Redis核心知识点总结（一万五千字，请耐心读完）

文章目录

一、Redis是单线程还是多线程
二、Redis 单线程为什么还能这么快
三、Redis 单线程如何处理那么多的并发客户端连接
四、RDB和AOF的区别是什么
五、Redis主从复制工作原理
六、Redis哨兵高可用架构
七、Redis集群架构相关问题分析
- 1、集群架构概述
- 2、集群架构原理分析
- 3、集群架构节点间通信机制
- 4、Redis集群选举原理分析
- 5、集群脑裂问题
八、缓存穿透
九、缓存失效（击穿）
十、缓存雪崩
十一、热点缓存key重建优化
十二、缓存与数据库双写不一致
十三、开发规范与性能优化
十四、bigkey的相关问题
十五、Reids连接池
十六、Redis对于过期键有三种清除策略

一、Redis是单线程还是多线程

Redis 的单线程主要是指 Redis 的网络 IO 和键值对读写是由一个线程来完成的，这也是 Redis 对外提供键值存储服务的主要流程。但 Redis 的其他功能，比如持久化、异步删除、集群数据同步等，其实是由额外的线程执行的，这也从侧面说明Redis一直都是存在多线程的。

在Redis 6.0之后的版本，提供了多线程的读写IO，但是最终执行用户命令的线程依然是单线程的，这样就没有多线程数据的竞争关系，依然很高效。而这才是我们常说的Redis多线程。

单线程版本：

多线程版本：

二、Redis 单线程为什么还能这么快

因为它所有的数据都在内存中，所有的运算都是内存级别的运算，而且单线程避免了多线程的切换性能损耗问题（6.0版本之后可以换一种说法）。CPU不是Redis的瓶颈，Redis的瓶颈最有可能是机器内存的大小或者网络带宽。也正因为 Redis 是单线程，所以要小心使用 Redis 指令，对于那些耗时的指令(比如keys)，一定要谨慎使用，一不小心就可能会导致 Redis 卡顿。

当然还有一个重要的原因，那就是Redis代码底层对数据结构的优化。五种基本数据类型，Redis会根据存放数据的不同大小，选择不同的底层编码，不放过每一个bit位。

三、Redis 单线程如何处理那么多的并发客户端连接

Redis的IO多路复用：redis利用epoll来实现IO多路复用，将连接信息和事件放到队列中，依次放到文件事件分派器，事件分派器将事件分发给事件处理器。

四、RDB和AOF的区别是什么

RDB（Redis DataBase）

在默认情况下， Redis 将内存数据库快照保存在名字为 dump.rdb 的二进制文件中。可以对 Redis 进行设置，让它在“ N 秒内数据集至少有 M 个改动”这一条件被满足时，自动保存一次数据集。

还可以手动执行命令生成RDB快照，进入redis客户端执行命令save或bgsave可以生成dump.rdb文件，每次命令执行都会将所有redis内存快照到一个新的rdb文件里，并覆盖原有rdb快照文件。

Redis 借助操作系统提供的写时复制技术（Copy-On-Write, COW），在生成快照的同时，依然可以正常处理写命令。简单来说，bgsave 子进程是由主线程 fork 生成的，可以共享主线程的所有内存数据。bgsave 子进程运行后，开始读取主线程的内存数据，并把它们写入 RDB 文件。此时，如果主线程对这些数据也都是读操作，那么，主线程和 bgsave 子进程相互不影响。但是，如果主线程要修改一块数据，那么，这块数据就会被复制一份，生成该数据的副本。然后，bgsave 子进程会把这个副本数据写入 RDB 文件，而在这个过程中，主线程仍然可以直接修改原来的数据。

save与bgsave对比：

命令	save	bgsave
IO类型	同步	异步
是否阻塞redis其它命令	是	否(在生成子进程执行调用fork函数时会有短暂阻塞)
复杂度	O(n)	O(n)
优点	不会消耗额外内存	不阻塞客户端命令
缺点	阻塞客户端命令	需要fork子进程，消耗内存

