Redis 八股详解

sleP4o2026-05-12 8:10

文章目录

一、数据类型

总览

数据结构 底层实现 典型使用场景
String SDS动态字符串 缓存、计数器、分布式锁
Hash ziplist / hashtable 存对象、购物车
List quicklist 消息队列、最新列表
Set hashtable / intset 去重、共同好友、抽奖
ZSet ziplist / skiplist 排行榜、延迟队列
BitMap String扩展 签到、用户在线状态
HyperLogLog 概率算法 UV统计
GEO ZSet(GeoHash 编码) 附近的人、打车计算距离
Stream Radix Tree(基数树) + listpack 消息队列（支持多消费族、消息持久化、ACK）

五大基本类型

String

最大 512 MB

  1. 内部实现：int + SDS

    • SDS 不仅可以保存文本数据，还可以保存二进制数据，如图片、音频等
    • SDS 获取字符串长度的时间复杂度是 O(1)，用 len 属性
    • Redis 的 SDS API 是安全的，拼接字符串不会造成缓冲区溢出

    字符串对象的内部编码（encoding）有 3 种 ：int、raw和 embstr，可以把 Redis 存储数据想象成搬家包装

    1. int（极简装），整数类型直接用 redisObject 里的指针位置存储，省略 SDS
    2. embstr（一体化礼盒），小件物品，如 44 字节内的短字符串(Redis 5.0)，使用 redisObject + SDS 存储并放在一块连续的内存中
    3. raw（普通快递），大件，如长字符串，使用 SDS 存储并且用 redisObject 记录存储位置，找的时候先去后者找位置再顺着位置找物品

    embstr 实际上是只读的，一旦修改会暴力升级为 raw，因为其设计初衷就是为了极致的查询性能，分配的是固定大小的连续空间，一旦修改就有可能装不下，必须重新分配内存，即写时升级

  2. 常用命令

    redis 复制代码 
    # 设置 key-value 类型的值（可带过期时间）
SET name abc [EX seconds]

# 根据 key 获得对应的 value
GET name

# 原子自增 +1
INCR key     

# 原子自增 +N
INCRBY key 10

# 不存在才设置（not exists）（分布式锁的基础）
SETNX name abc

  3. 应用场景

    复制代码 
    # ① 缓存用户信息（JSON序列化存入）
SET user:1001 '{"name":"xmon","age":21}' EX 3600	# 直接缓存整个对象的JSON
# 采用将 key 进行分离为 user:ID:属性，采用 MSET 存储，用 MGET 获取各属性值
MSET user:1:name xiaolin user:1:age 18 user:2:name xiaomei user:2:age 20

# ② 计数器（文章阅读数、点赞数）
INCR article:read:8888
# 原子操作，不用担心并发问题

# ③ 分布式锁
SET lock:order:1001 uuid NX EX 30
# NX = 不存在才设置，保证只有一个人能拿到锁
# EX = 自动过期，防止死锁
# 释放锁时，先比较 uuid 是否相等，避免锁的误释放
if redis.call("get",KEYS[1]) == ARGV[1] then
	return redis.call("del" ,KEYS[1])
else
	return 0
end

List

有序、可重复的链表，支持两端操作，按照插入顺序排序

  1. 内部实现：双向链表或压缩列表

    • 元素小于 512 个，值小于 64 字节，使用压缩列表
    • 否则使用双向链表

    在 Redis 3.2 之后，List 只由 quicklist 实现，替代上面两者，从 Redis7.0 +，quicklist 节点内部用来保存元素的压缩列表也被 listpack 替代

    现在的 Quicklist 是一个双向链表，但每一个节点都是一个 Listpack，保证了插入删除的效率并且极大压缩了空间

  2. 常用命令

    复制代码 
    LPUSH list a b c    # 从左边推入：c b a
RPUSH list x        # 从右边推入：c b a x
LPOP list           # 从左边弹出
RPOP list           # 从右边弹出

LRANGE list 0 -1    # 查看全部元素
LLEN list           # 长度
BLPOP list 10       # 阻塞式弹出，最多等10秒

  3. 应用场景

    复制代码 
    # ① 最新消息列表（只保留最新100条）
LPUSH news:feed article:9999
LTRIM news:feed 0 99   # 只保留前100条

# ② 简单消息队列
# 生产者
RPUSH queue:email task_001
# 消费者（BLPOP 没消息时阻塞等待，不用轮询）
BLPOP queue:email 0

    消息队列存取消息时的三个需求：消息保序（顺序性）、处理重复的消息（幂等性）和保证消息的可靠性（不丢失）

    1. 如何满足消息保序需求？

      Redis List 本身就是天然保序的，实现时保证单进单出，发送方使用 LPUSH 将消息按顺序放入队列，接收方使用 RPOP/BRPOP 按顺序取出

      并发问题：如果有多个消费者同时从 List 里拿消息，由于执行速度不同顺序会乱

      解决：将需要保序的消息通过 Hash 取模，发往同一个特定的 List，并保证一个 List 只由一个消费者处理

    2. 如何处理重复的消息？

      核心思想：做操作前先检查

      解决方案：全局唯一 ID + 去重表

      1. 生成 ID：生产者发送消息时，给每条消息报一个全局唯一ID（雪花算法ID/订单号）
      2. 去重判断：消费者拿到消息时，先去 Redis 的 SET 或 String 查一下这个 ID 是否存在
        • 没查到：新消息，处理业务，将 ID 存入 Redis
        • 查到：重复消息，直接丢弃，不执行业务逻辑

    3. 如何保证消息可靠性？

      消费者拿走消息后突然宕机，消息在内存中消失了

      解决：使用 RPOPLPUSH 指令（备份队列模式），让消费者程序从一个 List 中读取消息，同时，Redis 会把这个消息再插入到另一个 List（可以叫作备份 List）留存

    ⚠️ List 作消息队列有缺陷：不支持重复消费、无 ACK 机制。 生产环境消息队列建议用 Stream 或 RocketMQ/Kafka。

Hash

压缩列表或哈希表，适合存结构化对象

  1. 内部实现：压缩列表或哈希表

    • 元素个数小于 512 个且所有值小于 64 字节，使用压缩列表
    • 否则使用哈希表

    Redis 7.0 ，压缩列表已废弃，交由 Listpack 实现

  2. 常用命令

    复制代码 
    HSET user:1001 name xmon age 21 city beijing	# 存储一个哈希表key的键值
HGET user:1001 name          # 取单个字段
HMGET user:1001 name age     # 取多个字段
HGETALL user:1001            # 取全部
HDEL user:1001 name age			 # 删除字段
HLEN user:1001 							 # 返回filed数量
HINCRBY user:1001 age 1      # 某字段自增

  3. 应用场景

    复制代码 
    # ① 缓存对象
# 存储一个哈希表uid:1的键值
HMSET uid:1 name Tom age 152
# 存储一个哈希表uid:2的键值
HMSET uid:2 name Jerry age 13
# 获取哈希表用户id为1中所有的键值
HGETALL uid:1

# ② 购物车：key=cart:uid，field=商品id，value=数量
HSET cart:1001 item:5001 2    # 商品5001加2个
HINCRBY cart:1001 item:5001 1 # 再加1个
HGETALL cart:1001             # 获取完整购物车
HDEL cart:1001 item:5001      # 删除某商品

和 String 存 JSON 的对比：

Hash String+JSON
修改单字段 ✅ 直接 HSET ❌ 需要整个反序列化再序列化
内存 字段少时用 ziplist，省内存 相对多
适合场景 字段经常单独更新 整存整取

存储对象时，一般用String + Json，对象中某些频繁变化的属性可以考虑抽出来用 Hash 类型存储

Set

无序、不重复的集合，支持集合运算

  1. 内部实现：哈希表或整数集合

    • 如果元素为整数且个数小于 512，使用整数集合
    • 否则使用哈希表

  2. 常用命令

    复制代码 
    SADD set a b c      # 添加元素
SREM set a          # 删除元素
SISMEMBER set b     # 判断是否存在
SMEMBERS set        # 获取所有元素
SCARD set           # 元素数量

# 集合运算
SINTER set1 set2    # 交集（共同好友）
SUNION set1 set2    # 并集
SDIFF set1 set2     # 差集

SRANDMEMBER set 3   # 随机取3个（不删除）
SPOP set 1          # 随机弹出1个（删除）

  3. 应用场景

    复制代码 
    # ① 共同好友
SADD friends:A user1 user2 user3
SADD friends:B user2 user3 user4
SINTER friends:A friends:B   # → user2, user3

# ② 抽奖（不重复中奖用SPOP，可重复用SRANDMEMBER）
SADD lottery uid1 uid2 uid3 uid4 uid5
SPOP lottery 3   # 随机抽3个中奖用户

# ③ 文章标签
SADD article:8888:tags java backend redis
SMEMBERS article:8888:tags

ZSet（Sorted Set）

有序、不重复 ，每个元素带一个 score 分数，按 score 自动排序，最强大的数据结构

  1. 内部实现：压缩列表或跳表

    • 有序集合的元素小于128个，且值小于64字节，使用压缩列表
    • 否则使用条表

    Redis 7.0 压缩列表 -> Listpack

  2. 常用命令

    复制代码 
    ZADD rank 100 user1 200 user2 150 user3
ZRANGE rank 0 -1 WITHSCORES      # 升序
ZREVRANGE rank 0 -1 WITHSCORES   # 降序
ZRANK rank user1                  # 升序排名
ZREVRANK rank user1               # 降序排名（排行榜用这个）
ZSCORE rank user1                 # 获取分数
ZINCRBY rank 50 user1             # 加分
ZRANGEBYSCORE rank 100 200        # 按分数范围查

  3. 应用场景

    复制代码 
    # ① 实时排行榜
ZINCRBY game:score 10 user1001    # 用户得了10分
ZREVRANGE game:score 0 9 WITHSCORES  # 取前10名

# ② 延迟队列（score 存执行时间戳）
ZADD delay:queue 1735000000 task_001  # 定时执行的任务
# 定时轮询：取 score <= 当前时间 的任务执行
ZRANGEBYSCORE delay:queue 0 [current_time]

特殊类型

BitMap

把每个 bit 位当作一个 boolean 用，极省内存 ，适合一些数据量大且使用二值统计的场景

  1. 内部实现：String

  2. 常用命令

    复制代码 
    SETBIT key offset value	# 设置值，value只能为0/1
GETBIT key offset				# 获取值
BITCOUNT key start end 	# 获取指定范围内为1的个数

  3. 应用场景

    复制代码 
    # ① 签到统计，1亿用户的签到，只需 ~12MB
SETBIT sign:user:1001 20250101 1   # 1号签到
GETBIT sign:user:1001 20250101     # 查询某天
BITCOUNT sign:user:1001            # 统计签到总天数

# ② 连续签到用户总数
＃ 与操作：统计三天连续打卡的用户数
BITOP AND sign:user 20250101 20250102 20250103
# 统计 bit 位= 1 的个数
BITCOUNT sign:user

HyperLogLog

提供不精确的去重计数 ：用极小内存（固定 12KB ）估算集合的基数（不重复元素个数），误差约 0.81%

  1. 常用命令

    复制代码 
    PFADD uv:page:home user1 user2 user3   # 添加元素
PFCOUNT uv:page:home                    # 估算UV数量
PFMERGE uv:total uv:page:home uv:page:about  # 合并

  2. 应用场景

    复制代码 
    # 每次用户访问，记录 uid
PFADD uv:2025:0101 user_001
PFADD uv:2025:0101 user_002
PFADD uv:2025:0101 user_001  # 重复访问，不计入
PFCOUNT uv:2025:0101          # → 2

UV 不需要精确值，允许少量误差，HyperLogLog 是最优解 如果用 Set 存 uid，1000万用户要几百MB；HyperLogLog 永远只用 12KB

GEO

  1. 内部实现：没有设计新的底层数据结构，而是直接使用ZSet 集合

  2. 应用场景

    复制代码 
    # 滴滴打车
# ID号为33的车辆的当前经纬度位置存入 GEO 集合中
GEOADD cars: locations 116.034579 39.03045233		
# 查找以这个经纬度为中心的 5 公里内的车辆信息，并返回给 LBS 应用
GEORADIUS cars: locations 116.05457939.030452 5 km ASC COUNT10

Stream

Redis5.0 新增，是专门为消息队列设计的数据类型，它支持消息的持久化、支持自动生成全局唯一ID、支持 ack 确认消息的模式、支持消费组模式等，让消息队列更加的稳定和可靠

  1. 常用命令

    • XADD：向流中添加消息（自动生成唯一 ID）

    • XLEN：查询消息长度

    • XREAD：直接读取消息（支持阻塞模式）

    • XDEL：根据 ID 删除消息

    • DEL：删除整个 stream

    • XGROUP CREATE：创建消费组

    • XREADGROUP：组内成员读取消息（读取后消息进入 PEL 列表）

    • XPENDING 和 XACK

      • XPENDING：查询每个消费组内所有消费者「已读取、但尚未确认」的消息

      • XACK：确认消息处理完成，将其从 PEL（未确认列表）中移除

  2. 应用场景

    复制代码 
    # 消息队列
XADD mymq * name xiaolin	# 生产者通过 XADD 命令插入一条消息
XREAD STREAMS mymq 1654254953807-0	# 从 ID 号为 1654254953807-0 的消息开始，读取后续的所有消息
XREAD BLOCK 10000 STREAMS mymq $	# 阻塞读，命令最后的"$"符号表示读取最新的消息

# 特有功能
# 1.XGROUP 创建消费组
XGROUP CREATE mymq group1 0-0	# 创建一个名为 group1 的消费组，0-0 表示从第一条消息开始读取
XREADGROUP GROUP group1 consumer1 STREAMS mymq >	# 命令最后的参数">"，表示从第一条尚未被消费的消息开始读取

    基于 Stream 实现的消息队列，如何保证消费者在发生故障或宕机再次重启后，仍然可以读取未处

    理完的消息？

    消费者可以在重启后，用 XPENDING 命令查看已读取、但尚未确认处理完成的消息

    小结

    • 消息保序：XADD/XREAD
    • 阻塞读取：XREAD block
    • 重复消息处理：Stream 在使用 XADD 命令，会自动生成全局唯一ID；
    • 消息可靠性：内部使用 PENDING List 自动保存消息，使用 XPENDING命令查看消费组已经读取但是
      未被确认的消息，消费者使用 XACK确认消息；
    • 支持消费组形式消费数据

    Redis 基于 Stream 消息队列与专业的消息队列有哪些差距？

    1、Redis Stream 消息会丢失吗？

    Redis 在队列中间件环节无法保证消息不丢。像 RabbitMQ 或 Kafka 这类专业的队列中间件，在使用时是部署一个集群，生产者在发布消息时，队列中间件通常会写「多个节点」，也就是有多个副本，这样一来，即便其中一个节点挂了，也能保证集群的数据不丢失。

    2、Redis Stream 消息可堆积吗？

    • 如果你的业务场景足够简单，对于数据丢失不敏感，而且消息积压概率比较小的情况下，把 Redis 当作队列是完全可以的
    • 如果你的业务有海量消息，消息积压的概率比较大，并且不能接受数据丢失，那么还是用专业的消息队列中间件吧

底层数据结构

指的并不是 String, List, Hash, Set, ZSet 等数据类型（数据的保存形式），这些对象底层实现就用到了数据结构，它们的对应关系如下

总览

键值对数据库如何实现？

实现：一个全局的哈希表（Dict）加上多态的底层数据结构（redisObject）
核心机制：

  1. 全局哈希表 Global Hash Table

    每个数据库的底层都是一个 redisDb 结构体，其中有最重要的 dict字典结构

    • 全局哈希表由一个一维数组组成，数组的每个元素指向一个哈希桶 Bucket
    • 当执行 GET/SET 时，Redis 会计算哈希值，然后对数组长度取模定位到对应的哈希桶（O(1)）

