关于缓存的一些总结

常见的缓存模式

Cache aside patten

过程：

• 读操作： 先读缓存，若缓存存在，直接返回。缓存不存在，则从DB 加载，然后写到缓存
• 写操作： 更新DB,然后删除缓存

为什么不先更新缓存，在更新DB。如果有两个并发写操作，将导致缓存和DB 不一致。也即 线程1 先更新缓存，线程2 后更新缓存，但是线程2更新DB 提前返回，线程1更新DB后返回导致缓存和DB 不一致。

先更新DB 在删除缓存也有并发问题，不过是降低了缓存不一致的概率。线程1 读取缓存，缓存不存在，然后从DB 读取数据，此时线程2 更新DB 并更新了缓存，这是线程1又把过期的数据加载到缓存了。但是实际上DB 的写操作一般比读操作慢，所以这种发生的概率较低。

无法解决的问题：

无法解决更新DB 后删除缓存失败的场景，要保证缓存DB的一致性问题只能通过2PC或Paxos 一致性协议来保证.但是对于这个2PC太慢，Paxos 太复杂，所以一般通过设置缓存的有效期，让其最终一致。

支持XA 事务的缓存有Ehcahe

什么又是延迟双删（常用，推荐使用）？

在更新操作的时候先删除缓存，然后再更新DB, 在延时一定的时间重新删除缓存。

先删除缓存可以保证新的进程不会读到旧的数据。延时删除的作用是，可以保证在更新DB过程中（更新的线程记为线程1）可能有并发读操作（记为线程2）从DB 读到了旧的数据，若没有延时直接删除，那么线程1删除了缓存，此时线程2读到的旧数据可能重新载入缓存，导致不一致。

Read/write through patten

对比与cache aside patten, 当缓存中不存在时，需要调用方自己去DB 查询，然后加载到缓存，也即调用方需要负责缓存和DB数据。

对于read/write through patten 则认为 cache 和DB 是统一的存储。存储内部自己负责DB 和缓存的一致。

read through

过程：

​ 若缓存存在，直接返回，缓存不存在，则由缓存自己从DB 中加载数据，然后返回给调用方

write through

过程：

​ 若缓存存在，则更新缓存，又缓存将数据更新到DB。若缓存不存在，则直接更新DB,然后返回。

​

Write behind caching patten

write behind 又叫write back (写回)。类似于操作系统的page cache.

过程：

读操作：若数据在缓存中，直接返回，不在缓存则从DB 加载后写入缓存，并将数据标识非脏页。

写操作：直接写入缓存，并将该缓存标记为脏数据，然后返回。

当缓存用完了，LRU 算法淘汰旧的缓存，如果发现数据是脏数据，则需要写回DB,否则直接淘汰。当系统优雅关闭，需要将脏数据写回DB.若宕机，则有数据丢失的风险。

缓存策略

• LRU(Lease Rencently Used)：最近最少使用,淘汰最久未使用的数据(基于访问时间)

  解决方案：链表（处理新老关系）+哈希（处理查询）

• LFU(Lease Frequently Used)：使用频率最少,淘汰访问频率最少的数据（基于访问次数）

  解决方案：堆排序（处理频率排序）+哈希（处理查询）

分别适用什么场景

• LRU :适用于最近被访问的数据在将来很有可能被再次访问的假设。针对突发流量，可以很好缓存数据对外服务，也不需要统计频率数据（LFU需要），缺点它可能会将之前的热点数据（高频的数据）淘汰，导致缓存命中率下降，也即缓存污染。
• LFU:只要数据访问模式的概率分布随时间保持不变，其命中率就会非常高。哪怕有突发的大量冷门数据访问，也不会将原高频数据淘汰，缺点就是新的热点数据无法很好的缓存，老的热点数据无法淘汰

什么是缓存雪崩/穿透/击穿

• 缓存雪崩:大量数据无法再缓存中找到，导致请求发送到DB,DB压力激增

  • 缓存数据同时过期（设置了相同的过期时间。修改缓存的过期时间，增加1~3min 随机值；或者服务降级，针对核心数据，继续查DB,非核心数据返回空值或预定义数据）
  • 缓存集群故障（redis 故障。设置服务熔断或前端限流，保障数据库正常运行；这就需要应用监听redis负载情况，如CPU，QPS，内存使用率等；做好redis 集群的高可用，如使用sentinel机制）

• 缓存击穿: 某些频繁访问的热点数据，无法再缓存中处理，从而发送到DB,导致DB压力变大

  • 热点数据不要设置过期时间

• 缓存穿透：数据既不在缓存，也不在DB。缓存空值；或使用布隆过滤器；前端参数合法性校验

  • 业务误操作
  • 恶意攻击

Mysql buffer pool 的缓存设计

若MySQL采用原始原始的LRU 算法，那么若一条SQL 扫描了一张大表，将导致，缓存中的热点数据全部被淘汰掉，是缓存命中率下降，我们来看看Innodb是如何改进LRU 算法。

在Innodb中将LRU 链表分为yong 区(5/8)和 old 区（3/8）,其中用去靠近链表头部，如上图所示。尾部是old 区。

• 若访问 yong区数据页，则将其移动到链表头部
• 若访问不存在的数据也，则淘汰pm(链表尾部)数据页，并将新的数据放入LRU_old处

• 若再次访问old区数据时，

  • 若数据在链表中超过1s,则移到链表头部
  • 如小于1s,则保持不变

这样就可以保证在大表扫描时，由于数据在old 区域，没有机会进入yong区，不会污染缓存

Redis 淘汰策略

redis 可以设置最大的内存容量maxmemory,当超过最大内存时，通过maxmemory-policy淘汰策略来淘汰数据，腾出新的空间给新的数据。其中有allkeys-lru和volatile-lru使用LRU 算法，有allkeys-lfu和volatile-lfu使用LFU 算法,下面介绍下在redis中如何使用这两种策略

