常见面试题-Redis专栏（一）

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了解 redis 中的大key吗？多大算是大key呢？如何解决？

答：

redis 的大 key 指的是 key 对应的 value 所占用的内存比较大。

对于 string 类型来说，一般情况下超过 10KB 则认为是大 key；对于set、zset、hash 等类型来说，一般数据超过5000条即认为是大 key

bigkey 除了会消耗更多的内存空间和带宽，还会对性能造成比较大的影响。应该避免系统中出现 bigkey。

查找大key：

1. 使用命令 redis-cli -p 6379 --bigkeys -i 3 在 redis 中查找大 key，通过 -i 控制扫描频率，表示扫描过程中每次扫描后休息的时间间隔为 3 秒。
2. 分析 RDB 文件来找出大 key。

解决大key：

1. 将大key切割为多个小key。（不推荐，这样需要修改业务代码）
2. 如果大key不是热点key，手动删除。redis4.0+ 使用 unlink 命令异步删除传入的key

了解 redis 中的热 key 吗？

答：

热 key 指的是在 redis 接收的读写请求中，某个 key 就占了一般甚至更多的请求，称为热 key。

处理热 key 会占用大量的 CPU 和带宽，如果在某一时间内大量访问热key，请求数量超过 redis 的处理能力或者热key正好在缓存中过期，就会导致线上服务崩溃。

需要对系统中的热 key 进行优化，确保系统的高可用和稳定性。

查找热key：

1. 使用 redis-cli --hotkeys 来查找热key，使用该命令时，需要设置 maxmemory-policy 为 LRU 算法，否则会报错。

2. 使用 monitor 命令来实时查看 redis 实例的操作情况，包括读写删除等操作。

   该命令对 redis 性能影响较大，谨慎使用。

   使用 monitor 命令并输出重定向至文件，在关闭 monitor 命令后对文件进行分析，即可找到这段时间内的热 key。

解决热key：

1. 使用二级缓存。将热 key 存储一份到 JVM 本地内存中（可以使用Caffeine）
2. 使用 redis 集群：在多个 redis 实例上都存储一份热 key，分散热 key 的访问请求
3. 读写分离：主节点处理写请求，从节点处理读请求

redis用的什么版本，6.0多线程体现在哪里？redis的性能瓶颈在哪里？

答：自己项目中的 redis 使用的 6.2.6版本。redis的性能瓶颈在于内存、网络IO处理速度。

redis6.0 引入了多线程，引入多线程的目的是为了提高网络IO的处理性能.

redis 的多线程只是用来处理网络请求，对于读写命令，还是使用单线程进行处理，因此并不存在线程安全的问题。

6.0多线程默认关闭，在 redis.conf 中设置 io-threads-do-reads yes 进行开启，并且设置线程个数io-threads 6

主线程与IO线程的协作流程：

1. 服务端和客户端建立Socket连接，并分配处理线程

   主线程负责接收建立连接请求。当有客户端请求和实例建立Socket连接时，主线程会创建和客户端的连接，并把 Socket 放入全局等待队列中。 紧接着，主线程通过轮询方法把Socket连接分配给IO线程。

2. IO线程读取并解析请求

   主线程一旦把Socket分配给IO线程，就会进入阻塞状态，等待IO线程完成客户端请求读取和解析。因为有多个IO线程在并行处理，所以，这个过程很快就可以完成。

3. 主线程执行请求操作

   等到IO线程解析完请求，主线程还是会以单线程的方式执行这些命令操作

谈谈Redis 的持久化策略？

Redis的确是将数据存储在内存的，但是也会有相关的持久化机制将内存持久化备份到磁盘，以便于重启时数据能够重新恢复到内存中，避免数据丢失的风险。而Redis持久化机制有三种：AOF、RDB、混合型持久化（4.x版本后提供）