  2. 万物皆可 redisObject

    全局哈希表中，Key 为固定字符串，由 SDS 实现，目的是解决获取长度为 O(N) + 杜绝缓冲区溢出 + 实现二进制安全，Value 则被统一包装成 redisObject

    c 复制代码 
    typedef struct redisObject {
    unsigned type:4;       // 逻辑类型：String, List, Hash, Set, Zset 等
    unsigned encoding:4;   // 物理编码：如 int, embstr, raw, hashtable, skiplist 等
		// 通过 type 和 encoding 的解藕，Redis 可以在不同场景下无缝切换底层结构
    unsigned lru:LRU_BITS; // 记录最后一次被访问的时间（用于内存淘汰策略）
    int refcount;          // 引用计数（用于内存回收）
    void *ptr;             // 指向底层实际数据结构的指针
} robj;

  3. 哈希冲突与链式哈希 Chained Hashing

    链地址法解决哈希冲突：当多个 Key 被映射到同一个哈希桶时，它们会被组织成一个单向链表，新插入的节点采用头插法，因为 Redis 认为新插入的数据更容易被再次访问

  4. 渐进式 Rehash Progressive Rehash

    数据不断写入 -> 哈希冲突增多 -> 链表加长 -> 查询性能下降 -> 哈希表扩容(Rehash)

    考虑到一次性完成数据迁移引起线程阻塞问题，因此设计Rehash：

    1. 双表机制：dict结构包含两个哈希表数组 ht[0](default) & ht[1]
    2. 分配空间：扩容时，先为ht[1]分配两倍于ht[0]的空间
    3. 分批迁移：维护一个索引计数器rehashidx，在 Rehash 期间，每次处理 CRUD 时 Redis 会顺手将 ht[0] 在 rehashidx 索引上的所有键值对迁移到 ht[1] ，然后 rehashidx ++
    4. 无缝切换：当数据迁移完毕后，将 ht[1] 设置为 ht[0]，并释放原来的 ht[0]

    Rehash 期间，先查 ht[0] 再查 ht[1]，SET 操作一律写入ht[1]，保证 ht[0] 只减不增

SDS

C 语言字符串缺陷
  1. 获取字符串长度时间复杂度为 O(N)
  2. 字符串不能含有 "\0" 字符，因此其不能保存像图片、音频、视频文化这样的二进制数据
  3. 字符串不会记录自身缓冲区大小，操作函数不高效不安全，有缓冲区溢出的风险，可能导致程序终止
数据结构
c 复制代码 
struct sdshdr {
    int len;      // 已使用长度
    int alloc;    // 分配的总长度
    char flags;   // 类型标识
    char buf[];   // 实际数据
};

  • len，记录字符串长度：时间复杂度 O(1)（使得字符串能含有 \0 字符，能保存图片、音频等）

  • alloc，分配给字符数组的空间长度 ：修改字符串-> alloc - Len 计算剩余空间 -> 不满足，扩容（解决缓冲区溢出和）

    复制代码 
    修改后长度 < 1MB  → 额外分配同等大小（len * 2）
修改后长度 ≥ 1MB  → 额外分配 1MB

    惰性空间释放：字符串缩短时不立即释放内存，len 减小但 alloc 不变，下次增长直接用

  • flags，用来表示不同类型的SDS ：5 种类型，分别是 sdshdr5、sdshdr8、sdshdr16、

    sdshdr32 和 sdshdr64，它们数据结构中的 len 和 alloc 成员变量的数据类型不同，目的是为了能灵活保存不同大小的字符串，从而有效节省内存空间

  • buf\[\]，字节数组，保存实际数据：不仅可以保存字符串，也可以保存二进制数据

链表 list

Redis 实现了一个经典的双向链表

结构
c 复制代码 
// 节点
typedef struct listNode {
    struct listNode *prev;	// 前置节点
    struct listNode *next;	// 后置节点
    void *value;        		// 节点的值，void* 可以存任意类型
} listNode;

// 链表
typedef struct list {
    listNode *head;							// 链表头节点
    listNode *tail;							// 链表尾节点
    unsigned long len;					// 链表节点数量
    void *(*dup)(void *ptr);    // 复制函数
    void (*free)(void *ptr);    // 释放函数
    int (*match)(void *ptr, void *key);  // 比较函数
} list;
优点：
  • 双向：每个节点有 prev/next，方便从两端操作
  • 带头尾指针：获取头尾节点 O(1)
  • 带长度：获取长度 O(1)
  • 无环：头的 prev 和尾的 next 都是 NULL
  • 多态 ：通过 void* + 函数指针支持存储任意类型
缺点（也是为什么后来被取代的原因）
  • 每个节点单独分配内存，内存不连续，碎片多，缓存命中率低，CPU 缓存不友好
  • 每个节点有 prev/next 两个指针，额外内存开销大

Redis 3.2 之后 List 类型的底层已经不用 linkedlist，改用 quicklist

压缩链表 ziplist

为了节省内存设计的紧凑型连续内存结构，没有指针，所有数据挨在一起

内存布局
  • zlbytes：整个 ziplist 占用字节数
  • zltail ：尾部节点距离起始地址有多少字节，即最后一个 entry 的偏移量（方便从尾部操作）
  • zllen ：entry 数量
  • zlend ：结束标志，固定 0xFF（十进制255）
每个 entry 的结构
  • previous_entry_length：前一个entry的长度（用于从后往前遍历）
  • encoding：数据类型（字符串和整数）和长度
  • data：实际数据（整数或字节数组）

插入数据时，会根据数据大小和类型会使用不同空间大小的 prevlen 和 encoding 这两个元素里保存的信息（节省内存）

优点
  • 内存连续紧凑，没有指针开销
  • 小整数用特殊 encoding 直接编码，极省内存
致命缺点：连锁更新

ziplist 中，每个节点都会记录前一个节点的长度（prevlen）：

  • 如果前一个节点长度 < 254 字节 ，prevlen 占用 1 字节

  • 如果前一个节点长度 ≥ 254 字节 ，prevlen 占用 5 字节

    假设有 N 个 entry，每个 previous_entry_length 都是 1 字节（前一个entry长度<254）且长度都在 250-253 字节之间

    现在在头部插入一个大 entry（长度≥254）
    → 第1个entry的 previous_entry_length 需要从1字节扩为5字节
    → 第1个entry变大了，第2个entry的 previous_entry_length 也要扩
    → 第2个entry变大了，第3个entry也要扩...
    → 最坏情况 O(n) 次内存重分配！

这就是连锁更新（cascade update），是 ziplist 被 listpack 取代的直接原因

哈希表 hash

Redis 的哈希表实现，也是 HashMap 的经典实现思路。

数据结构
c 复制代码 
typedef struct dict {
    dictht ht[2];   // 两个哈希表！用于渐进式 rehash
    int rehashidx;  // -1 表示未在 rehash
} dict;

typedef struct dictht {
    dictEntry **table;    // 数组，每个槽是链表头
    unsigned long size;   // 数组大小（2的幂次）
    unsigned long sizemask; // size-1，用于取模
    unsigned long used;   // 已有节点数
} dictht;

typedef struct dictEntry {
  void *key;	// 键值对中的键
  union {			// 键值对中的值
    void *val;
    uint64_t u64;
    int64_t s64;
    double d;
  } v;				
  struct dictEntry *next;	// 指向下一个哈希表节点，形成链表
} dictEntry;

哈希表的优点在于，它能以 O(1) 的速度快速查询速度（将 key 通过 hash 函数计算），但随着数据的不断增多，哈希冲突的可能性也会越高

哈希冲突

哈希表是一个数组，数组中每一个元素就是一个哈希桶

**什么是哈希冲突？**当有两个以上数量的 kay 被分配到了哈希表中同一个哈希桶上时，此时称这些 key 发生了冲突

有一个可以存放8个哈希桶的哈希表，key1 经过哈希函数计算后并取模，结果值为 1，那么就对应哈希桶1，类似的，key9和 key10分别对应哈希桶 1 和桶 6，此时，key1 和 key9 对应到了相同的哈希桶中，这就发生了哈希冲突

链地址法 ：冲突时新节点插入链表头部（O(1)）

复制代码 
table[0] → entry_A → entry_B → NULL
table[1] → NULL
table[2] → entry_C → NULL

链式哈希的局限性也很明显，随着链表长度增加，查询这一位置上的数据的耗时就会增加（O(n)），此时需要对哈希表的大小进行扩展（rehash）。

渐进式 rehash

负载因子 = 哈希表已保存节点数量 / 哈希表大小（used/size）

为什么需要 rehash？ 负载因子（load factor）过高时查询退化，需要扩容。

为什么是渐进式？ 如果一次性把几百万个 key 全部迁移，Redis 会卡住很长时间，影响服务。

渐进式 rehash 过程：

复制代码 
1. 分配 ht[1]，大小为 ht[0] 的 2 倍
2. 设置 rehashidx = 0，表示从第 0 个桶开始迁移
3. 每次对 dict 的增删改查操作，顺带迁移 rehashidx 对应桶的数据
4. 同时查询时，ht[0] 和 ht[1] 都查
   新写入只写 ht[1]
5. rehashidx 逐渐递增，直到 ht[0] 全部迁移完
6. ht[0] = ht[1]，rehashidx = -1，完成
时间线：
[操作1] 迁移 bucket[0]，rehashidx=1
[操作2] 迁移 bucket[1]，rehashidx=2
...
[操作n] 迁移完所有桶，rehash 结束

渐进式的代价： rehash 期间同时存在两张表，内存占用翻倍。

触发条件

  • load factor >= 1 && 未执行 RDB 快照（bgsave）或 AOF 重写（bgrewriteaof）
  • load factor >= 5

整数集合 inset

Set 里全是整数且数量少时使用，比 hashtable 省内存。

结构
c 复制代码 
typedef struct intset {
    uint32_t encoding;  // 编码方式：int16 / int32 / int64
    uint32_t length;    // 元素数量
    int8_t contents[];  // 元素数组（有序！）
} intset;
特性
  • 元素有序存储 ，查找用二分查找 O(log n)
  • 内存连续紧凑，无指针开销
升级机制

当新插入的整数超出当前 encoding 范围时，自动升级：

复制代码 
原来全是 int16（−32768~32767）
插入 100000（超出int16范围）
→ 整体升级为 int32，所有元素重新编码
→ 升级是不可逆的，不会因为删了大数就降级

升级的好处： 平时用小类型省内存，需要时才扩，灵活节约。

跳表 zskiplist

ZSet 的核心底层结构，是有序链表的多级索引版本。

结构 & 查找
复制代码 
level 3:  1 ──────────────────── 50 ──────────────── 100
level 2:  1 ──────── 20 ──────── 50 ──────── 80 ──── 100
level 1:  1 ── 10 ── 20 ── 30 ── 50 ── 60 ── 80 ──── 100

图中头节点有LO~L2三个头指针，分别指向了不同层级的节点，然后每个层级的节点都通过指针连接起来：

  • L0层级共有 5个节点，分别是节点1、2、3、4、5；

  • L1 层级共有3个节点，分别是节点 2、3、5；

  • L2 层级只有1个节点，也就是节点3。

    查找节点4，从最高层开始：
    L2: 3，4>3，下降到 L1
    L1: 3 → 5，5>4，下降到 L0
    L0: 3 → 4，找到！
    时间复杂度期望 O(log n)。

节点结构
c 复制代码 
typedef struct zskiplistNode {
    sds ele;           // 元素值
    double score;      // 分数，用于排序
    struct zskiplistNode *backward;  // 后退指针（只有第1层有）
  	// 节点的level数组，保存每层上的前向指针和跨度
    struct zskiplistLevel {
        struct zskiplistNode *forward;  // 前进指针
        unsigned long span;  // 跨越的节点数（用于计算排名）
    } level[];
} zskiplistNode;

span（跨度）的作用： 每个指针记录跨越了多少节点，累加即可得到节点的排名，ZRANK 因此是 O(log n)。
层高怎么决定？：随机决定，每个节点的层高 = 1 的概率是 1/2，每多一层概率减半（最高 32 层）。这保证了整体的概率平衡，期望效果接近平衡树。

跳表节点层数设置

跳表的相邻两层的节点数量最理想的比例是 2:1，查找复杂度可以降低到 O(logN)，那么如何维持这个比例？

跳表在创建节点的时候，随机生成每个节点的层数：

创建节点时，会生成范围为［0-1］的一个随机数，如果这个随机数小于0.25，那么层数就增加1层，然后继续生成下一个随机数，直到随机数的结果大于 0.25结束，最终确定该节点的层数。

如果层高最大限制是 64，那么在创建跳表「头节点」的时候，就会直接创建 64 层高的头节点

为什么用跳表不用平衡树（红黑树）？
维度 跳表 红黑树
底层结构 多级有序链表 自平衡二叉搜索树
逻辑核心 随机性（抛硬币决定层数） 确定性（旋转和变色）
范围查询能力 极强，天然支持顺序遍历 一般，需要中序遍历
代码复杂度 低（几百行搞定） 高（需要处理复杂的删除情况）
内存开销 略高（平均每个节点 1.33 ∼ 2 1.33 \sim 2 1.33∼2 个指针） 略低（每个节点固定 3 指针 + 颜色位）
  • 实现简单：跳表代码非常直观，更容易调试和维护，而平衡树的插入和删除操作可能引发子树的调整，逻辑复杂。对于注重底层性能和代码质量的项目来说，简单往往意味着更少的 Bug。
  • 范围查询效率：在跳表中，找到范围的起点后，只需在最底层链表顺序遍历即可。红黑树做范围查询则需要进行繁琐的中序遍历。
  • 内存占用灵活：平衡树每个节点包含 2个指针（分别指向左右子树），而跳表每个节点包含的指针数目平均为 1/（1-p），具体取决于参数p 的大小。如果像 Redis里的实现一样，取p=1/4，那么平均每个节点包含1.33个指针，比平衡树更有优势。

quicklist

linkedlist + ziplist 的结合体，List 类型的实际底层实现（Redis 3.2+）。

内存结构
c 复制代码 
typedef struct quicklist {
  quicklistNode *head;	// quicklist 的链表头
  quicklistNode *tail;	// quicklist 的链表尾
  unsigned long count;	// 所有压缩列表中的总元素个数
  unsigned long len;		// quicklistNodes 的个数
} quicklist;

typedef struct quicklistNode {
  struct quicklistNode *prev;		// 前一个 quicklistNode
  struct quicklistNode *next;		// 后一个 quicklistNode
  unsigned char *zl;						// quicklistNode 指向的压缩列表
  unsigned int sz;							// 压缩列表的的字节大小
  unsigned int count : 16;			// ziplist 中的元素个数
} quicklistNode;
设计思路
复制代码 
linkedlist：内存分散，指针开销大
ziplist：内存紧凑，但连锁更新风险大、不能太长

折中方案：
用链表把多个 ziplist 串起来
每个链表节点是一个 ziplist（控制在一定大小内）

  • 每个 ziplist 节点最多存多少个 entry

    list-max-ziplist-size 128 # 默认128个

  • 两端各压缩几个节点（0=不压缩，中间节点访问少，压缩省内存）

    list-compress-depth 0

优点
  • 链表部分解决了 ziplist 不能太长（连锁更新）的问题
  • ziplist 部分解决了 linkedlist 内存分散的问题
  • 两端操作 O(1)，整体内存比 linkedlist 小很多

listpack

Redis 5.0 引入，ziplist 的改进版，目标是彻底解决连锁更新问题。

对比 ziplist 的改动

ziplist 的 entry：

复制代码 
| previous_entry_length | encoding | data |
  ↑ 存前一个entry的长度，是连锁更新的根源

listpack 的 entry：

复制代码 
| encoding | data | element-total-len |
                     ↑ 存的是当前entry自己的长度