• LRU

我们知道redis中每个键值对的值都是redis Object,它上面有个lru变量24bit,LRU 策略会在上面记录上次的访问时间戳

• LFU

当我们需要记录频率，不能简单的通过访问次数来统计，需要用时间+次数的方式来统计频率。redisObject上面有个lru变量24bit，在LRU策略中是记录上次使用的时间戳。由于LFU是redis 4.0 引入的，故其复用了这个lru变量，其中16bit(精确到分钟) 记录上次访问时间戳，后8bit（初始值5,如果这里取值0,很可能马上就被淘汰掉，也就是让它存活一段时间）记录人访问次数。

1. 根据上次的访问时长，衰减访问次数.

   如原本0-5分钟访问10次，那么freq=2次/分钟，后5-10分钟没有访问，在10-15分钟访问，需要将原来的freq 衰减为1次/分钟。在默认情况下（lfu_decay_time控制），访问次数的衰减大小就是等于上一次访问距离当前的分钟数（若访问次数已经为0 ，不衰减）

2. 根据当前的访问更新访问次数

   由于访问次数最大255，若已经是最大值，则不更新。

   其实redis 不是每次访问值就直接将访问次数加一，这样255上限就太小了。所以它的策略是，访问一定的次数，才将访问次数加一。相当于将实际记录的访问次数范围变大了。

   计算时会计算一个阈值 p，以及一个取值为 0 到 1 之间的随机概率值 r。如果概率 r 小于阈值 p，那么 才会将访问次数加 1。否则的话，访问次数不变。而阈值 p 的值大小，其实是由两个因素决定的。一个是当前访问次数和宏定义 LFU_INIT_VAL 的差值 baseval，另一个是 redis.conf 文件中定义的配置项 lfu-log-factor。

   r=random(0~1)

   p =1/(baseval * lfu-log-factor+1)

   若r

   baseval 反映了访问多少次，当访问很多次后，在增加他的至难度会变大；

   Lfu-log-factor 反映了访问次数的增加难度，越大难度越高，也即 访问次数实际表示的访问频率越高

可以看到lfu-log-factor 在取值为10时，访问频率255实际可以表示1M 的访问频率。

3. 更新lru变量

• LRU和LFU实际的淘汰做法

  redis 淘汰数据并不是针对全部的数据进行淘汰，不然针对LRU需要很大空间，通过链表维护访问时间前后关系，而针对LFU 需要很多的空间来维护访问频率的排序。所以redis 采用的是随机采用的方式，随机一部分数据，数量由maxmemory-samples配置，放入EvictionPoolLRU,然后计算idle ,将idle 越大的优先淘汰。针对LRU ,上次访问时间越早，idle 越大，越容易淘汰；针对LFU,访问频率越低，idle 越大，越容易淘汰。淘汰最大idle 的数据后，然后循环将采用数据放入EvictionPoolLRU,不断淘汰pool 中的数据，知道满足我们的最大内存限制。

  if (server.maxmemory_policy & MAXMEMORY_FLAG_LRU) {
    idle = estimateObjectIdleTime(o);
  } else if (server.maxmemory_policy & MAXMEMORY_FLAG_LFU) {
    idle = 255-LFUDecrAndReturn(o);
  }

Caffine cache (W-tinyLFU)

Caffine cache 是一个高性能的Java 本地缓存组件，基于guava cache,并优化算法为Window-TinyLFU,W-TinyLFU中使用Count-Min Sketch记录我们的访问频率，它是一种类 布隆过滤器的思想，可以降低频率信息的内存损耗

存储数据时，对key进行多次 hash 函数运算后，二维数组不同位置存储频率（Caffeine 实际实现的时候是用一维 long 型数组，每个 long 型数字切分成16份，每份4bit，默认15次为最高访问频率，每个key实际 hash 了四次，落在不同 long 型数字的16份中某个位置）。读取某个key的访问次数时，会比较所有位置上的频率值，取最小值返回。对于所有key的访问频率之和有个最大值，当达到最大值时，会进行reset即对各个缓存key的频率除以2。

如下图缓存访问频率存储主要分为两大部分，即 LRU 和 Segmented LRU 。新访问的数据会进入第一个 LRU，在 Caffeine 里叫 WindowDeque。当 WindowDeque 满时，会进入 Segmented LRU 中的 ProbationDeque，在后续被访问到时，它会被提升到 ProtectedDeque。当 ProtectedDeque 满时，会有数据降级到 ProbationDeque 。数据需要淘汰的时候，对 ProbationDeque 中的数据进行淘汰。具体淘汰机制：取ProbationDeque 中的队首和队尾进行 PK，队首数据是最先进入队列的，称为受害者，队尾的数据称为攻击者，比较两者 频率大小，大胜小汰。

所以caffine cache 其实是结合了LRU 和LFU 算法进行内存淘汰

参考文献

1. 缓存的更新套路
2. 极客时间 MySQL实战45讲
3. 极客时间 Redis核心技术与实战
4. 高性能缓存 Caffeine 原理及实战
5. Caffeine Cache-高性能Java本地缓存组件

服务器托管，北京服务器托管，服务器租用 http://www.fwqtg.net