配置自动生成rdb文件后台使用的是bgsave方式。

AOF（append-only file）

快照功能并不是非常耐久：如果 Redis 因为某些原因而造成故障停机，那么服务器将丢失最近写入、且仍未保存到快照中的那些数据。从 1.1 版本开始， Redis 增加了一种完全耐久的持久化方式——AOF 持久化，将修改的每一条指令记录进文件appendonly.aof中（先写入os cache，每隔一段时间fsync到磁盘）

每当 Redis 执行一个改变数据集的命令时（比如 set），这个命令就会被追加到 AOF 文件的末尾。这样的话，当 Redis 重新启动时，程序就可以通过重新执行 AOF 文件中的命令来达到重建数据集的目的。AOF重写redis会fork出一个子进程去做（与bgsave命令类似），不会对redis正常命令处理有太多影响

如何选择

命令	RDB	AOF
启动优先级	低	高
体积	小	大
恢复速度	快	慢
数据安全性	容易丢数据	根据策略决定

生产环境可以都启用，redis启动时如果既有rdb文件又有aof文件则优先选择aof文件恢复数据，因为aof一般来说数据更全一点。

Redis 4.0 混合持久化

重启 Redis 时，我们很少使用 RDB来恢复内存状态，因为会丢失大量数据。我们通常使用 AOF 日志重放，但是重放 AOF 日志性能相对 RDB来说要慢很多，这样在 Redis 实例很大的情况下，启动需要花费很长的时间。 Redis 4.0 为了解决这个问题，带来了一个新的持久化选项——混合持久化。可以通过配置开启混合持久化（必须先开启aof）

如果开启了混合持久化，AOF在重写时，不再是单纯将内存数据转换为RESP命令写入AOF文件，而是将重写这一刻之前的内存做RDB快照处理，并且将RDB快照内容和增量的AOF修改内存数据的命令存在一起，都写入新的AOF文件，新的文件一开始不叫appendonly.aof，等到重写完新的AOF文件才会进行改名，覆盖原有的AOF文件，完成新旧两个AOF文件的替换。

于是在 Redis 重启的时候，可以先加载 RDB 的内容，然后再重放增量 AOF 日志就可以完全替代之前的 AOF 全量文件重放，因此重启效率大幅得到提升。

Redis数据备份策略：

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
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
每次copy备份的时候，都把太旧的备份给删了
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

五、Redis主从复制工作原理

全量复制

如果你为master配置了一个slave，不管这个slave是否是第一次连接上master，它都会发送一个psync命令给master请求复制数据。master收到psync命令后，会在后台进行数据持久化通过bgsave生成最新的rdb快照文件，持久化期间，master会继续接收客户端的请求，它会把这些可能修改数据集的请求缓存在内存中。当持久化进行完毕以后，master会把这份rdb文件数据集发送给slave，slave会把接收到的数据进行持久化生成rdb，然后再加载到内存中。然后，master再将之前缓存在内存中的命令发送给slave。

当master与slave之间的连接由于某些原因而断开时，slave能够自动重连master，如果master收到了多个slave并发连接请求，它只会进行一次持久化，而不是一个连接一次，然后再把这一份持久化的数据发送给多个并发连接的slave。

主从复制流程图：

部分数据复制

当master和slave断开重连后，一般都会对整份数据进行复制。但从redis2.8版本开始，redis改用可以支持部分数据复制的命令psync去master同步数据，slave与master能够在网络连接断开重连后只进行部分数据复制（断点续传）。

master会在其内存中创建一个复制数据用的缓存队列，缓存最近一段时间的数据，master和它所有的slave都维护了复制的数据下标offset和master的进程id，因此，当网络连接断开后，slave会请求master继续进行未完成的复制，从所记录的数据下标开始。如果master进程id变化了，或者从节点数据下标offset太旧，已经不在master的缓存队列里了，那么将会进行一次全量数据的复制。