改动的意义： 每个 entry 只记录自己的长度，和前一个 entry 完全解耦。 修改任意 entry，不会影响其他 entry，彻底消除连锁更新。

从后往前遍历：读当前 entry 尾部的 element-total-len，直接跳到前一个 entry 的起始位置。

现状：Redis 7.0 之后 ziplist 已全面被 listpack 替代：

  • Hash、ZSet 的小数据底层：ziplist → listpack
  • quicklist 的每个节点：ziplist → listpack

总结

结构 内存 查询 核心问题 现状
linkedlist 大（指针开销） O(n) 内存碎片 已废弃
ziplist 小（连续） O(n) 连锁更新 被listpack替代
hashtable 中 O(1) rehash期间内存翻倍 在用
skiplist 中 O(log n) 实现略复杂 在用
intset 最小 O(log n) 只能存整数 在用
quicklist 中 O(n) --- 在用（List底层）
listpack 小（连续） O(n) --- 当前最新

面试

Q：Redis 数据类型以及使用场景分别是什么？

Redis 提供了丰富的数据类型，常见的有五种数据类型：String（字符串），Hash（哈希），List（列表），Set（集合）、Zset（有序集合）。随着 Redis 版本的更新，后面又支持了四种数据类型：BitMap（2.2版新增）、HyperLogLog （2.8版新增）、GEO（3.2版新增）、Stream（5.0版新增）。

Redis 五种数据类型的应用场景：

  • String 类型的应用场景：缓存对象、常规计数、分布式锁、共享 session信息等。
  • List 类型的应用场景：消息队列、最新动态/时间轴（用户最新的 10 条浏览记录）等
  • Hash 类型：缓存对象、购物车等。
  • Set 类型：聚合计算（并集、交集、差集）场景，比如点赞、共同关注、抽奖活动等。
  • Zset 类型：排序场景，比如排行榜、电话和姓名排序等。形式消费数据）等。

Redis 后续版本又支持四种数据类型，它们的应用场景如下：

  • BitMap（2.2版新增）：二值状态统计的场景，比如签到、判断用户登陆状态、连续签到用户总数等；
  • HyperLogLog（2.8版新增）：海量数据基数统计的场景，比如百万级网页 UV 计数等；
  • GEO（3.2 版新增）：存储地理位置信息的场景，比如滴滴叫车；
  • Stream（5.0版新增）：消息队列，相比于基于 List 类型实现的消息队列，有这两个特有的特性：自动生
    成全局唯一消息ID，支持以消费组形式消费数据。

Q：五种常见的 Redis 数据类型如何实现？

  1. String

    String 类型的底层的数据结构实现主要是SDS（简单动态字符串）。SDS和我们认识的C字符串不太一样，之所以没有使用C语言的字符串表示，因为 SDS 相比于 C的原生字符串：

    • SDS 不仅可以保存文本数据，还可以保存二进制数据。
    • SDS 获取字符串长度的时间复杂度是 O(1) 。
    • Redis 的 SDS API 是安全的，拼接字符串不会造成缓冲区溢出。

  2. List

    List 类型的底层数据结构是由双向链表或压缩列表实现的：

    • 如果列表的元素个数小于 512个（默认值，可由 list-max-ziplist-entries 配置），且列表每个元素的值都小于64字节（默认值，可由 list-max-ziplist-value 配置），使用压缩列表；
    • 如果列表的元素不满足上面的条件，使用双向链表；

    Redis 3.2 +，List 数据类型底层数据结构就只由 quicklist 实现了，替代了双向链表和压缩列表。

  3. Hash

    Hash 类型的底层数据结构是由压缩列表或哈希表实现的：

    • 如果哈希类型元素个数小于 512个（默认值，可由 hash-max-ziplist-entries 配置），所有值小于64 字
      节（默认值，可由 hash-max-ziplist-value 配置）的话，Redis 会使用压缩列表作 Hash 类型的底层数
      据结构；
    • 如果哈希类型元素不满足上面条件，Redis 会使用哈希表作为 Hash 类型的底层数据结构。

    在 Redis 7.0 中，压缩列表数据结构已经废弃了，交由 listpack 数据结构来实现了。

  4. Set

    Set 类型的底层数据结构是由哈希表或整数集合实现的：

    • 如果集合中的元素都是整数且元素个数小于 512（默认值，set-maxintset-entries配置）个，Redis 会使用整数集合作为 Set 类型的底层数据结构；
    • 如果集合中的元素不满足上面条件，则 Redis 使用哈希表作为 Set 类型的底层数据结构。

  5. ZSet

    Zset 类型的底层数据结构是由压缩列表或跳表实现的：

    • 如果有序集合的元素个数小于128个，并且每个元素的值小于 64 字节时，Redis 会使用压缩列表作为
      Zset 类型的底层数据结构；
    • 如果有序集合的元素不满足上面的条件，Redis 会使用跳表作为 Zset 类型的底层数据结构；

    在 Redis 7.0 中，压缩列表数据结构已经废弃了，交由listpack 数据结构来实现了。

二、持久化

为什么需要持久化？

Redis 数据全在内存，进程崩溃或服务器重启，数据全丢。持久化就是把内存数据写到磁盘，重启后能恢复。

Redis 提供三种方案：

复制代码 
持久化方案
├── RDB（快照）
├── AOF（日志）
└── RDB + AOF 混合（推荐）

RDB（Redis Database Backup）

把某一时刻内存中全量数据 以二进制快照的形式写入磁盘（全量快照 ），文件名默认 dump.rdb。

触发方式

  1. 手动触发

    bash 复制代码 
    SAVE      # 同步，直接在主线程执行，期间阻塞所有命令（生产不用）
BGSAVE    # 异步，fork 子进程写 RDB，主线程继续服务

  2. 自动触发（配置文件）

    bash 复制代码 
    # 满足任意一条就触发 BGSAVE
save 900 1      # 900秒内有 1 次写操作
save 300 10     # 300秒内有 10 次写操作
save 60 10000   # 60秒内有 10000 次写操作

  3. 其他自动触发场景

    • 执行 SHUTDOWN 命令时

    • 主从复制时，主节点自动 BGSAVE 发给从节点

BGSAVE 核心原理：fork + COW
复制代码 
主进程
  │
  ├── fork() ──→ 子进程（复制主进程的页表，极快）
  │                  │
  │                  └── 遍历内存，写 RDB 文件
  │
  └── 继续处理客户端请求

Copy-On-Write（写时复制）：

fork 出来的子进程和主进程共享同一块物理内存，并不是真的复制所有数据。

复制代码 
fork 后：
  主进程页表 ──┐
               ├──→ 同一块物理内存
  子进程页表 ──┘

主进程收到写请求，要修改某个 key：
  → 操作系统把该内存页复制一份
  → 主进程修改自己的副本
  → 子进程继续读原始页，写 RDB

最终子进程写的是 fork 那一刻的内存快照

COW 的代价： 如果 fork 期间写操作非常多，大量内存页被复制，内存占用可能接近 2 倍，需要注意预留内存。

RDB 文件格式
复制代码 
| REDIS魔数 | 版本号 | 数据库数据 | EOF标志 | CRC64校验 |

重启时 Redis 读取 RDB 文件，把数据全量加载回内存。

优缺点

优点：

  • 文件紧凑，体积小，恢复速度快
  • BGSAVE 对主线程影响小
  • 适合全量备份和灾难恢复

缺点：

  • 两次快照之间的数据会丢失（最多丢几分钟数据）
  • fork 子进程本身有开销，数据量大时 fork 耗时可能达到秒级，期间主线程卡顿

AOF（Append Only File）

把每条写命令 以文本形式追加到 AOF 文件（默认 appendonly.aof），恢复时重放所有命令。

bash 复制代码 
# 开启 AOF
appendonly yes
AOF 写入流程
复制代码 
客户端写命令
    ↓
执行命令（先写内存）
    ↓
写入 AOF 缓冲区（aof_buf）
    ↓
根据刷盘策略 → 写入磁盘

注意：Redis 先执行命令，再写 AOF（和 MySQL WAL 先写日志相反） 好处：不会因为命令语法错误污染 AOF；坏处：执行后崩溃来不及写日志，会丢当前命令

三种刷盘策略
bash 复制代码 
appendfsync always    # 每条命令都 fsync → 最安全，性能最差
appendfsync everysec  # 每秒 fsync 一次 → 最多丢1秒数据（推荐）
appendfsync no        # 由操作系统决定何时 fsync → 最快，最不安全
策略 丢数据风险 性能 适用场景
always 几乎不丢 最差 金融，不允许丢数据
everysec 最多丢1秒 好 绝大多数业务
no 可能丢较多 最好 可以接受丢数据
AOF 重写（Rewrite）

Q： AOF 只追加，文件越来越大。同一个 key 被修改100次，AOF 里有100条记录，但实际只需要最后一条。

A：AOF 重写 ------ 对当前内存数据生成等价的最小命令集，替换旧 AOF 文件。

bash 复制代码 
# 手动触发
BGREWRITEAOF

# 自动触发配置
auto-aof-rewrite-percentage 100  # 文件比上次重写后大 100% 时触发
auto-aof-rewrite-min-size 64mb   # 且文件大小至少 64MB

BGREWRITEAOF 流程：

复制代码 
主进程                           				子进程
          │                               │
 触发重写  │──── fork() ──────────────────→│
          │  （短暂阻塞，复制页表）           │
          │                               │ 遍历内存
 继续处理  │                               │ 生成等价命令
 写命令   │                               │ 写入新AOF
          │                               │
 写命令A  ──→ ① 旧AOF                     │
          │   ② 重写缓冲区[A]              │
 写命令B  ──→ ① 旧AOF                     │
          │   ② 重写缓冲区[A,B]            │
          │                               │ 写完，发信号
          │←────────────────────────────── │
          │
 把缓冲区 ──→ 追加[A,B]到新AOF
 （短暂阻塞）
          │
 rename ──→ 新AOF替换旧AOF
          │
        完成 ✅

Redis 7.0 引入的 Multi Part AOF（MP-AOF）

Redis 7.0 + ，重构了 AOF 重写机制，引入了 Multi Part AOF（MP-AOF），它把 AOF 拆分成了多个文件进行管理：

  • 一个清单文件 manifest ：记录当前 AOF 由哪些文件组成；
  • 一个基础文件 base：使用 RDB 格式保存重写开始那一刻内存中的全量数据；
  • 若干个增量文件 incr ：使用 AOF格式记录重写开始之后新产生的写命令。

重写过程：

  1. 重写开始时，主进程先打开一个新的 incr 文件，之后新的写命令会直接追加到这个新的 incr 里，而
    不再写入「AOF 重写缓冲区」；
  2. 子进程负责把当前内存状态以 RDB 格式写入到一个新的 base 文件；
  3. 重写完成后，Redis 只需原子地更新 manifest 文件，让它指向新的 base 和新的 incr 即可，旧的
    base 和旧的 incr 可以安全删除。
优缺点

优点：

  • 数据安全性高，最多丢1秒（everysec 策略）
  • AOF 文件是可读的文本，误操作可以手动编辑恢复

误删恢复例子：

bash 复制代码 
# 手抖执行了 FLUSHALL
# 立刻停 Redis，找到 AOF 文件
# 删掉最后一行 FLUSHALL 命令
# 重启 Redis，数据恢复

缺点：

  • 文件比 RDB 大得多
  • 重放命令恢复速度比 RDB 慢
  • 高并发写时 always 策略性能瓶颈明显

RDB + AOF 混合持久化

Redis 4.0 引入，解决 AOF 恢复慢的问题。

开启方式
bash 复制代码 
aof-use-rdb-preamble yes  # 开启混合持久化
appendonly yes             # 同时要开启 AOF
原理

AOF 重写时不再全写命令，而是：

复制代码 
新 AOF 文件结构：
┌─────────────────────────────────────────┐
│  RDB 部分（fork那一刻的全量二进制快照）    │  ← 快，紧凑
├─────────────────────────────────────────┤
│  AOF 部分（重写期间新产生的写命令）        │  ← 增量日志
└─────────────────────────────────────────┘
恢复流程
复制代码 
读 AOF 文件
  → 前半段是 RDB 格式 → 快速加载全量数据
  → 后半段是 AOF 格式 → 重放增量命令
  → 完成恢复

好处：

  • 恢复速度接近 RDB（主体是二进制快照）
  • 数据完整性接近 AOF（增量部分补全快照后的数据）

对比

RDB AOF 混合
数据安全 差（可能丢分钟级） 好（最多丢1秒） 好
恢复速度 快 慢 快
文件大小 小 大 中
系统开销 中（fork） 中（fsync） 中
适用场景 备份/可接受丢数据 不允许丢数据 生产推荐

RDB 是快照 ，恢复快但可能丢数据；AOF 是日志 ，安全但恢复慢；混合持久化结合两者优点，是生产环境首选。RDB + AOF 混合持久化

Redis 大 Key 对持久化有什么影响？

什么是大 Key？

String → value 超过 10KB 算大，超过 1MB 算非常大

List/Hash/Set/ZSet → 元素数量超过 10000，或总大小超过 10MB

对 RDB 快照的影响

  1. fork 时内存占用翻倍风险更高

    大 Key 意味着内存占用大，fork 子进程后如果主线程继续写这个大 Key，COW 会复制整个内存页。

    复制代码 
    普通情况：修改小 key → 只复制一个内存页（4KB）
大 Key：  修改一个 100MB 的 value → 复制大量内存页
          → 内存峰值可能暴涨，OOM 风险

  2. RDB 文件变大，写磁盘时间变长

    一个大 Key 可能占 RDB 文件很大比例，导致：

    • 子进程写磁盘时间变长
    • 主从全量同步时传输 RDB 耗时增加，同步变慢

对 AOF 日志的影响

  1. AOF 写入放大

    大 Key 每次修改，AOF 追加的命令体积就很大。

    bash 复制代码 
    # 比如一个 100MB 的 String，每次 SET 都往 AOF 追加 100MB
SET big_key <100MB数据>

  2. AOF 重写时间变长

    BGREWRITEAOF 子进程遍历内存生成新 AOF，遇到大 Key 需要写大量数据，重写期间：

    • 子进程写磁盘时间拉长
    • 重写缓冲区积压更多命令（因为重写时间长）
    • 最后把缓冲区追加到新 AOF 时，主线程阻塞时间变长

对混合持久化的影响

两者的问题都有，RDB 阶段大 Key 导致快照写入慢，AOF 阶段增量命令体积大。

主线程阻塞

大 Key 删除时才是最危险的：

复制代码 
DEL big_key（value 是 100MB 的 Hash）
→ 主线程同步释放内存
→ 阻塞几百毫秒甚至几秒
→ 期间所有命令全部等待
→ 如果正好在 RDB/AOF 重写窗口期，雪上加霜

解决：用 UNLINK 代替 DEL

bash 复制代码 
UNLINK big_key  # 异步删除，把释放内存的工作交给后台线程，主线程不阻塞

如何排查大 Key

bash 复制代码 
# 官方工具，扫描 RDB 文件，不影响线上服务
redis-cli --bigkeys

# 或者用 SCAN 遍历 + MEMORY USAGE 查大小
MEMORY USAGE key_name

大 Key 让 RDB fork 的内存复制代价更高、让 AOF 写入和重写更慢，本质都是大内存操作拖慢 IO 和阻塞主线程 。根本解决办法是拆分大 Key ，删除时用 UNLINK 异步释放。

面试

Q：Redis 如何实现数据不丢失？

Redis 读写操作都是在内存中，性能高，但是当其重启之后数据会丢失，为了保证内存中数据不丢失，Redis 实现了数据持久化的机制（将数据存放至磁盘，然后从磁盘中恢复），共有三种数据持久化的方式：

