(dòng)api岂却，比如pub/sub忿薇，pub之后需要給sub的客戶端發(fā)送消息，pub執(zhí)行的線程和sub的客戶端所在線程不是同一個(gè)線程躏哩，為了處理這種情況署浩，KeyDB將需要給非本線程的客戶端發(fā)送數(shù)據(jù)維護(hù)在異步隊(duì)列中。
同步發(fā)送的邏輯比較簡(jiǎn)單扫尺，都是在本線程中完成筋栋，以下圖來(lái)說(shuō)明如何同步給客戶端發(fā)送數(shù)據(jù)：
如上文所提到的，一個(gè)鏈接的創(chuàng)建正驻、接收數(shù)據(jù)弊攘、發(fā)送數(shù)據(jù)、釋放鏈接都必須在同個(gè)線程執(zhí)行姑曙。異步發(fā)送涉及到兩個(gè)線程之間的交互襟交。KeyDB通過(guò)管道在兩個(gè)線程中傳遞消息：
int fdCmdWrite; //寫(xiě)管道
int fdCmdRead; //讀管道
本地線程需要異步發(fā)送數(shù)據(jù)時(shí)，先檢查client是否屬于本地線程渣磷，非本地線程獲取到client專屬的線程ID，之后給專屬的線程管到發(fā)送AE_ASYNC_OP::CreateFileEvent的操作授瘦，要求添加寫(xiě)socket事件醋界。專屬線程在處理管道消息時(shí)將對(duì)應(yīng)的請(qǐng)求添加到寫(xiě)事件中，如圖所示：
redis有些關(guān)閉客戶端的請(qǐng)求并非完全是在鏈接所在的線程執(zhí)行關(guān)閉提完，所以在這里維護(hù)了一個(gè)全局的異步關(guān)閉鏈表形纺。
鎖機(jī)制
KeyDB實(shí)現(xiàn)了一套類似spinlock的鎖機(jī)制，稱之為fastlock徒欣。
fastlock的主要數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)有：
struct ticket
{
uint16_t m_active; //解鎖+1
uint16_t m_avail; //加鎖+1
};
struct fastlock
{
volatile struct ticket m_ticket;
volatile int m_pidOwner; //當(dāng)前解鎖的線程id
volatile int m_depth; //當(dāng)前線程重復(fù)加鎖的次數(shù)
};
使用原子操作atomic_load_2逐样，atomic_fetch_add，__atomic_compare_exchange來(lái)通過(guò)比較m_active=m_avail判斷是否可以獲取鎖打肝。
fastlock提供了兩種獲取鎖的方式：
try_lock：一次獲取失敗脂新，直接返回
lock：忙等，每1024 * 1024次忙等后使用sched_yield 主動(dòng)交出cpu粗梭，挪到cpu的任務(wù)末尾等待執(zhí)行争便。
在KeyDB中將try_lock和事件結(jié)合起來(lái)，來(lái)避免忙等的情況發(fā)生断医。每個(gè)客戶端有一個(gè)專屬的lock滞乙，在讀取客戶端數(shù)據(jù)之前會(huì)先嘗試加鎖奏纪，如果失敗，則退出斩启，因?yàn)閿?shù)據(jù)還未讀取序调，所以在下個(gè)epoll_wait處理事件循環(huán)中可以再次處理。
Active-Replica
KeyDB實(shí)現(xiàn)了多活的機(jī)制兔簇，每個(gè)replica可設(shè)置成可寫(xiě)非只讀发绢，replica之間互相同步數(shù)據(jù)。主要特性有：
每個(gè)replica有個(gè)uuid標(biāo)志，用來(lái)去除環(huán)形復(fù)制
新增加rreplay API织鲸，將增量命令打包成rreplay命令诬烹，帶上本地的uuid
key，value加上時(shí)間戳版本號(hào)甚纲，作為沖突校驗(yàn)，如果本地有相同的key且時(shí)間戳版本號(hào)大于同步過(guò)來(lái)的數(shù)據(jù)朦前，新寫(xiě)入失敗介杆。采用當(dāng)前時(shí)間戳向左移20位，再加上后44位自增的方式來(lái)獲取key的時(shí)間戳版本號(hào)韭寸。
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