主从复制（部分复制，断点续传）流程图：

处理缓解主从复制风暴

如果有很多从节点，为了缓解主从复制风暴（多个从节点同时复制主节点导致主节点压力过大），可以做如下架构，让部分从节点与从节点（与主节点同步）同步数据

六、Redis哨兵高可用架构

sentinel哨兵是特殊的redis服务，不提供读写服务，主要用来监控redis实例节点。

哨兵架构下client端第一次从哨兵找出redis的主节点，后续就直接访问redis的主节点，不会每次都通过sentinel代理访问redis的主节点，当redis的主节点发生变化，哨兵会第一时间感知到，并且将新的redis主节点通知给client端（这里面redis的client端一般都实现了订阅功能，订阅sentinel发布的节点变动消息）

当redis主节点如果挂了，哨兵集群会重新选举出新的redis主节点，同时会修改所有sentinel节点配置文件的集群元数据信息。即6379的redis如果挂了，假设选举出的新主节点是6380，那么sentinel文件里的集群元数据信息也就编程6380，同时还会修改sentinel文件里之前配置的mymaster对应的6379端口，改为6380。当6379的redis实例再次启动时，哨兵集群根据集群元数据信息就可以将6379端口的redis节点作为从节点加入集群

七、Redis集群架构相关问题分析

1、集群架构概述

在redis3.0以前的版本要实现集群一般是借助哨兵sentinel工具来监控master节点的状态，如果master节点异常，则会做主从切换，将某一台slave作为master，哨兵的配置略微复杂，并且性能和高可用性等各方面表现一般，特别是在主从切换的瞬间存在访问瞬断的情况，而且哨兵模式只有一个主节点对外提供服务，没法支持很高的并发，且单个主节点内存也不宜设置得过大，否则会导致持久化文件过大，影响数据恢复或主从同步的效率

redis集群是一个由多个主从节点群组成的分布式服务器群，它具有复制、高可用和分片特性。Redis集群不需要sentinel哨兵，也能完成节点移除和故障转移的功能。需要将每个节点设置成集群模式，这种集群模式没有中心节点，可水平扩展，据官方文档称可以线性扩展到上万个节点（官方推荐不超过1000个节点）。redis集群的性能和高可用性均优于之前版本的哨兵模式，且集群配置非常简单

2、集群架构原理分析

Redis Cluster 将所有数据划分为 16384 个 slots(槽位)，每个节点负责其中一部分槽位。槽位的信息存储于每个节点中。当 Redis Cluster的客户端来连接集群时，它也会得到一份集群的槽位配置信息并将其缓存在客户端本地。这样当客户端要查找某个 key 时，可以直接定位到目标节点。同时因为槽位的信息可能会存在客户端与服务器不一致的情况，还需要纠正机制来实现槽位信息的校验调整。

槽位定位算法：Cluster 默认会对 key 值使用 crc16 算法进行 hash 得到一个整数值，然后用这个整数值对 16384 进行取模来得到具体槽位。

HASH_SLOT = CRC16(key) mod 16384

跳转重定位

当客户端向一个错误的节点发出了指令，该节点会发现指令的 key 所在的槽位并不归自己管理，这时它会向客户端发送一个特殊的跳转指令携带目标操作的节点地址，告诉客户端去连这个节点去获取数据。客户端收到指令后除了跳转到正确的节点上去操作，还会同步更新纠正本地的槽位映射表缓存，后续所有 key 将使用新的槽位映射表。

3、集群架构节点间通信机制

维护集群的元数据（集群节点信息，主从角色，节点数量，各节点共享的数据等）有两种方式：集中式和gossip。redis cluster节点间采取gossip协议进行通信

集中式：

优点在于元数据的更新和读取，时效性非常好，一旦元数据出现变更立即就会更新到集中式的存储中，其他节点读取的时候立即就可以立即感知到；不足在于所有的元数据的更新压力全部集中在一个地方，可能导致元数据的存储压力。很多中间件都会借助zookeeper集中式存储元数据。

gossip：

该协议包含多种消息，包括ping，pong，meet，fail等等。

meet：某个节点发送meet给新加入的节点，让新节点加入集群中，然后新节点就会开始与其他节点进行通信；
ping：每个节点都会频繁给其他节点发送ping，其中包含自己的状态还有自己维护的集群元数据，互相通过ping交换元数据（类似自己感知到的集群节点增加和移除，hash slot信息等）；
pong: 对ping和meet消息的返回，包含自己的状态和其他信息，也可以用于信息广播和更新；
fail: 某个节点判断另一个节点fail之后，就发送fail给其他节点，通知其他节点，指定的节点宕机了。