  • RDB 快照：将某一时刻的内存数据以二进制的方式写入磁盘
  • AOF 日志：每执行一条写操作命令，就将该命令以追加的方式写入一个文件
  • 混合持久化：Redis 4.0 新增，集成 RDB & AOF 的优点

Q：AOF 日志如何实现？

执行完一条写操作命令后，将该命令以追加的方式写入文件，重启后 Redis 会读该文件，然后逐一执行以进行数据恢复

为什么先执行命令再将命令写入日志？

  • 避免额外的检查开销

  • 不会阻塞 当前的写命令
    AOF 写回策略有几种？(appendfsync)

  • Always，命令执行后，同步将 AOF 日志数据写回硬盘

  • Everysec，命令执行后，先写入到 AOF 文件的内核缓冲区，然后每隔一秒将缓冲区内容写回硬盘

  • No，Redis 不控制写回硬盘的时机，命令执行后先写入内核缓冲区，再由 OS 决定何时将缓冲区内容写回硬盘
    AOF 日志过大会触发什么机制？

AOF 重写机制（ 对当前内存数据生成等价的最小命令集，替换旧 AOF 文件）
重写 AOF 日志的过程是怎样的？(bgrewriteaof)

  1. fork 子进程（短暂阻塞，复制页表）
  2. 子进程 和 主进程 并行进行，子进程先生成命令并写入新 AOF，主进程写入旧 AOF （保证旧文件完整）并重写缓冲区（记录重写期间产生的新命令以便写入新 AOF）
  3. 子进程通知主进程写完了（发信号）
  4. 主进程将重写缓冲区的命令追加到新 AOF（短暂阻塞）
  5. 原子替换旧 AOF（rename系统调用）

fork 子进程遍历内存生成新 AOF，期间主进程的新写命令存入重写缓冲区，子进程写完后主进程把缓冲区追加进去，最后原子替换旧文件。两次短暂阻塞：fork 时复制页表、最后追加缓冲区时。

Q：RDB 快照如何实现？

记录某一个瞬间的内存数据到 dump.rdb(default)，恢复时直接将 RDB 文件读入内存

RDB 做快照会阻塞线程吗？(save | bgsave)

  • save，会在主线程生成 RDB 文件，由于和写命令在同一个线程，如果写入文件的时间太长，会阻塞主线程；
  • bgsave，创建子进程生成 RDB 文件，避免主线程的阻塞
    RDB 在执行快照时，数据能修改吗？

可以修改，这正是 fork + COW（写时复制） 机制解决的核心问题。BGSAVE 触发后，主线程 fork 出子进程，子进程负责写 RDB，与此同时如果主进程执行读操作，则主线程与 bgsave 子进程相互不影响，如果主进程执行写操作，则 COW 开始工作（将被修改数据所在的内存页复制一份）bgsave 在副本上操作，主线程仍然可以修改原数据，代价是写操作越多，内存复制越多。

Q：为什么会有混合持久化？

为了解决 RDB 和 AOF 各自的短板

  1. RDB 的问题：丢数据

    快照是定时触发的，两次快照之间如果 Redis 宕机，这段时间的数据全丢。

    复制代码 
    09:00 RDB快照
09:01 ~ 09:14 写了大量数据
09:15 宕机
09:15 RDB快照还没触发

→ 丢了 15 分钟的数据

  2. AOF 的问题：恢复慢

    AOF 记录的是每一条写命令，数据量大时 AOF 文件可能有几十 GB，恢复时需要逐条重放命令，可能需要几十分钟甚至几小时。

    复制代码 
    AOF 文件 50GB
→ Redis 重启
→ 逐条执行命令重建内存
→ 恢复完成需要 1 小时
→ 这 1 小时服务不可用

混合持久化怎么解决的：AOF 重写时，新文件不再全写命令，而是：

复制代码 
┌──────────────────────────────┐
│  RDB 二进制快照（全量，快）    │  ← 解决恢复慢
├──────────────────────────────┤
│  AOF 增量命令（重写期间新产生）│  ← 解决丢数据
└──────────────────────────────┘

恢复时先加载 RDB 部分（秒级），再重放少量 AOF 增量命令，恢复速度接近 RDB，数据完整性接近 AOF。

Q：RDB 和 AOF 同时存在，Redis 重启用哪个？

优先用 AOF，因为 AOF 数据更完整。只有 AOF 关闭时才用 RDB。

Q：fork 子进程期间主进程会阻塞吗？

fork 系统调用本身会短暂阻塞主线程（复制页表），但通常只有几毫秒。fork 完成后主线程立刻恢复服务，子进程独立写磁盘。数据量越大，fork 越慢。

Q：AOF 重写期间新来的写命令怎么处理？

同时写入旧 AOF 和重写缓冲区。子进程写完新 AOF 后，把重写缓冲区的内容追加进去，保证数据不丢。

Q：Redis 能保证强一致吗？

不能。即使 AOF everysec，也可能丢最近1秒数据。Redis 定位是高性能缓存，不是强一致存储，强一致场景用 MySQL。

三、缓存

减少数据库压力 + 提升响应速度

  • 穿透 → 布隆过滤器拦截非法请求
  • 击穿 → 互斥锁保证只有一个线程重建缓存
  • 雪崩 → TTL 随机化 + Redis 高可用
  • 一致性 → 先更新DB再删缓存，允许短暂不一致
  • 淘汰 → 一般选 allkeys-lru 或 allkeys-lfu

缓存三兄弟

缓存穿透

指当查询一个不存在的 key 时，请求直接透过 Redis 打到数据库（缓存未命中），原因如下：

  • 业务误操作，缓存和数据库中的数据均被误删
  • 恶意攻击，故意访问不存在的 key

解决

  1. 缓存空值：将查询过的不存在 key 缓存起来，如果重复查询这个 key 就可以直接返回无需打数据库

    java 复制代码 
    Object result = db.query(id);
if (result == null) {
    // 缓存一个空值，设置较短过期时间
    redis.set(key, "NULL", 60);
}

  2. 布隆过滤器：查询前加一层布隆过滤（询问这个 key 是否存在）

    复制代码 
    请求 id=9999
    ↓
布隆过滤器：不存在 → 直接返回，不查数据库
           存在  → 查 Redis → 查 MySQL
    java 复制代码 
    // 初始化：把数据库所有合法 id 加入布隆过滤器
bloomFilter.add(id);

// 请求时先检查
if (!bloomFilter.contains(id)) {
    return null;  // 直接拦截
}

    工作原理是利用多个哈希函数将一个元素映射到一个位数组中(BitMap)，其工作流程如下：

    1. Init：BitMap（长度m，值为 0） & 哈希函数集（k 个相互独立的哈希函数，将输入映射到 BitMap 中）
    2. Add：添加元素时，使用函数集对该元素计算，得到 k 个哈希值，将这 k 个哈希值在 BitMap 中对应位置设置为1
    3. Query：查询元素时，先计算得到哈希值，查询它们是否为全为1，如果有一个位置是 0，那么绝对不存在，如果全为 1 可能存在

    特性：

    • 说不存在 → 一定不存在
    • 说存在 → 可能存在（有误判率，约 1%）
    • 不支持删除（变种 Counting Bloom Filter 支持），会影响其他元素判断

缓存击穿

某个热点 key 过期的一瞬间，大量并发请求同时未命中，全部打到数据库

击穿是热点 key，雪崩是大量 key

解决

  1. 互斥锁(Mutex)：缓存未命中时只让一个线程去查数据库重建缓存，其他线程等待（数据一致性强但性能稍差）

    java 复制代码 
    String value = redis.get(key);
if (value == null) {
    // 尝试拿分布式锁
    if (redis.setnx(lockKey, "1", 10)) {
        try {
            value = db.query(id);
            redis.set(key, value, 3600);
        } finally {
            redis.del(lockKey);  // 释放锁
        }
    } else {
        // 没抢到锁，等一会重试
        Thread.sleep(50);
        return get(id);  // 递归重试
    }
}
return value;

  2. 逻辑过期：在 value 中存放一个字段判断是否逻辑过期（性能好但数据一致性稍差）

    java 复制代码 
    // value 结构
{
  "data": {...},
  "expireTime": 1735000000
}

// 读取逻辑
RedisData redisData = redis.get(key);
if (redisData.expireTime > now()) {
    return redisData.data;  // 未过期，直接返回
}
// 逻辑过期了，异步重建缓存
if (tryLock(lockKey)) {
    asyncRebuildCache(key);  // 后台线程重建
}
// 先返回旧值，不阻塞
return redisData.data;

缓存雪崩

大量 key 在同一时间集中过期（TTL 设置成一样的） or Redis 宕机，导致大量请求同时打到数据库

大量 key 同时过期

  1. TTL 加随机值

    java 复制代码 
    int ttl = 3600 + RandomUtil.nextInt(0, 300);  // 加0~5分钟随机
redis.set(key, value, ttl);

  2. 互斥锁：如果发现访问的数据不在 Redis 里，就加个互斥锁，保证同一时间内只有一个请求来构建缓存（记得设置超时时间）

  3. 后台更新缓存（缓存预热）：由于系统内存紧张时会淘汰掉一些缓存数据，因此我们想让缓存"永久有效"，并将更新缓存的工作交由后台线程定时更新

    1. 定时更新缓存并频繁检测缓存是否有效
    2. 发现缓存失效时，通过 MQ 通知后台线程更新缓存
Redis 故障宕机

  1. 构建 Redis 缓存高可靠集群：靠架构解决 Redis 本身宕机导致的雪崩

    • 主从 + 哨兵：主节点宕机自动切换从节点
    • Redis Cluster：分片集群，部分节点宕机不影响整体

  2. 服务熔断（暂停业务应用对缓存服务的访问，直接返回错误）或请求限流机制（只将少部分请求发送到数据库进行处理，再多的请求就在入口直接拒绝服务）：防止 Redis 崩溃之后数据库被打垮

    java 复制代码 
    // 请求限流机制示例
// 限流：超过阈值直接返回降级结果
if (requestCount > threshold) {
    return "服务繁忙，请稍后再试";
}
// 降级：查数据库失败时返回兜底数据
try {
    return db.query(id);
} catch (Exception e) {
    return defaultValue;
}

缓存更新策略

  1. Cache Aside（旁路缓存）

    读流程：

    复制代码 
    查 Redis → 命中 → 返回
         → 未命中 → 查 MySQL → 写入 Redis → 返回

    写流程：

    复制代码 
    更新 MySQL → 删除 Redis 缓存

    为什么是删除缓存，而不是更新缓存？ 更新缓存在并发下可能写入旧值（两个线程先后更新，顺序不一致）；删除是幂等操作（无论执行多少次，系统的最终状态和执行一次的结果都是一样的），更安全。下次读时自然重建缓存。

  2. Read/Write Through（穿透读写）

    应用只和缓存交互，由缓存层负责同步数据库，应用无感知。实现复杂，一般用成熟的缓存中间件才会考虑，业务开发少用。

  3. Write Behind（异步写回）

    只写缓存，由后台异步批量写数据库。性能最高，但有丢数据风险，适合日志、点赞计数等允许少量丢失的场景。

缓存一致性

Cache Aside 写流程有一个经典问题：先删缓存还是先更新数据库？

先删缓存，再更新数据库
复制代码 
线程A：删除缓存
                    线程B：查缓存未命中 → 查数据库（旧值）→ 写入缓存（旧值）
线程A：更新数据库（新值）

结果：缓存里是旧值，数据库是新值 → 不一致！❌
先更新数据库，再删缓存
复制代码 
线程A：更新数据库（新值）→ 删除缓存

线程B 读请求：缓存未命中 → 查数据库（新值）→ 写入缓存（新值）

结果：一致 ✅
延迟双删（并发）

还有一个极小概率的问题：

复制代码 
缓存恰好过期
线程B：查缓存未命中 → 查数据库（旧值，还没更新完）
线程A：更新数据库 → 删除缓存
线程B：把旧值写入缓存

结果：缓存是旧值 → 不一致

这个窗口极小（需要缓存恰好在那一刻过期），且下次缓存过期后会自动修正，一般业务上可以接受 ，但对一致性要求高时，可以用延迟双删兜底：

java 复制代码 
// 第一次删缓存
redis.del(key);
// 更新数据库
db.update(data);
// 延迟一段时间，再删一次（清除期间可能写入的旧值）
Thread.sleep(500);
redis.del(key);

延迟时间要大于一次数据库读写的时间，确保把"读旧值写缓存"的窗口覆盖掉。

如何保证两个操作都能执行成功？

数据库和缓存是两个独立的系统，没有原生的事务保证。

失败场景分析

复制代码 
① 更新数据库成功 → 删除缓存失败
   结果：数据库是新值，缓存是旧值 → 不一致

② 更新数据库失败 → 删除缓存成功
   结果：数据库是旧值，缓存为空 → 下次读数据库，重建旧值
   这种影响不大，数据库失败本身就该回滚

麻烦的是删除缓存失败导致的不一致，解决方案如下：

  1. 重试机制：删缓存失败时，捕获异常，重试几次。

    java 复制代码 
    boolean success = false;
int retries = 3;
while (retries-- > 0) {
    try {
        redis.del(key);
        success = true;
        break;
    } catch (Exception e) {
        // 稍等再试
        Thread.sleep(50);
    }
}
if (!success) {
    // 重试全失败，写入消息队列，后续补偿
    mq.send(new DeleteCacheMessage(key));
}

    重试是同步的，失败次数多时会阻塞请求，影响接口响应时间。

  2. 消息队列异步重试：删缓存失败后，把 key 发到消息队列，由消费者异步重试删除，主流程不阻塞。

    复制代码 
    更新数据库
    ↓
删除缓存
    ↓ 失败
发送消息到 MQ（key）
    ↓
消费者拉取消息 → 重试删除缓存
    ↓ 还是失败
消息重新入队（设置最大重试次数）
    java 复制代码 
    // 生产者
db.update(data);
try {
    redis.del(key);
} catch (Exception e) {
    // 删缓存失败，丢消息队列
    mq.send("cache_delete", key);
}

// 消费者
@MQListener("cache_delete")
public void onMessage(String key) {
    redis.del(key);
}

    优点：解耦，异步，重试有保障

    缺点：引入 MQ，架构复杂度增加；消费者消费前有短暂不一致窗口

  3. Canal 订阅 MySQL binlog （最终一致性方案）：完全不在业务代码里处理缓存，而是监听数据库的变更日志，自动删除对应缓存。

    复制代码 
    业务代码 只管更新 MySQL
    ↓
MySQL 写 binlog
    ↓
Canal 订阅 binlog，解析变更
    ↓ 
Canal 发消息到 MQ
    ↓ ↑ACK(删除缓存成功)
消费者：删除 Redis 对应 key

    优点：

    • 业务代码和缓存完全解耦，不需要写任何缓存删除逻辑
    • binlog 是 MySQL 内部机制，只要数据库写成功，删缓存一定会被触发

    缺点：

    • 引入 Canal + MQ，运维成本高
    • 有一定延迟（binlog → Canal → MQ → 消费者）

    这是大厂处理缓存一致性的主流方案，延迟通常在毫秒到秒级，绝大多数业务可以接受。

同步重试 MQ异步重试 Canal+binlog
实现复杂度 低 中 高
对业务侵入 有 有 无
可靠性 一般 好 最好
一致性延迟 最低 低 略高
适用场景 小项目 中型项目 大型项目

本质上是分布式环境下两个系统的原子性问题 ，无法做到真正的强一致，只能做最终一致性。小项目用重试兜底，大项目用 Canal 监听 binlog 自动补偿，把缓存删除从业务逻辑中彻底剥离出去。