• RDB持久化

  关闭 RDB 持久化只需要将 save 保存策略注释掉即可

  RDB持久化的方式有两种：

  • 手动save：阻塞当前 Redis，直到持久化完成，可能造成长时间阻塞，线上不建议使用。

    Redis 中 save 操作的配置：从右向左条件主键变弱，如果60s发生了10000次写操作，就进行持久化，如果没有达到，在300s时，如果有100次写操作就会持久化，如果没有达到在3600s，如果有一次写操作就会持久化

    

  • 手动bgsave：Redis 进程执行 fork 创建子进程进行持久化，阻塞事件很短。在执行Redis-cli shutdown关闭Redis服务时或执行flushall命令时，如果没有开启AOF持久化，自动执行bgsave

  bgsave子进程工作原理：

  由子进程继承父进程所有资源，且父进程不能拒绝子进程继承，bgsave子进程先将内存中的全量数据copy到磁盘的一个RDB临时文件，持久化完成后将该临时文件替换原来的dump.rdb文件。

  如果持久化过程中出现了新的写请求，则系统会将内存中发生数据修改的物理块copy出一个副本，bgsave 子进程会把这个副本数据写入 RDB 文件，在这个过程中，主线程仍然可以直接修改原来的数据，fork 使用了 写时复制技术（Copy-On-Write）。

  ​

  写时复制技术：

  目的是避免不必要的内存拷贝。

  在Linux系统中，调用 fork 系统调用创建子进程时，并不会把父进程所有占用的内存页复制一份，而是与父进程共用相同的内存页 ，而当子进程或者父进程对内存页 进行修改时才会进行复制 ------ 这就是著名的 写时复制 机制。

  那么bgsave中的写时复制技术即如果在持久化过程中，写入了新的数据，此时再去将元数据重新拷贝一份进行修改。

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  优点：

  • 使用单独子进程持久化，保证 redis 高性能。
  • RDB 持久化存储压缩的二进制文件，适用于备份、全量复制，可用于灾难备份，同时RDB文件的加载速度远超于AOF文件。

  缺点：

  • 没有实时持久化，可能造成数据丢失。
  • 备份时占用内存，因为Redis 在备份时会独立创建一个子进程，将数据写入到一个临时文件（需要的内存是原本的两倍）
  • RDB文件保存的二进制文件存在新老版本不兼容的问题。

• AOF持久化

  默认AOF没有开启，可在redis.conf中配置

  

  Redis7发生了重大变化，原来只有一个appendonly.aof文件，现在具有了三类多个文件：

  • 基本文件：RDB格式或AOF格式。存放RDB转为AOF当时内存的快照数据。该文件可以有多个。
  • 增量文件：以操作日志形式记录转为AOF后的写入操作。该文件可以有多个。
  • 清单文件：维护AOF文件的创建顺序，保证激活时的应用顺序。该文件只可以有1个。

  ​

  aof 文件中存储的 resp 协议数据格式，如果执行命令set a hello，aof文件内容如下：（*3代表有3条命令，$5代表有5个字符）

  *3
  $3
  set
  $1
  a
  $5
  hello
  

  AOF持久化时，其实是先写入缓存中，之后再同步到磁盘中，同步策略有三种：

  • appendfsync always：每次写入都同步到磁盘，最安全，但影响性能。
  • appendfsync everysec（推荐、默认配置）：每秒同步一次，最多丢失1秒的数据。
  • ```appendfsync no`` ：Redis并不直接调用文件同步，而是交给操作系统来处理，操作系统可以根据buffer填充情况/通道空闲时间等择机触发同步；这是一种普通的文件操作方式。性能较好，在物理服务器故障时，数据丢失量会因OS配置有关。

  优点：

  • 数据丢失风险较低，后台线程处理持久化，不影响客户端请求处理的线程。

  缺点：

  • 文件体积由于保存的是所有命令会比RDB大上很多，而且数据恢复时也需要重新执行指令，在重启时恢复数据的时间往往会慢很多。

  AOF的重写（Rewrite）机制：

  • 为了防止AOF文件太大占用大量磁盘空间，降低性能，Redis引入了Rewrite机制对AOF文件进行压缩

    Rewrite就是对AOF文件进行重写整理。当开启Rewrite，主进程redis-server创建出一个子进程bgrewriteaof，由该子进程完成rewrite过程。