过期删除策略 vs 内存淘汰策略

  • 过期删除策略：针对设置了 TTL 的 key，到期了怎么删
  • 内存淘汰策略：Redis 内存不够用了，怎么腾空间
过期删除策略
相关命令
bash 复制代码 
# 对 key 设置过期时间
expire/expireat <key> <n>
pexpire/pexpireat <key> <n>

# 设置字符串时对 key 设置过期时间
set <key> <value> ex/px <n>
setex <key> <n> <valule>

# 查看剩余的存活时间
ttl key

# 取消过期时间
persist key
如何判定 key 已过期了？

Redis 每个数据库（redisDb）内部维护两个字典：

c 复制代码 
typedef struct redisDb {
    dict *dict;     // 存所有 key-value
    dict *expires;  // 单独存 key 的过期时间（绝对时间戳，毫秒）
} redisDb;

设置过期时间时，只往 expires 字典里写一条记录：

bash 复制代码 
SET name "xmon"
EXPIRE name 300

# expires 字典里：
# "name" → 1735000000000（当前时间戳 + 300000ms）

判断逻辑：用当前时间戳和 expires 字典里存的过期时间戳比大小，超过了就是过期。

c 复制代码 
int keyIsExpired(redisDb *db, robj *key) {
    // 1. 去 expires 字典查这个 key 有没有过期时间
    mstime_t when = getExpire(db, key);

    // 2. 没有过期时间，永不过期
    if (when < 0) return 0;

    // 3. 获取当前时间戳（毫秒）
    mstime_t now = mstime();

    // 4. 当前时间 > 过期时间 → 已过期
    return now > when;
}

流程示意

复制代码 
访问 key "name"
    ↓
去 expires 字典查 → 没有记录 → 永不过期，正常返回
                  → 有记录（timestamp = T）
                        ↓
                    now > T ？
                    → 是：已过期，删除，返回 null
                    → 否：未过期，正常返回
过期删除策略有哪些？

Redis 有三种删除策略，实际上同时使用了两种。

  1. 定时删除（Redis 没用这个）：给每个 key 创建一个定时器，到期立即删除。

    优点：内存释放最及时

    缺点：大量定时器占用 CPU，key 多时性能极差

  2. 惰性删除：不主动删，等到被访问时再检查

    复制代码 
    客户端访问 key
    ↓
Redis 检查该 key 是否过期
    ↓ 过期
删除，返回 null
    ↓ 未过期
正常返回
    c 复制代码 
    // Redis 源码中每次访问 key 都会调用这个
int expireIfNeeded(redisDb *db, robj *key) {
    if (!keyIsExpired(db, key)) return 0;  // 未过期，放行
    deleteExpiredKeyAndPropagate(db, key); // 过期，删除
    return 1;
}

    优点： 对 CPU 友好，不主动消耗资源

    缺点： 如果 key 一直不被访问，永远不会删，内存泄漏

  3. 定期删除：每隔一段时间，随机抽查一批设置了 TTL 的 key，删除其中过期的。

    复制代码 
    每隔 100ms 执行一次：
  从 expires 字典中随机抽取 20 个 key
  删除其中已过期的
  如果过期比例 > 25%，再抽一批继续删
  直到过期比例 < 25% 或执行时间超过阈值（默认25ms）才停止
    模式 触发 执行时间 场景
    SLOW 定时任务，100ms一次 最长 25ms 常规清理
    FAST 每次事件循环前执行 最长 1ms 快速补充清理

    优点： 兼顾 CPU 和内存，折中方案

    缺点： 随机抽样，不能保证所有过期 key 及时删除

Redis 实际的组合策略

复制代码 
惰性删除 + 定期删除 配合使用

定期删除：后台主动清理，释放内存
惰性删除：访问时兜底，保证不返回过期数据

两者互补，但仍然无法保证所有过期 key 都被删除
→ 这就是为什么还需要内存淘汰策略
内存淘汰策略

当 Redis 内存达到 maxmemory 上限时，新写入请求触发淘汰。

bash 复制代码 
# 配置最大内存
maxmemory 4gb
# 配置淘汰策略
maxmemory-policy allkeys-lru
Redis 内存淘汰策略有哪些？

8 种策略 ，按作用范围分两类：

  • allkeys 系列：对所有 key 生效
  • volatile 系列：只对设置了过期时间的 key 生效
策略 范围 算法 含义
noeviction 全部 无 不淘汰，内存满直接报错（默认）
allkeys-lru 所有key LRU 淘汰最久未使用的
allkeys-lfu 所有key LFU 淘汰访问频率最低的
allkeys-random 所有key 随机 随机淘汰
volatile-lru 有TTL的key LRU 有TTL的key中淘汰最久未使用的
volatile-lfu 有TTL的key LFU 有TTL的key中淘汰频率最低的
volatile-random 有TTL的key 随机 有TTL的key中随机淘汰
volatile-ttl 有TTL的key TTL 淘汰剩余过期时间最短的
LRU vs LFU

  • LRU (Least Recently Used，最近最少使用)，淘汰最久没被访问的 key，适合热点数据随时间变化的场景。

    传统的 LRU 是基于链表的，链表元素按照操作顺序从前往后排列，最新操作的键会被移动到表头，当需要内存淘汰时，删除表尾元素即可，Redis 并未使用该方式实现 LRU，原因如下：

    1. 链表管理缓存数据，带来额外开销
    2. 链表移动操作很耗时，进而降低 Redis 缓存性能

    Redis 的 LRU 是近似的，不是精确的：

    复制代码 
    Redis 的做法：
	每个 key 记录最后一次访问时间（lru 字段，24bit）
  淘汰时随机采样 N 个 key（默认 maxmemory-samples=5）
  淘汰其中 lru 时间最老的那个

多次采样近似达到 LRU 效果，牺牲少量精确度换取性能

    但 LRU 算法无法解决缓存污染问题，比如应用有且仅读取一次的数据，那么这些数据会留存在缓存中很长一段时间，造成缓存污染。因此，Redis 4.0 后引入 LFU 解决该问题

  • LFU (Least Frequently Used, 最不常用)，淘汰访问次数最少的 key，更能反映长期热度，适合热点相对固定的场景。

    但直接记录真实访问次数有两个问题：

    • 计数器可能非常大，占用内存多
    • 历史遗留问题：一个 key 以前访问很频繁，最近完全没人用，但计数还是很高，永远不会被淘汰

    Redis 的 LFU 针对这两个问题都做了处理。

    复用 lru 字段

    Redis 没有新增字段，而是把 redisObject 里原来存 LRU 时间戳的 24 bit 字段拆成两部分：

    c 复制代码 
    unsigned lru:24;

// LRU 模式：24bit 全部存最后访问时间戳
// LFU 模式：拆成两段
//   高 16 bit → ldt（last decrement time，上次衰减时间，分钟级）
//   低  8 bit → counter（访问频率计数器，Morris Counter）

| 16 bit (ldt) | 8 bit (counter) |

    8 bit 最大值 255，不直接存真实访问次数，而是用Morris Counter（概率计数器）

    Morris Counter：对数级近似计数

    每次访问 key，counter 不是直接 +1，而是按概率递增：

    c 复制代码 
    // 伪代码
double r = random();           // 0~1 之间的随机数
double p = 1.0 / (counter * lfu_log_factor + 1);
if (r < p) counter++;          // 概率越来越小

    效果：

    复制代码 
    counter 越小 → 概率越大 → 容易涨（冷数据快速区分）
counter 越大 → 概率越小 → 很难涨（热数据增长平缓）

counter = 0   → 每次必然 +1
counter = 10  → 约 1/10 概率 +1
counter = 100 → 约 1/100 概率 +1
counter 上限  → 255（8bit 最大值）

实际映射关系（lfu_log_factor=10，默认值）：
  counter = 10  → 约 100 次访问
  counter = 18  → 约 1000 次访问
  counter = 255 → 约 100万次访问

    用 255 以内的数字就能表示从几次到百万次的访问量差异，极省内存。

    LFU 还有衰减机制：

    光有计数还不够，如果一个 key 以前很热现在没人用，counter 一直高，永远不会被淘汰。

    Redis 引入时间衰减：每隔一段时间，counter 自动减小。

    c 复制代码 
    // 计算衰减量
unsigned long LFUDecrAndReturn(robj *o) {
    // ldt：上次衰减时间（分钟）
    unsigned long ldt = o->lru >> 8;
    unsigned long counter = o->lru & 255;

    // 距离上次衰减过了多少分钟
    unsigned long num_periods = 
        (now_in_minutes - ldt) / lfu_decay_time;

    // 衰减：过了多少个周期，counter 减多少
    if (num_periods > 0) {
        counter = (num_periods > counter) ? 0 : counter - num_periods;
    }
    return counter;
}
    bash 复制代码 
    # 衰减速度配置（默认1，即每分钟衰减1点）
lfu-decay-time 1
一个 key counter = 50，lfu-decay-time = 1
10 分钟没被访问 → counter = 50 - 10 = 40
100 分钟没被访问 → counter = 50 - 50 = 0（最小到0）
→ 下次内存满，优先被淘汰

    完整流程

    复制代码 
    每次访问 key：
    ↓
① 计算衰减：距上次衰减多久了 → counter 减去对应值
    ↓
② 概率递增：按 Morris Counter 概率 counter +1
    ↓
③ 更新 ldt 为当前时间

内存满，需要淘汰：
    ↓
随机采样 N 个 key（同 LRU，也用淘汰池）
    ↓
比较各 key 的 counter（先做衰减计算）
    ↓
淘汰 counter 最小的

  • 对比

    LRU LFU
    判断依据 最后访问时间 访问频率（计数）
    24bit 用法 全部存时间戳 16bit时间 + 8bit计数
    冷热区分 看最近 看长期
    新 key 保护 刚加入就是最热 counter 从0开始，容易被淘汰
    适合场景 热点随时间变化 热点长期稳定

两套策略配合

复制代码 
key 设置了 TTL，到期了
    ↓
惰性删除：被访问时检查，删除
定期删除：后台随机抽查，删除

↓ 但是有漏网之鱼（还没被访问也没被抽到）

内存快满了
    ↓
内存淘汰策略介入
根据配置的策略，强制淘汰 key 腾出内存

缓存预热

系统刚启动时缓存是空的，如果直接上线，所有请求都会打到数据库。

java 复制代码 
// 项目启动时，主动把热点数据加载进 Redis
@PostConstruct
public void initCache() {
    List<Product> hotProducts = db.queryHotProducts();
    hotProducts.forEach(p -> redis.set("product:" + p.getId(), p, 3600));
}

面试

问题 关键词
穿透 不存在的key → 布隆过滤器
击穿 热点key过期 → 互斥锁/逻辑过期
雪崩 大量key同时过期 → TTL随机+高可用
一致性 先更新DB再删缓存 → Canal兜底
淘汰 生产用allkeys-lru/lfu
热key 本地缓存+key分片
大key 拆分+UNLINK异步删除
分布式锁 SET NX EX + Lua释放 + Redisson看门狗

Q：什么是缓存穿透、击穿、雪崩？分别怎么解决？

穿透：查询数据库不存在的 key，缓存永远未命中，每次都打数据库。 解决：布隆过滤器拦截非法请求；或缓存空值（TTL 设短）。

击穿：单个热点 key 过期瞬间，大量并发全部打到数据库。 解决：互斥锁保证只有一个线程重建缓存；或逻辑过期（key 不设物理过期，异步重建，先返回旧值）。

雪崩：大量 key 同时过期，或 Redis 宕机，数据库被打垮。 解决：TTL 加随机值错开过期时间；Redis 主从+哨兵保证高可用；服务层限流降级兜底。

Q：布隆过滤器的原理？有什么缺陷？

本质是一个 bit 数组 + 多个哈希函数。插入元素时，使用哈希函数集计算出多个位置，将这些位置上的 bit 全置为1。查询时，同样算出多个位置，如果有一个不为1则一定不存在，全为1则有可能存在

缺陷：

  • 有误判：bit 位可能被其他元素设置，导致实际不存在而显示存在（假阳性）
  • 不支持删除：删除一个元素会影响共享 bit 位，影响其他元素的判断

Q：如何保证缓存和数据库一致性？

使用旁路缓存（Cache Aside），先更新数据库再删除缓存

为什么是删而不是更新？

  1. 并发下两个线程同时更新缓存，顺序不保证会写入旧值；
  2. 删除是幂等操作更安全；
  3. 不是每次缓存都会被读，惰性重建更合理。

删除缓存失败怎么办？两种方案：

  1. MQ 异步重试删除
  2. Canal 监听 MySQL binlog，自动触发删缓存，业务代码零侵入，大厂主流方案。

Q：为什么先更新数据库，再删缓存？反过来有什么问题？

先删缓存再更新数据库，有较大概率出现不一致：

复制代码 
线程A：删缓存
线程B：读缓存未命中 → 查数据库（旧值）→ 写入缓存（旧值）
线程A：更新数据库（新值）
结果：数据库新值，缓存旧值 → 不一致，且会一直保持到缓存过期

先更新数据库再删缓存，不一致的窗口极小（需要缓存恰好在那一刻过期且并发读），且下次缓存过期后自动修正。

Q：什么是延迟双删？解决了什么问题？

先删缓存，更新数据库，延迟一段时间再删一次缓存：

解决"先删缓存再更新数据库"方案中，并发读写将旧值写入缓存的问题。延迟时间要覆盖一次完整的数据库读写耗时，确保把期间写入的旧值清掉。 缺点：延迟删除期间仍有短暂不一致；sleep 阻塞线程，一般放异步执行。

Q：Redis 的内存淘汰策略有哪些？生产怎么选？

8 种策略，按范围分两类：

  • allkeys 系列：对所有 key 生效
  • volatile 系列：只对设置了过期时间的 key 生效

按算法分：lru（最近最少使用）、lfu（最不常用）、random（随机）、ttl（最快过期）

生产选择：

  • 通用场景：allkeys-lru，淘汰最久未访问的
  • 热点相对固定：allkeys-lfu，更能反映长期热度
  • 缓存和持久数据混用：volatile-lru，只淘汰有过期时间的
  • 不淘汰（noeviction）默认值，内存满直接报错，生产一般不用

Q：LRU 和 LFU 的区别？Redis 的 LRU 是精确的吗？

LRU （Least Recently Used）：淘汰最久没被访问的，适合热点随时间变化的场景。 LFU（Least Frequently Used）：淘汰访问次数最少的，适合热点相对固定的场景。

Redis 的 LRU 不是精确的 ，是近似 LRU。精确 LRU 需要维护一个全局链表，内存和性能开销大。Redis 的做法是：随机采样 N 个 key（默认5个），淘汰其中最久未访问的那个，多次采样近似达到 LRU 效果。可通过 maxmemory-samples 调大采样数量提高精确度，但相应增加 CPU 开销。

Q：热 key 问题是什么？怎么解决？

某个 key 访问频率极高（比如明星突发新闻、秒杀商品），导致该 key 所在的 Redis 节点压力过大，甚至打垮单节点。

解决方案：

  1. 本地缓存：在 JVM 内存（Caffeine/Guava Cache）缓存一份，请求先走本地缓存，不到 Redis
  2. key 分片 ：把热 key 复制成多份，hot_key_0、hot_key_1...hot_key_N，请求随机打到其中一个，分散压力
  3. 读写分离：从节点分担读压力

Q：大 key 问题是什么？怎么排查和解决？

什么是大 key：String value 超过 10KB，或集合类型元素超过 10000 个/总大小超过 10MB。

危害：

  • 读写大 key 阻塞主线程
  • 删除大 key（DEL）同步释放内存，可能阻塞几百毫秒
  • RDB/AOF 持久化耗时增加，内存峰值高
  • 主从同步传输慢

排查：

bash

bash 复制代码 
redis-cli --bigkeys          # 扫描找大 key
MEMORY USAGE key_name        # 查某个 key 内存占用

解决：

  • 拆分大 key：Hash 拆成多个小 Hash，List 分页存储
  • 删除用 UNLINK 代替 DEL（异步释放内存）
  • 压缩 value（gzip 压缩后存入）

Q：缓存预热怎么做？

服务启动时主动把热点数据加载进 Redis，避免冷启动时所有请求都打数据库。

常见做法：

  1. 项目启动时用 @PostConstruct 加载热点数据
  2. 发布前手动跑脚本提前预热
  3. 根据历史访问日志，定时任务预热次日热点数据

Q：如何实现一个简单的分布式锁？有哪些坑？

基础实现：

bash 复制代码 
SET lock:key uuid NX EX 30
# NX：不存在才设置（互斥）
# EX：自动过期（防死锁）
# uuid：标识锁的持有者（防误删）

释放锁时必须用 Lua 脚本保证原子性：

lua 复制代码 
if redis.call("get", KEYS[1]) == ARGV[1] then
 return redis.call("del", KEYS[1])
else
 return 0
end

主要坑：

  • 锁超时业务没执行完：用 Redisson 的看门狗（watchdog）自动续期
  • 主从切换锁丢失：主节点宕机，锁还没同步到从节点，另一个线程在新主上能拿到锁 → 用 RedLock（但有争议）
  • 不可重入：同一线程重复加锁会死锁 → Redisson 实现了可重入锁

四、分布式锁

基础用 SET NX EX + Lua 释放；生产用 Redisson，自带看门狗续期、可重入、发布订阅等待；主从安全问题用 RedLock 有争议，大多数业务单节点 Redisson 足够。

为什么需要分布式锁

单机环境用 JVM 的 synchronized / ReentrantLock 就够了，但分布式环境下多个服务实例各自的 JVM 锁互不感知：

复制代码 
用户下单，扣减库存

实例A  ────┐
           ├──→ 同时读到 stock=1，同时扣减 → stock=-1（超卖！）
实例B  ────┘

JVM锁锁不住跨进程的并发，需要一个所有实例都认可的第三方来协调
→ Redis 分布式锁

单节点锁 SETNX

适用于业务不是支付、下单这种核心场景的简单场景

加锁
bash 复制代码 
SET lock:key uuid NX EX 30
# NX  = Not Exists，key 不存在才设置（互斥的关键）
# EX  = 过期时间，防止宕机后锁永不释放（死锁）
# uuid = 唯一标识，标记锁的持有者（防误删）
  1. uuid 唯一
  2. EX 合理预留缓冲
  3. 加锁后别做无效等待，重试/抛异常
释放锁（必须用 Lua 脚本）

将判断和删除这两个操作封装成一个原子操作

lua 复制代码 
-- 先判断是不是自己的锁，再删除，两步必须原子执行
-- KEYS［1］对应传入的锁的key（比如lock_key）
-- ARGV［1］对应传入的锁的唯一标识（比如unique_value）
if redis.call("get", KEYS[1]) == ARGV[1] then
    return redis.call("del", KEYS[1])
else
    return 0
end

为什么释放锁必须用 Lua？

复制代码 
线程A：GET lock → 值是自己的 uuid ✅
                                        （此时锁恰好过期，被线程B拿到）
线程A：DEL lock → 把线程B的锁删了！❌

GET + DEL 不是原子操作，中间可能被打断
Lua 脚本在 Redis 中原子执行，不会被打断
Java 代码实现
java 复制代码 
public class SimpleRedisLock {
    private StringRedisTemplate redisTemplate;
    private String lockKey;
    private String uuid;

    public boolean tryLock(long expireTime) {
        uuid = UUID.randomUUID().toString();
        Boolean success = redisTemplate.opsForValue()
            .setIfAbsent(lockKey, uuid, expireTime, TimeUnit.SECONDS);
        return Boolean.TRUE.equals(success);
    }

    public void unlock() {
        String script =
            "if redis.call('get', KEYS[1]) == ARGV[1] then " +
            "    return redis.call('del', KEYS[1]) " +
            "else " +
            "    return 0 " +
            "end";
        redisTemplate.execute(
            new DefaultRedisScript<>(script, Long.class),
            List.of(lockKey),
            uuid
        );
    }
}

单节点锁的问题

问题1：锁超时，业务没执行完
复制代码 
线程A 拿到锁，设置过期时间 30s
业务执行到第 25s，还没完成
第 30s 锁自动过期，线程B 拿到锁
线程A 和线程B 同时在临界区执行！❌

解决：看门狗（Watchdog）自动续期

问题2：不可重入
java 复制代码 
// 同一个线程，加锁两次
lock();      // 成功
doSomething();
lock();      // 失败！key 已存在，自己把自己锁死了

解决：可重入锁（记录持有线程 + 重入次数）

问题3：主从切换锁丢失
复制代码 
线程A 在主节点写入锁
主节点还没来得及同步给从节点，主节点宕机
从节点升级为新主节点，锁数据丢失
线程B 在新主节点拿到同一把锁

两个线程同时持有锁！❌

解决：RedLock（有争议）或业务层容忍

高可用锁 RedLock

针对主从切换锁丢失问题，Redis 作者 antirez 提出了 RedLock 算法。

适用于支付、下单等核心业务场景，并部署至少 3 个独立的 Redis 锁节点。具体部署建议如下：

  • 节点数量选择奇数：如 3、5、7 等，便于快速计算成功条件，确保锁机制的有效性
  • 保证节点独立性：节点之间不能有主从复制关系
  • 合理设置请求超时：向节点发送加锁请求时，建议设置 50-100ms 的超时时间，避免单个节点相应缓慢拖流程
原理
复制代码 
部署 N 个（一般5个）完全独立的 Redis 主节点（无主从关系）

加锁：向所有 N 个节点发送 SET NX EX 请求
      超过半数（>=3）成功，且总耗时 < 锁过期时间
      → 加锁成功

释放：向所有 N 个节点发送释放命令
即使一个节点宕机，锁数据还存在其他多数节点上
新的加锁请求无法获得多数同意，保证互斥
RedLock 的争议

Martin Kleppmann（《DDIA》作者）和 antirez 有过著名的公开论战：

Martin 的质疑：

复制代码 
线程A 在5个节点都加锁成功
线程A 发生 GC Stop-The-World 停顿（比如几秒）
期间锁在所有节点自动过期
线程B 加锁成功
GC 结束，线程A 认为自己还持有锁，继续执行

两个线程同时在临界区！RedLock 没有解决这个问题

结论：

RedLock
解决主从切换问题 ✅
解决 GC 停顿问题 ❌
实现复杂度 高（需要5个独立Redis）
生产使用 争议较大

实际生产怎么选？

  • 大多数业务：单节点 Redisson + 看门狗 足够
  • 对锁要求极高（金融核心链路）：用数据库做分布式锁（悲观锁 FOR UPDATE），或 ZooKeeper

Redlock 切勿滥用，性能开销大

生产级分布式锁 Redisson

Redisson 解决了单节点锁的所有问题，是生产环境的标准选择。

基本使用
java 复制代码 
RLock lock = redissonClient.getLock("lock:order:1001");

// 尝试加锁，最多等3秒，锁自动过期30秒
boolean success = lock.tryLock(3, 30, TimeUnit.SECONDS);
if (success) {
    try {
        // 业务逻辑
        deductStock();
    } finally {
        lock.unlock();
    }
}
核心一：看门狗自动续期
复制代码 
线程A 拿到锁，leaseTime 默认 30s（watchdog 超时时间）

后台 watchdog 线程每隔 10s（leaseTime/3）检查一次：
  线程A 还持有锁吗？
    → 是：重置过期时间为 30s
    → 否（线程A崩溃）：不续期，锁自然过期释放

只有调用 unlock() 或线程崩溃，锁才会真正释放
java 复制代码 
// 不指定 leaseTime，watchdog 自动续期
lock.lock();  // 默认启动看门狗

// 指定 leaseTime，不启动看门狗（自己管过期时间）
lock.lock(30, TimeUnit.SECONDS);

但是它并非绝对可靠，如果服务器宕机，其线程会随之终止，锁释放。

核心二：可重入锁

Redisson 用 Hash 结构存锁信息：

bash 复制代码 
# key = 锁名，field = 线程标识，value = 重入次数
HSET lock:order:1001  thread_A_uuid  1

# 同一线程再次加锁
HSET lock:order:1001  thread_A_uuid  2  # 重入次数 +1

# 释放一次
HSET lock:order:1001  thread_A_uuid  1  # 重入次数 -1

# 再释放一次，重入次数=0，删除 key
DEL lock:order:1001

加锁 Lua 脚本：

lua 复制代码 
-- 锁不存在，直接加锁
if redis.call('exists', KEYS[1]) == 0 then
    redis.call('hset', KEYS[1], ARGV[2], 1)
    redis.call('pexpire', KEYS[1], ARGV[1])
    return nil
end

-- 锁存在，判断是不是自己的
if redis.call('hexists', KEYS[1], ARGV[2]) == 1 then
    redis.call('hincrby', KEYS[1], ARGV[2], 1)  -- 重入次数+1
    redis.call('pexpire', KEYS[1], ARGV[1])
    return nil
end

-- 是别人的锁，返回剩余过期时间（告诉调用方等多久）
return redis.call('pttl', KEYS[1])
核心三：加锁失败时的等待机制

tryLock(waitTime, ...) 失败后不是无脑轮询，而是用 Redis 的发布订阅：

复制代码 
线程B 尝试加锁失败
  → 订阅 lock:order:1001 的释放消息频道
  → 进入等待（不占用 CPU）

线程A 释放锁
  → 发布释放消息到频道

线程B 收到消息
  → 重新尝试加锁

比无脑 while(true) 轮询更高效，减少 CPU 和 Redis 压力。

各实现方案对比

SETNX 手写 Redisson RedLock
可重入 ❌ ✅ ✅
自动续期 ❌ ✅ 看门狗 ✅
主从安全 ❌ ❌ ✅
实现复杂度 低 低（开箱即用） 高
生产推荐 ❌ ✅ 看场景

面试

Q：为什么需要分布式锁？和 JVM 锁有什么区别？

JVM 锁只在单机环境生效，分布式环境下多个服务实例各自的 JVM 锁互不感知，无法解决这种跨进程的并发问题，因此我们才有了分布式锁

分布式锁借助第三方存储（Redis / ZooKeeper / 数据库），让所有实例都认可同一个锁，才能协调跨进程的互斥访问

场景：秒杀扣减库存、定时任务防止重复执行，幂等控制

Q：分布式锁需要满足哪些条件？

  • 互斥性：同一时刻只有一个客户端持有锁
  • 防死锁：持有锁的客户端崩溃后，锁能自动释放
  • 防误删：只能由持有者释放自己的锁，不能删别人的
  • 原子性：加锁和释放锁的操作必须是原子的
  • 可重入：同一线程可以多次加锁不死锁
  • 高可用：锁服务本身不能是单点

Q：Redis 分布式锁的基本实现是什么？

SET lock:key uuid NX EX 30

释放时使用 Lua 脚本保证原子性

Q：为什么加锁要用 SET NX EX 一条命令，而不是 SETNX + EXPIRE 两条？

两条命令不是原子操作，SETNX 成功后进程崩溃，EXPIRE 没有执行，锁永远不会过期，造成死锁。

Redis 2.6.12 之后支持 SET key value NX EX seconds 一条命令原子完成，必须用这个。

Q：为什么释放锁要用 Lua 脚本？直接 DEL 有什么问题？

GET + DEL 两步不是原子操作，中间锁可能过期被别人拿走，导致误删别人的锁。Lua 在 Redis 中原子执行，整个过程不会被其他命令插入，彻底避免这个问题。

Q：锁过期了但业务还没执行完怎么办？

  1. 评估业务最大执行时间，设置比它更长的 TTL。
  2. Redisson 的看门狗机制自动续期，不指定 leastTime (default = 30s)时，每隔 leastTime/3 检查一次，如果业务还未执行完成就重置过期时间为 30s 直至业务完成主动释放

Q：加锁的 value 为什么要用 UUID？用线程 ID 不行吗？

线程 ID 在单机内唯一，而在分布式环境下可能存在相同的线程 ID，会导致锁会被其他线程误删

而 UUID 是全局唯一的，可以精确标识哪台机器的哪个线程，并且 Redisson 的实现是 UUID + 线程ID，更严谨。

Q：Redisson 的看门狗原理是什么？什么时候不生效？

原理：Redisson 加锁时如果不指定 leastTime，后台会启动一个定时任务 WatchDog，并且每隔 leastTime / 3 检查当前线程是否还持有锁，是的话重置过期时间为 leastTime。线程崩溃后 watchdog 也会停，锁自动在 30s 后过期

不生效情况：显式调用 lock.lock(leaseTime, unit)手动设置过期时间，Redisson 认为你自己管理过期时间

Q：Redisson 如何实现可重入锁（Reentrant Lock）？

用 Hash 结构存锁信息，field 是线程标识，value 是重入次数：

bash 复制代码 
HSET lock:key  "uuid:threadId"  1   # 第一次加锁
HSET lock:key  "uuid:threadId"  2   # 同一线程重入
# 释放一次 → 2-1=1
# 再释放   → 1-1=0 → DEL lock:key

加锁和释放都用 Lua 脚本保证原子性，重入次数归零才真正删除 key。

Q：tryLock 等待时用的是轮询吗？

不是，用的是 发布订阅机制，避免无效轮询浪费 CPU：

复制代码 
线程B tryLock 失败
 ↓
订阅锁释放的频道（不占 CPU，进入等待）
 ↓
线程A 释放锁，发布释放消息
 ↓
线程B 收到消息，重新尝试加锁

比 while(true) { sleep; tryLock } 更高效，减少 Redis 压力。

Q：主从切换会导致锁丢失吗？怎么解决？

会。Redis 主从是异步复制，主节点加锁成功但还没同步到从节点时主节点宕机，从节点升为新主，锁数据丢失，另一个线程可以在新主上加同一把锁，导致两个线程同时持有锁。

解决方案一：RedLock 向 N 个（通常5个）独立 Redis 主节点同时加锁，超过半数成功才算加锁成功，单个节点宕机不影响锁的有效性。

解决方案二：业务层容忍 大多数业务接受极小概率的锁失效，用幂等 + 补偿机制兜底，不上 RedLock。

Q：RedLock 有什么争议？

Martin Kleppmann（《DDIA》作者）指出 RedLock 无法解决 GC Stop-The-World 问题：

复制代码 
线程A 在5个节点加锁成功
线程A 发生长时间 GC 停顿（几秒）
期间锁在所有节点过期
线程B 加锁成功
GC 结束，线程A 认为自己还持有锁，继续执行
→ 两个线程同时在临界区！

antirez 认为这是极端情况，实际概率极低，RedLock 已经够用。

结论： 真正需要强一致的场景（金融核心链路），用 ZooKeeper 或数据库锁，Redis 分布式锁定位是高性能，不是强一致。

Q：分布式锁有哪些实现方式？怎么选？

Redis ZooKeeper 数据库
性能 最高 中 最低
可靠性 中（异步复制） 高（强一致） 高
实现复杂度 低 中 低
死锁风险 有过期时间兜底 临时节点自动删除 需手动处理
适用场景 高并发，允许极小概率失效 强一致要求 并发量低

日常业务首选 Redisson ；强一致场景用 ZooKeeper （Curator 封装）；并发量极低的简单场景可以用数据库 SELECT FOR UPDATE。

Q：如何用数据库实现分布式锁？

sql 复制代码 
-- 加锁（利用唯一索引）
INSERT INTO distributed_lock(lock_key, holder, expire_time)
VALUES ('order:1001', 'uuid', NOW() + 30s);
-- 插入成功 = 加锁成功，失败 = 锁被占用