    首先会对现有aof文件进行重写，将计算结果写到一个临时文件，写入完毕后，再重命名为原aof文件，进行覆盖。

  配置AOF重写频率

  # auto‐aof‐rewrite‐min‐size 64mb //aof文件至少要达到64M才会自动重写，文件太小恢复速度本来就很快，重写的意义不大
  # auto‐aof‐rewrite‐percentage 100 //aof文件自上一次重写后文件大小增长了100%则再次触发重写
  

  AOF的持久化流程图：

​

​

• 混合持久化开启

  默认开启，即AOF持久化的基本文件时的基本文件是RDB格式的。（必须先开启aof）

  

  混合持久化重写aof文件流程 ：aof 在重写时，不再将内存数据转为 resp 数据写入 aof 文件，而是将之前的内存数据做 RDB 快照处理，将 RDB快照+AOF增量数据 存在一起写入新的 AOF 文件，完成后覆盖原有的 AOF 文件。

  ​

  Redis重启加载数据流程：

  1. 先加载 RDB 数据到内存中
  2. 再重放增量 AOF 日志，加载 AOF 增量数据

  优点：

  • 结合了 RDB 和 AOF，既保证了重启 Redis 的性能，又降低数据丢失风险

  缺点：

  • AOF 文件中添加了 RDB 格式的内容，使得 AOF 文件的可读性变得很差；

Redis 的数据备份策略

1. 写crontab定时调度脚本，每小时都copy一份rdb或aof的备份到一个目录中去，仅仅保留最近48小时的备份

1. 每天都保留一份当日的数据备份到一个目录中去，可以保留最近1个月的备份
2. 每次copy备份的时候，都把太旧的备份给删了
3. 每天晚上将当前机器上的备份复制一份到其他机器上，以防机器损坏

Redis内存过期策略

答：

Redis中提供了8种内存淘汰策略：

volatile-lru：针对设置了过期时间的key，使用LRU算法进行淘汰 allkeys-lru：针对所有key使用LRU算法进行淘汰 volatile-lfu：针对设置了过期时间的key，使用LFU算法进行淘汰 allkeys-lfu：针对所有key使用LFU算法进行淘汰 volatile-random:从设置了过期时间的key中随机删除

allkeys-random:从所有key中随机删除 volatile-ttl：删除生存时间最近的一个键 noeviction（默认策略）：不删除键，返回错误OOM，只能读取不能写入

总结一下：也就是从过期的key或者所有的key中使用 LRU或者LFU或者随机 删除策略进行淘汰

缓存雪崩是什么？如何解决？

答：缓存雪崩造成的原因是：大量缓存数据在同一时间过期或者Redis宕机，此时如果有大量的请求无法在Redis中处理，会直接访问数据库，从而导致数据库的压力骤增，甚至数据库宕机

出现原因：缓存过期、Redis故障

缓存过期解决：

1. 给过期时间加上一个随机数
2. 互斥锁，当缓存失效时，加互斥锁，保证同一时间只有一个请求来构建缓存
3. 缓存预热，在系统启动前，提前将热点数据加载到缓存中，避免大量请求同时访问数据库

Redis故障解决：

1. 服务熔断或请求限流
2. 构建Redis缓存高可靠集群

缓存穿透是什么？如何解决？

答：缓存穿透造成的原因是访问数据库中不存在的数据，即数据库和缓存都不命中

缓存穿透就是访问大量数据库中不存在的设备，每次都需要去数据库中查询，失去了缓存保护后端存储的意义。

造成原因：

• 自身代码问题
• 恶意攻击

解决方案有两种：

1. 如果访问数据库中不存在的数据，则将该数据设置为字符串{}并且放入缓存，避免访问不存在的数据而大量请求打到数据库，缓存 kv 格式为：empty_cache_key: {}