-- 释放锁
DELETE FROM distributed_lock
WHERE lock_key = 'order:1001' AND holder = 'uuid';

缺点：性能差（磁盘 IO）、需要定时清理过期锁、没有阻塞等待机制。

总结

问题 关键词
基础实现 SET NX EX + Lua 释放
防死锁 EX 过期时间
防误删 UUID 标识持有者
锁超时 Redisson 看门狗续期
可重入 Hash 存重入次数
等待机制 发布订阅，非轮询
主从安全 RedLock（有争议）
生产选型 Redisson，强一致用 ZK

五、高可用

高可用的三个层次

复制代码 
主从复制
  └── 解决：单点故障读压力，提供数据备份
        但：主节点宕机需要手动切换

哨兵（Sentinel）
  └── 解决：主从基础上实现自动故障转移
        但：写操作只有一个主节点，存储容量有限

集群（Cluster）
  └── 解决：数据分片，突破单机容量和写性能瓶颈

主从复制

三种模式：全量复制、基于长连接的命令传播、增量复制。

是什么

一个主节点（master）+ 多个从节点（slave），主节点负责读写，从节点只读，主节点的数据自动同步到从节点。

复制代码 
         写
客户端 ──→ Master ──┬──→ Slave1（只读）
         读        └──→ Slave2（只读）
                   └──→ Slave3（只读）
配置
bash 复制代码 
# 从节点配置文件里加一行
replicaof 192.168.1.1 6379

# 或运行时动态配置
REPLICAOF 192.168.1.1 6379
第一次同步：全量复制

从节点第一次连接主节点，触发全量同步（主服务器会把所有的数据都同步给从服务器）：

复制代码 
Slave                          Master
  │                               │
  ├── 发送 PSYNC ? -1 ─────────→  │  （我是新节点，不知道runID和offset）
  │                               │
  │  ← 返回 FULLRESYNC            │  （给你我的 runID 和当前 offset）
  │    runID offset ──────────────┤
  │                               ├── 执行 BGSAVE，生成 RDB
  │                               ├── 期间新写命令存入 replication buffer
  │  ← 发送 RDB 文件 ─────────────┤
  │                               │
  ├── 加载 RDB                    │
  │                               │
  │  ← 发送 replication buffer ───┤  （补发 RDB 期间的增量命令）
  │                               │
  ├── 执行增量命令                 │
  │                               │
  └── 同步完成                    │
  1. 建立连接：执行 psync 拿主服务器的 runID 和复制进度 offset，主服务器收到后响应 FULLRESYNC（全量复制） 以携带 runID 和 offset。
    • runID：每个 Redis 服务器启动时产生的随机 ID 用于标识自己，第一次同步被设置为 ？
    • offset：复制进度，第一次同步设置为 -1
  2. 开始同步：Master 执行 bgsave 异步生成 RDB 文件后发给 Slave，Slave 收到后清空当前数据并载入 RDB 文件，该过程中的写命令存入 replication buffer（主从一致）：
    • Master 生成 RDB 文件期间
    • Master 发送 RDB 文件给 Slave 期间
    • Slave 加载 RDB 文件期间
  3. 发送命令：Slave 完成载入后回复一个 ACK，接着 Master 将 replication buffer 缓冲区的命令发送出去，然后 Slave 执行，此时主从一致。

我们还可以通过将 Slave 作为 Master 继续 replicaof，从而减轻主服务器的压力

日常同步：基于长连接的命令传播

完成第一次同步后，为保证后续主从一致，双方之间会维护一个 TCP 连接，并且是长连接（避免频繁的 TCP 连接和断开带来的性能开销）。主节点每执行一条写命令，实时通过这条长连接发给从节点，从节点同步执行。

复制代码 
主节点执行：SET name xmon
    ↓
通过长连接实时发送给所有从节点
    ↓
从节点执行：SET name xmon
    ↓
数据保持一致

这是正常运行期间持续同步的核心机制。

注意：主从同步是异步的，主节点不等从节点确认就返回客户端，所以极端情况下（主节点宕机）可能丢失少量数据。

心跳检测：

长连接期间主从之间有心跳机制互相检测对方是否存活：

复制代码 
从节点每秒发送：REPLCONF ACK offset
  → 告诉主节点自己当前同步到哪个 offset
  → 主节点借此判断从节点是否存活、同步是否有延迟

主节点每 10s 发送：PING
  → 检测从节点是否存活
断线重连：增量复制

从节点断线重连后触发，不重新做全量复制，只补同步断线期间缺失的数据。

复制代码 
Slave                              Master
  │                                   │
  ├── 断线重连                         │
  ├── 发送 PSYNC runID offset ───────→ │
  │    （我记得你的 runID，我同步到 offset X）
  │                                   │
  │                        Master 检查：
  │                        ① runID 是我吗？ ✅
  │                        ② offset 还在 repl_backlog_buffer 范围内吗？
  │                           ✅ → 增量复制
  │                           ❌ → 重新全量复制
  │                                   │
  │  ← 发送 offset 之后的命令 ────────  │
  │                                   │
  └── 执行增量命令，同步完成            │
复制代码

增量复制时，主服务器怎么知道要将哪些增量数据发送给从服务器呢？

  • repl_backlog_buffer：环形缓冲区，用于主从断练后找寻差异数据
  • replication offset：标记上面缓冲区的同步进度，主从都有各自的偏移量

repl_backlog_buffer 缓冲区何时写入？

重连后，Slave 会发送 psync 将自己的复制偏移量 slave_repl_offset 发送给 Master，Master 则根据自己和 Slave 的复制偏移量决定从服务器执行哪种同步操作：

  • offset 还在缓冲区内 → 增量复制
  • offset 已被覆盖 → 只能全量复制

断线时间越长、写流量越大，越容易触发全量复制，建议适当调大：

bash 复制代码 
repl-backlog-size 10mb
主从复制的问题
复制代码 
主节点宕机
    ↓
从节点有数据，但无法自动升为主节点
    ↓
需要人工介入，修改配置，重启
    ↓
期间服务不可用

→ 这就是哨兵要解决的问题

哨兵（Sentinel）

是什么

哨兵是一组独立的 Redis 进程（通常 3 个，设定为奇数），专门负责监控主从节点，自动完成故障转移。

复制代码 
Sentinel1  Sentinel2  Sentinel3
    │           │           │
    └───────────┼───────────┘
                │ 监控
         ┌──────┴──────┐
       Master        Slave1
                     Slave2
哨兵的三大职责

  1. 监控（Monitoring）

    每个哨兵每隔 1 秒向主从节点发送 PING，检查是否在线。

    复制代码 
    节点回复 PONG → 正常
节点超时无响应 → 该哨兵标记为【主观下线（SDOWN）】

  2. 仲裁（Quorum）

    单个哨兵说宕机了不算，需要多数哨兵达成共识才能确认：

    复制代码 
    Sentinel1：Master 没响应，我认为它主观下线
    ↓
Sentinel1 询问 Sentinel2、Sentinel3：你们觉得 Master 还活着吗？
    ↓
超过 quorum 数量（默认2，默认哨兵/2+1）的哨兵都认为下线
    ↓
确认【客观下线（ODOWN）】，触发故障转移

    为什么需要多数仲裁？ 防止网络抖动导致的误判，一个哨兵网络隔离了，不代表主节点真的宕机。

  3. 故障转移（Failover）

    确认主节点客观下线后，哨兵们先选出一个 Leader 哨兵来执行故障转移：

    复制代码 
    Leader 哨兵选举（Raft 算法）：
  每个哨兵给自己投票，同时拉票
  第一个获得超过半数票的哨兵成为 Leader

    Leader 哨兵执行故障转移：

    1. 从所有 Slave 中选出新 Master（选举规则见下）
    2. 让选出的 Slave 执行 SLAVEOF NO ONE（脱离从节点身份）
    3. 让其他 Slave 执行 SLAVEOF 从而指向新 Master 地址
    4. 通知客户端新 Master 地址（通过 pub/sub 频道）
    5. 原 Master 恢复后，作为新 Master 的 Slave 加入
新 Master 的选举规则

按优先级依次判断：

复制代码 
① slave-priority（replica-priority）配置值，越小越优先
   → 可以手动指定哪个从节点优先升主

② 与原 Master 数据最接近的（offset 最大的）
   → 数据最全，丢失最少

③ runID 最小的
   → 前两条都一样时的最终决策
哨兵的问题
复制代码 
哨兵解决了高可用，但写操作仍然只有一个 Master
→ 写性能无法水平扩展
→ 单机内存上限就是存储上限（比如最多 64GB）
→ 数据量很大时，单机撑不住

→ 这就是 Cluster 要解决的问题

Cluster 集群

是什么

Redis Cluster 把数据分散存储到多个主节点，每个主节点负责一部分数据，同时每个主节点有自己的从节点做高可用。

复制代码 
Master1（slot 0~5460）     + Slave1
Master2（slot 5461~10922） + Slave2
Master3（slot 10923~16383）+ Slave3
数据分片：哈希槽（Hash Slot）

Redis Cluster 使用 CRC16 哈希算法把所有数据映射到 16384 个 slot（哈希槽）：

复制代码 
key 属于哪个 slot：
  slot = CRC16(key) % 16384

slot 属于哪个节点：
  由集群配置决定，比如 0~5460 在 Master1

为什么是 16384 个槽？ 16384 = 2^14，用 bitmap 表示每个节点负责的槽，每个节点只需要 2KB 就能存完整的槽位图，节点间心跳包传输成本低。

一致性哈希 vs 哈希槽：

一致性哈希 哈希槽
扩容影响 只影响相邻节点 需要手动迁移槽
数据倾斜 可能不均匀 可以精确控制
实现复杂度 高 简单直观

由上我们可以知道数据是如何分的了，那么，客户端是怎么知道该访问哪台 Redis 的？

客户端是怎么知道该访问哪台机器的？
客户端自行缓存「槽 → 节点」的地图

客户端可以连接任意节点，在启动的时候，会主动去任意一个节点拉一份「哪个槽归哪台节点管」的映射表，把它缓存在自己本地，节点会计算 key 应该在哪个槽，如：0 ~ 5460 号槽在 A 节点等。

客户端访问 key 的流程如下：

  1. CRC16 计算 key 所属的槽位
  2. 查看地图，查看这个槽归哪个节点
  3. 向节点发请求

整个过程都是本地计算，并且一次请求就能命中，效率高，这种带本地缓存地图的客户端被称为Smart Client（智能客户端）。Java的Jedis、Lettuce，Go 的 go-redis，甚至你用 redis-cli -c 加了-c 参数后，都是 Smart Client的行为。

地图过期：MOVED 重定向

由于该地图是客户端一次性拉取下来的，有一定的时效性，后续的集群的扩缩容会导致其过期，因此 Redis 的解决方案称为 MOVED 重定向，过程如下：

复制代码 
客户端 → 访问 key="name" → 连接 Master1（地图上显示，但是已过期，槽已被迁移到 Master2）
Master1 计算：slot = CRC16("name") % 16384 = 5798
5798 不在我的范围（0~5460），在 Master2

Master1 返回：(error)MOVED 5798 192.168.1.2:6379（通知客户端）

客户端 → 立即更新本地地图 → 重新连接 Master2 → 访问成功
槽迁移：ASK 重定向

新增节点（扩缩容）时，把部分槽从旧节点迁移到新节点：

复制代码 
原来：Master1（0~5460），Master2（5461~10922），Master3（10923~16383）
新增：Master4

迁移：从 Master1、Master2、Master3 各拿出一部分槽给 Master4
之后：每个节点负责约 4096 个槽

迁移过程中，槽处于 MIGRATING（迁出） 和 IMPORTING（迁入） 状态，期间的请求用 ASK 重定向处理，不影响正常访问，错误消息如下：

复制代码 
(error) ASK 100 192.168.1.2:6379
意思是：这个 key 这一次你去 Master2 问问看，但这只是临时的，不要更新你的地图

客户端（不更新本地地图） → 发送 ASKING 给 Master2 → 重新连接 Master2 → 访问成功

MOVED 和 ASK 核心区别：

MOVED 是永久搬家通知 ，客户端要更新地图；ASK是临时借道通知，客户端这一次跳过去，地图不动。

节点之间同步信息：Gossip 协议

总结：Gossip 协议让每个节点定期随机找几个邻居互换信息，像流言一样扩散，最终整个集群达成一致。优点是去中心化、扩展性强、容错好；缺点是只能做到最终一致，有传播延迟。Redis Cluster 用它来同步节点状态和槽位信息，故障检测用 PFAIL/FAIL 两阶段仲裁防止误判。

Gossip 是一种去中心化的信息传播协议，灵感来自现实中的流言传播：

复制代码 
你告诉两个朋友一个消息
这两个朋友各自再告诉两个朋友
...
最终所有人都知道了这个消息

集群总线端口（cluster bus）不是 6379（业务端口），而是 16379（业务端口 + 10000），注意：部署 Cluster 时，两个端口都要放行

核心思想

每个节点周期性地随机选几个邻居节点，互相交换自己知道的信息，经过若干轮传播后，整个集群的所有节点都能获得一致的状态。

复制代码 
集群有 A B C D E 五个节点

第1轮：
  A 随机选 B、C → 把自己的状态发给 B、C
  B 随机选 A、D → 把自己的状态发给 A、D
  ...

第2轮：
  B 已经知道了 A 的状态，再传播给 D、E
  ...

几轮之后：所有节点都知道整个集群的状态
Gossip 消息类型

Redis Cluster 中节点间交换四种消息：

  • PING

    复制代码 
    节点 A 定期向随机选取的几个节点发送 PING
携带信息：
  - 自己的状态（地址、负责的槽位、主从关系）
  - 自己知道的部分其他节点状态

  • PONG

    复制代码 
    收到 PING 的节点回复 PONG
携带信息：同 PING，也会带上自己知道的节点状态
双向交换信息，一次通信两个节点都能更新状态

  • MEET

    复制代码 
    新节点加入集群时发送 MEET 消息
告诉已有节点：我来了，把我加入集群
收到 MEET 的节点回复 PONG，建立连接
之后新节点的信息通过 Gossip 扩散到整个集群

  • FAIL

    复制代码 
    某节点被判定为故障时，立即向所有节点广播 FAIL 消息
（这里不用 Gossip 随机传播，而是直接广播，加快故障感知速度）
Gossip 的特性

  • 优点

    1. 去中心化：

      复制代码 
      没有中心节点，任何节点都对等
不存在单点故障，一个节点宕机不影响协议运行

    2. 扩展性强：

      复制代码 
      新节点加入只需要发送 MEET 给任意一个节点
信息自动扩散到整个集群，不需要通知所有节点

    3. 容错性强：

      复制代码 
      消息会通过多条路径传播
即使部分节点宕机或消息丢失，信息仍能最终传达

    4. 实现简单：

      复制代码 
      每个节点逻辑相同，只需要随机选邻居互换信息
不需要复杂的全局协调机制

  • 缺点

    1. 最终一致性，不是强一致：

      复制代码 
      信息传播需要时间（几轮 Gossip 后才能扩散完）
在信息完全扩散前，不同节点看到的集群状态可能不同

    2. 消息冗余：

      复制代码 
      同一条信息会被多个节点重复传播
节点越多，冗余消息越多

    3. 传播延迟：

      复制代码 
      信息扩散速度 = O(log N)（N 为节点数）
不适合对实时性要求极高的场景
（这也是 FAIL 消息改用广播而非 Gossip 的原因）
对比其他一致性协议
Gossip Raft Paxos
一致性 最终一致 强一致 强一致
中心节点 无 有 Leader 有
实现复杂度 低 中 高
扩展性 强 一般 一般
适用场景 状态同步、成员发现 日志复制、选举 分布式事务
典型应用 Redis Cluster、Cassandra etcd、Raft Redis ZooKeeper
集群的故障转移 failover
主从关系