   // 设置key为空缓存
   redisUtil.set(productCacheKey, "{}", 60 + new Random().nextInt(30), TimeUnit.SECONDS);
   // 如果访问到空缓存，重新刷新空缓存的过期时间
   redisUtil.expire(productCacheKey, 60 + new Random().nextInt(30), TimeUnit.SECONDS);

2. 布隆过滤器：在使用布隆过滤器时，先将所有数据hash到一个位图中，之后接收客户端请求时，先去布隆过滤器中判断数据是否存在，如果不存在，则直接返回空，不会请求数据库。

   在SpringBoot中，我们可以使用Guava提供的布隆过滤器实现缓存穿透的解决方案。

缓存击穿是什么？如何解决？

答：缓存击穿造成的原因是：热点key失效

同一时间批量添加数据，并且数据的过期时间相同，大量数据同一时间缓存失效可能导致大量请求直达数据库，如果请求过多，数据库会挂掉。

解决：

批量添加数据的话，在设置的过期时间上再加上一个随机时间即可。

// 过期时间 = cache_timeout + new Random().nextInt(5) * 60 * 60;

还可通过互斥锁解决

Redis 的 key 删除策略了解吗？

答：

• 惰性删除：key过期后任然留在内存中不做处理，当有请求操作这个key的时候，会检查这个key是否过期，如果过期则删除，否则返回key对应的数据信息。（惰性删除对CPU是友好的，因为只有在读取的时候检测到过期了才会将其删除。但对内存是不友好，如果过期键后续不被访问，那么这些过期键将积累在缓存中，对内存消耗是比较大的。）
• 定期删除：Redis数据库默认每隔100ms就会进行随机抽取一些设置过期时间的key进行检测，过期则删除。（定期删除是定时删除和惰性删除的一个折中方案。可以根据实际场景自定义这个间隔时间，在CPU资源和内存资源上作出权衡。）
• Redis默认采用定期+惰性删除策略。

Redis 的主从机制有哪些好处？哪里存在问题？

答：

主从机制好处：

• 主从机制为后续的高可用机制打下了基础，可以将数据同步到多个从节点，做到灾备的效果
• 通过主写从读的形式实现读写分离，提高 Redis 吞吐量。

主从机制同样存在一些问题：

• 如果主节点宕机，需手动从 slave 选择一个新的 master，同时需修改应用方的主节点地址，还需要命令所有从节点去复制新的主节点。
• 写入性能受主节点限制
• 木桶效应：整个Redis节点群能够存储的数据容量受到所有节点中内存最小的那台限制，比如一主两从架构：master=32GB、slave1=32GB、slave2=16GB，那么整个Redis节点群能够存储的最大容量为16GB

Redis Sentinel 有什么作用？

答：

在主从集群基础上，使用 Sentinel（哨兵） 角色来帮我们监控 Redis 节点运行状态，并自动实现故障转移，当 master 节点出现故障时，Sentinel 根据规则选一个 slave 升级为 master，确保集群可用性，在这个过程中不需要人工介入。

Redis Sentinel的主要功能是：

• 监控 redis 节点状态是否正常
• 故障转移，确保 redis 系统的可用性

一般主从复制+哨兵一起使用，使用3台哨兵+1个主从集群（1master，2slave）

Redis Sentinel + 主从模式 存在的问题：

• Redis Sentinel 在主节点挂了之后，选举主节点中断时间达几秒甚至十几秒，期间无法进行写入操作
• 只有一个主节点对外提供服务，无法提供很高的并发，并且单个节点内存不宜设置过大，导致持久化文件过大，影响数据恢复和主从同步效率

Redis 切片集群了解吗？

答：

Redis 切片集群是目前使用比较多的方案，Redis 切面集群支持多个主从集群进行横向扩容，架构如下：

使用切片集群有什么好处？

• 提升 Redis 读写性能，之前的主从模式中，只有 1 个 master 可以进行写操作，在切片集群中，多个 master 承担写操作压力

• 多个主从集群进行存储数据，比单个主从集群存储数据更多

  比如10G数据，1个主从集群的话，1个master需要存储10G，对有3个主从集群的切片集群来说，只需要master1存储3G，master2存储3G，master3存储4G即可