Redis Cluster 里的每个主节点，都可以配一个或多个从节点（默认 3 主 3 从），但从节点默认不对外提供读写服务，如果连上从节点去 GET 一个 key，从节点会返回 MOVED 让你回去找主节点（READONLY 可更改）

节点故障检测

  1. 主观下线（PFAIL, Probably FAILed）

    复制代码 
    节点 A 向节点 B 发送 PING
超过 cluster-node-timeout（默认15s）没有收到 PONG
→ 节点 A 将节点 B 标记为 PFAIL（主观下线）
→ 只是 A 自己认为，可能是网络抖动

  2. 客观下线（FAIL）

    复制代码 
    节点 A 在 Gossip 消息里传播"B 可能挂了"
其他节点也陆续反馈对 B 的 PFAIL
当超过集群半数的主节点都认为 B 是 PFAIL
→ 将 B 标记为 FAIL（客观下线）
→ 广播 FAIL 消息，触发故障转移
Cluster 的选举机制

类似 Raft 的投票机制，流程大概如下：

  1. 资格检查：cluster-replica-validity-factor 参数判断从节点与节点是否失联太久，如果失联很久则没资格。
  2. 排队发起选举：Slave 按照与 Master 的数据同步进度排队，复制的越新的 Slave 等待时间越短。
  3. 发起选举，请求投票：Slave 开始拉票（只有持有槽的主节点才有投票权）。
  4. 收集选票
  5. 成为新主：半数以上主节点的票当选新主
Cluster 的限制
复制代码 
① 不支持多 key 事务（key 可能在不同节点）
   解决：用 hash tag 强制同类 key 落在同一个槽
   {user}:name 和 {user}:age → CRC16 只算 {} 里的内容 → 同一个槽

② 只有 db0（不支持 SELECT 切换数据库）

③ 批量操作（MSET/MGET）要求所有 key 在同一个槽

④ 最少需要 3 主 3 从，共 6 个节点

三种方案对比

主从复制 哨兵 Cluster
高可用 ❌ 需手动切换 ✅ 自动故障转移 ✅ 自动故障转移
读扩展 ✅ 从节点分担读 ✅ ✅
写扩展 ❌ 只有一个主 ❌ 只有一个主 ✅ 多主分片
容量扩展 ❌ ❌ ✅
复杂度 低 中 高
适用场景 读多写少，数据量小 需要自动故障转移 数据量大，高并发写

面试

Q：主从复制是同步还是异步？会丢数据吗？

异步复制，主节点不等从节点确认就返回给客户端。主节点宕机时，未同步到从节点的数据会丢失。可以用 min-replicas-to-write 要求至少 N 个从节点同步成功才返回，降低丢数据风险，但影响写性能。

Q：哨兵为什么至少要部署 3 个？

需要多数仲裁，2 个哨兵时一个挂了，剩下 1 个无法达成多数（需要 >=2），集群失去故障转移能力。3 个哨兵允许 1 个挂掉还能正常工作。同理，哨兵数量建议是奇数。

Q：Cluster 为什么是 16384 个槽而不是 65536 个？

节点间心跳包里包含槽位图，16384 个槽用 bitmap 表示只需 2KB；65536 个槽需要 8KB，心跳包太大，网络开销高。且一般 Redis Cluster 不超过 1000 个节点，16384 个槽完全够用。

Q：脑裂问题是什么？如何解决？

网络分区导致集群中出现两个 Master，各自接受写入，网络恢复后数据冲突。 解决：设置 min-replicas-to-write 1，要求至少 1 个从节点在线才接受写入，孤立的 Master 自动停止写服务，避免脑裂期间产生脏数据。

总结

主从 解决读扩展和数据备份，哨兵 在主从基础上加了自动故障转移，Cluster 在哨兵基础上加了数据分片突破单机容量瓶颈。三者层层递进，根据数据量和可用性要求选型：小项目主从够了，中型项目上哨兵，大规模高并发上 Cluster。

六、原理

Redis 为什么这么快？

复制代码 
① 纯内存操作（最核心）
② 单线程模型，避免线程切换和锁竞争
③ IO 多路复用，单线程处理大量并发连接
④ 高效的数据结构（SDS、跳表、ziplist...）
⑤ 渐进式 rehash、惰性删除等机制避免集中阻塞

之所以 Redis 采用单线程（网络 I/O 和执行命令）那么快，有如下几个原因：

  • Redis 大部分操作都在内存中完成，并且采用了高效的数据结构，因此 Redis 瓶颈可能是机器的内存或者网络带宽，而并非 CPU，既然 CPU 不是瓶颈，那么自然就采用单线程的解决方案了；
  • 采用单线程模型可以避免多线程之间的竞争，省去多线程切换带来的时间和性能上的开销，而且也不会导致死锁
  • 采用 I/O 多路复用机制处理大量的客户端 Socket 请求

单线程模型

Redis 到底哪里是单线程？

这个问题要说清楚，Redis 并不是所有地方都单线程：

复制代码 
单线程的部分：
  命令处理（网络读写 + 命令执行）← 核心，这里是单线程

多线程的部分（Redis 4.0+）：
  AOF 刷盘
  RDB 持久化（fork 子进程）
  大 key 异步删除（UNLINK）
  
多线程的部分（Redis 6.0+）：
  网络 IO 读写（多线程解析请求、写回响应）
  但命令执行本身仍然是单线程

所以准确的说法是：命令执行是单线程的，网络 IO 在 6.0 后引入了多线程。

为什么命令执行用单线程？
复制代码 
多线程的代价：
  ① 线程切换（上下文切换）消耗 CPU
  ② 共享数据需要加锁（synchronized / mutex）
  ③ 锁竞争、死锁问题
  ④ 代码复杂度高

Redis 的命令执行是纯内存操作，本身极快（微秒级）
瓶颈不在 CPU，而在网络 IO
→ 多线程带来的收益远小于它的开销
→ 单线程反而更简单、更快
单线程的执行流程
复制代码 
Redis 启动
    ↓
初始化 server，创建 epoll 实例
    ↓
监听端口，注册 accept 事件
    ↓
进入事件循环（死循环）：
    ├── epoll_wait 等待事件（可读/可写）
    ├── 处理文件事件（客户端请求）
    │     ├── 新连接：accept，注册读事件
    │     ├── 可读：读取命令，解析，执行，写响应到缓冲区
    │     └── 可写：把缓冲区响应发给客户端
    └── 处理时间事件（定时任务，如定期删除过期key）

整个过程在一个线程里完成，没有锁，没有切换。

Redis 6.0 为什么引入多线程网络 IO？
复制代码 
随着网络带宽提升，瓶颈从内存操作转移到了网络 IO：
  读取客户端请求（read syscall）
  解析请求协议（RESP 协议）
  把响应写回客户端（write syscall）

这些 IO 操作比命令执行慢得多，单线程处理成了瓶颈

Redis 6.0 方案：
  多个 IO 线程并行读取请求、解析协议、写回响应
  但命令执行仍然由主线程串行处理（保证线程安全）
IO 线程1 ──→ 读取并解析请求 ──┐
IO 线程2 ──→ 读取并解析请求 ──┼──→ 主线程串行执行命令 ──→ IO 线程并行写响应
IO 线程3 ──→ 读取并解析请求 ──┘

IO 多路复用

先理解网络 IO 的问题

假设 Redis 要同时处理 10000 个客户端连接，朴素的做法：

复制代码 
方案一：每个连接一个线程
  10000 个连接 = 10000 个线程
  → 内存爆炸（每个线程约 1MB 栈）
  → 线程切换开销极大

方案二：单线程轮询
  while(true) {
      for each connection:
          if has data: read and process
  }
  → 大量无效轮询，CPU 空转
  → 延迟高

IO 多路复用 是正确解法：用一个线程监听多个连接，哪个连接有事件就处理哪个，没有事件就阻塞等待，不浪费 CPU。

三种 IO 多路复用机制
select（最古老）
c 复制代码 
int select(int nfds, fd_set *readfds, fd_set *writefds, ...);

// 原理：
// 把所有 fd（文件描述符）复制到内核
// 内核遍历所有 fd，检查哪些有事件
// 返回有事件的 fd 数量，用户再遍历找出哪些有事件
缺点：
  ① fd 数量上限 1024（FD_SETSIZE）
  ② 每次调用都要把全部 fd 从用户态复制到内核态
  ③ 内核遍历所有 fd，O(n) 复杂度
  ④ 返回后用户还要遍历一遍找出就绪的 fd
poll（改进版 select）
c 复制代码 
int poll(struct pollfd *fds, nfds_t nfds, int timeout);
改进：用链表存 fd，去掉了 1024 上限
仍然存在：
  ① 每次调用复制全部 fd 到内核
  ② O(n) 遍历
  ③ 返回后用户还要轮询
epoll（Linux 主流，Redis 使用）
c 复制代码 
// 三个核心函数
int epoll_create(int size);                           // 创建 epoll 实例
int epoll_ctl(int epfd, int op, int fd, ...);         // 注册/修改/删除 fd
int epoll_wait(int epfd, epoll_event *events, ...);   // 等待事件

核心改进：

复制代码 
① 内核维护一棵红黑树存所有监听的 fd
   → 增删 fd 是 O(log n)，不需要每次复制全部 fd

② 内核维护一个就绪链表
   fd 有事件时，硬件中断回调把该 fd 加入就绪链表
   → epoll_wait 只返回就绪的 fd，不用遍历全部

③ 返回的就是就绪事件列表
   → 用户不需要再轮询一遍
性能对比：

          select / poll       epoll
fd 复制    每次全部复制        只注册一次
时间复杂度  O(n)              O(1)（就绪事件数）
fd 上限    1024 / 无限        无限
返回结果    需要用户轮询        直接返回就绪 fd
epoll 的两种触发模式

水平触发（LT，Level Triggered）默认

复制代码 
fd 有数据未读完 → 每次 epoll_wait 都会通知
→ 不容易漏事件，编程简单

边缘触发（ET，Edge Triggered）

复制代码 
fd 状态变化时只通知一次 → 必须一次性读完所有数据
→ 减少系统调用次数，性能更高
→ 编程复杂，必须配合非阻塞 IO

Redis 使用的是水平触发，编程简单，不容易丢事件。

Redis 的事件驱动模型

Redis 自己封装了一套事件驱动框架（ae），屏蔽了底层 select/epoll 的差异：

复制代码 
┌─────────────────────────────────────┐
│           Redis ae 事件库             │
├─────────────────────────────────────┤
│  epoll（Linux）                      │
│  kqueue（macOS/BSD）                 │
│  select（Windows/兜底）              │
└─────────────────────────────────────┘

两类事件：

复制代码 
文件事件（File Event）：网络 IO 相关
  ├── 连接事件：新客户端连接（acceptTcpHandler）
  ├── 读事件：客户端发来命令（readQueryFromClient）
  └── 写事件：把响应写回客户端（sendReplyToClient）

时间事件（Time Event）：定时任务
  └── serverCron：每 100ms 执行一次
        ├── 定期删除过期 key
        ├── 持久化检查
        ├── 主从同步
        └── 统计信息更新...

完整处理流程：

复制代码 
epoll_wait（阻塞等待事件，超时时间 = 最近时间事件的剩余时间）
    ↓ 有事件
处理所有就绪的文件事件（网络读写）
    ↓
检查时间事件是否到期，到期则执行
    ↓
回到 epoll_wait

Redis 事务

基本命令
bash 复制代码 
MULTI           # 开启事务，后续命令进入队列
SET key1 val1   # 入队（不立即执行）
SET key2 val2   # 入队
INCR counter    # 入队
EXEC            # 提交，按顺序执行队列里的命令
DISCARD         # 放弃事务，清空队列
bash 复制代码 
127.0.0.1:6379> MULTI
OK
127.0.0.1:6379> SET name xmon
QUEUED                   ← 注意是 QUEUED，不是执行结果
127.0.0.1:6379> INCR age
QUEUED
127.0.0.1:6379> EXEC
1) OK
2) (integer) 22
WATCH：乐观锁
bash 复制代码 
WATCH key1 key2     # 监听 key，事务执行前如果被修改，事务自动失败

MULTI
SET key1 newval
EXEC                # 如果 key1 在 WATCH 之后被其他客户端修改 → 返回 nil（事务取消）
经典用法（类似 CAS）：

WATCH balance                  # 监听余额
val = GET balance               # 读取当前值
MULTI
SET balance val-100             # 扣款
EXEC                            # 如果期间 balance 被改了，返回 nil
                                # 应用层重试
Redis 事务和 MySQL 事务的区别
Redis 事务 MySQL 事务
原子性 弱（命令运行时错误不回滚） 强（任何错误全部回滚）
隔离性 执行期间不被打断 多种隔离级别
回滚 ❌ 不支持 ✅ 支持
持久性 依赖持久化配置 WAL 保证
Redis 事务的两种错误

  1. 语法错误（入队时报错）

    整个事务不执行：

    复制代码 
    MULTI
SET name xmon        # QUEUED
WRONGCMD             # ERROR：未知命令
SET age 21           # QUEUED
EXEC                 # 返回错误，整个事务取消

  2. 运行时错误（执行时出错）

    只有出错的命令失败，其他命令正常执行，不回滚：

    复制代码 
    MULTI
SET name xmon        # QUEUED（正确命令）
INCR name            # QUEUED（name是字符串，INCR会出错，但入队成功）
SET age 21           # QUEUED（正确命令）
EXEC
1) OK                # SET name 成功
2) ERR               # INCR name 失败，但不影响其他
3) OK                # SET age 成功

    这是 Redis 事务最大的局限：不支持运行时回滚。 Redis 认为运行时错误是编程错误，不需要回滚机制。

Q：事务为什么不支持回滚？

A：Redis 官方的解释：

  • Redis 命令只有在语法正确且数据类型匹配时才会失败，这类错误是编程失误，应该在开发阶段发现
  • 不支持回滚让 Redis 内部实现更简单、更快

面试

Q：Redis 单线程为什么还这么快？

纯内存操作本身极快；单线程避免了线程切换和锁竞争开销；IO 多路复用（epoll）用一个线程高效处理大量并发连接；命令执行是 O(1) 或 O(log n)；数据结构针对性优化（SDS、跳表、ziplist）。

Q：Redis 6.0 的多线程和之前有什么区别？

之前完全单线程；6.0 对网络 IO 部分（读请求、解析协议、写响应）引入多线程提高吞吐量，但命令执行本身仍是单线程串行，保证数据安全，不需要加锁。

Q：epoll 比 select 好在哪里？

select 每次调用需要把全部 fd 复制到内核，O(n) 遍历，fd 上限 1024；epoll 用红黑树维护 fd，只在注册时复制一次，内核通过回调维护就绪链表，epoll_wait 直接返回就绪 fd，O(1) 复杂度，无 fd 数量限制。

Q：Redis 事务能保证原子性吗？

不完全能。语法错误（入队时报错）会导致整个事务取消；但运行时错误（执行时出错）不会回滚，其他命令照常执行，这点和 MySQL 的原子性不同。严格来说 Redis 事务只保证命令按顺序执行且不被打断，不保证要么全成功要么全失败。

总结

复制代码 
单线程模型：
  命令执行单线程，避免锁竞争，简单高效
  6.0+ 网络IO多线程，命令执行仍单线程

IO 多路复用：
  epoll 监听大量连接，有事件才处理，不空转
  文件事件（网络IO）+ 时间事件（定时任务）构成事件循环

过期删除：
  惰性删除 + 定期删除配合，expires 字典存过期时间戳

内存淘汰：
  8种策略，生产推荐 allkeys-lru/lfu

事务：
  MULTI/EXEC 保证命令顺序执行不被打断
  不支持运行时回滚，不是真正的强原子性
  WATCH 实现乐观锁，应对并发冲突
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