• 具备主从复制、故障转移

  切片集群中的每一个主从集群中，slave 节点不支持读，只做数据备份，因为已经有其他master节点分担压力

切片集群支持水平扩容，可以无限扩容吗？

不可以，官方推荐不要超过1000个，因为各个小集群之间需要互相进行通信，如果水平节点过多，会影响通信效率。

切片集群中插入数据时，数据被放在哪个master中？

Redis 切片集群中，数据是通过 哈希槽分区 来存储的，Redis 切片集群中有 16384 个哈希槽，每一个 master 会拿到一些槽位，在向切片集群中插入数据时，会根据 key 计算对应的哈希槽，插入到对应的哈希槽中，那么计算出来的哈希槽在哪个master中，数据当然也就被存放在对应的master上。（在切片集群中，只有master节点才有插槽，slave节点没有插槽）

切片集群中如果一个master挂了，如何选举主节点？

当 master 挂了之后，该 master 下的所有 slave 会向所有节点广播 FAILOVER_AUTH_REQUEST 信息，其他节点收到后，只有 master 响应，master 会相应第一个收到的 FAILOVER_AUTH_REQUEST 信息，并返回一个 ack，尝试发送 failover 的 slave 会收集 master 返回的 FAILOVER_AUTH_ACK，当 slave 收到超过半数的 master 的 ack 后，就会变成新的 master。

这样会导致 slave 一直没收到超过半数的 master 的 ack，难道要一直选举吗？

其实不会导致 slave 一直选举的，因为在 slave 知道 master 挂了之后，会经过一个延时时间 delay 之后再去给所有节点发送选举消息

延迟时间计算：delay = 500ms + random(0~500ms) + slave_rank * 1000ms （版本不同可能不一样，原理大致相同）

slave_rank表示slave已经从master复制数据的总量的rank，rank越小，表示复制的数据越新，该slave节点也就越先发起选举。

因此数据量越多的 slave 就越早发送选举消息，也就越早得到 master 的 ack，成为新的 master。

集群切片中的脑裂问题了解吗？如何解决？

比如一个主从集群：master1 对应两个从节点 slave1、slave2，如果master1和两个从节点出现网络分区，两个slave会选举出来一个新的master节点，客户端是可以感知到两个master，但是两个master之间因为网络分区无法感知，客户端会向这两个master都写入数据，之后如果网络分区恢复，其中一个master变为slave，就会导致数据丢失问题。

如何解决？添加redis配置：

min-slave-to-write 1 

表示写数据时，写入master之后，不立即返回客户端写成功，而是去slave同步数据，取值为1表示最少同步1个slave之后，才算数据写成功，如果同步的slave节点数量没有达到我们配置的值，就算数据写失败，取值建议：集群总共3个节点，可以取1，这样集群中超过半数（1个master + 1个slave）都写入数据成功，才算写成功。

但是这个配置为了数据的一致性，牺牲了一定的集群可用性，如果一个master的所有slave都挂了，这个小集群就不可用了，master无法写入数据。

一般不使用，redis丢一点数据也影响不大，所以主要还是保证redis的可用性

集群是否完整才能对外提供服务？

当redis.conf配置 cluster-require-full-coverage no 时，表示如果一个主从集群全部挂掉之后，集群仍然可用，如果为 yes，表示不可用

比如有3个主从集群，其中一个主从集群全部瘫痪，配置为no，则整个集群仍然可以正常工作

Redis集群如何对批量操作命令的支持？

对于 mset、mget 这样的多个 key 的原生批量操作命令，redis 集群只支持所有key落在同一个slot的情况，如果多个key一定要用mset在redis集群上操作，则可以在key之前加上{XX}，这样就会根据大括号中的内容计算分片hash，确保不同的key落在同一slot内，例如：

mset {user1}: name zhuge {user1}:age 18

虽然name和age计算出来的 hash slot 值不同，但是前边加上大括号{user1}，redis集群就会根据 user1 计算插槽值，最后name和age可以放入同一插槽。