gossip协议的优点在于元数据的更新比较分散，不是集中在一个地方，更新请求会陆陆续续，打到所有节点上去更新，有一定的延时，降低了压力；缺点在于元数据更新有延时可能导致集群的一些操作会有一些滞后。

gossip通信的10000端口，每个节点都有一个专门用于节点间gossip通信的端口，就是自己提供服务的端口号+10000，比如7001，那么用于节点间通信的就是17001端口。每个节点每隔一段时间都会往另外几个节点发送ping消息，同时其他几点接收到ping消息之后返回pong消息。

4、Redis集群选举原理分析

当slave发现自己的master变为FAIL状态时，便尝试进行failover，以期成为新的master。由于挂掉的master可能会有多个slave，从而存在多个slave竞争成为master节点的过程，其过程如下：

slave发现自己的master变为FAIL
将自己记录的集群currentEpoch加1，并广播FAILOVER_AUTH_REQUEST 信息
其他节点收到该信息，只有master响应，判断请求者的合法性，并发送FAILOVER_AUTH_ACK，对每一个epoch只发送一次ack
尝试failover的slave收集master返回的FAILOVER_AUTH_ACK
slave收到超过半数master的ack后变成新Master(这里解释了集群为什么至少需要三个主节点，如果只有两个，当其中一个挂了，只剩一个主节点是不能选举成功的)
slave广播Pong消息通知其他集群节点。

从节点并不是在主节点一进入 FAIL 状态就马上尝试发起选举，而是有一定延迟，一定的延迟确保我们等待FAIL状态在集群中传播，slave如果立即尝试选举，其它masters或许尚未意识到FAIL状态，可能会拒绝投票

延迟计算公式：

DELAY = 500ms + random(0 ~ 500ms) + SLAVE_RANK * 1000ms

SLAVE_RANK表示此slave已经从master复制数据的总量的rank。SLAVE_RANK 越小代表已复制的数据越新。理论上这种方式下，持有最新数据的slave将会首先发起选举。

5、集群脑裂问题

如果redis集群没有过半机制，就会出现脑裂问题，网络分区导致脑裂后多个主节点对外提供写服务，一旦网络分区恢复，会将其中一个主节点变为从节点，这时会有大量数据丢失。

规避方法可以在redis配置里加上参数（这种方法不可能百分百避免数据丢失，参考集群leader选举机制）：

//写数据成功最少同步的slave数量，这个数量可以模仿大于半数机制配置，比如集群总共三个节点可以配置1，加上leader就是2，超过了半数
min-replicas-to-write 1

这个配置在一定程度上会影响集群的可用性，比如slave要是少于1个，这个集群就算leader正常也不能提供服务了，需要具体场景权衡选择。

八、缓存穿透

缓存穿透是指查询一个根本不存在的数据，缓存层和存储层都不会命中，通常出于容错的考虑，如果从存储层查不到数据则不写入缓存层。缓存穿透将导致不存在的数据每次请求都要到存储层去查询，失去了缓存保护后端存储的意义。

造成缓存穿透的基本原因有两个：

自身业务代码或者数据出现问题。
一些恶意攻击、爬虫等造成大量空命中。

缓存穿透问题解决方案：

缓存空对象

String get(String key) {// 从缓存中获取数据String cacheValue = cache.get(key);// 缓存为空if (StringUtils.isBlank(cacheValue)) {// 从存储中获取String storageValue = storage.get(key);cache.set(key, storageValue);// 如果存储数据为空， 需要设置一个过期时间(300秒)if (storageValue == null) {cache.expire(key, 60 * 5);}return storageValue;} else {// 缓存非空return cacheValue;}
}

使用布隆过滤器

在我看来，它就是一个简单版本的，仅仅含有散列表数组部分的结构。对查找的key进行一定的算法处理，然后放到指定的散列表的起始位置

对于恶意攻击，向服务器请求大量不存在的数据造成的缓存穿透，还可以用布隆过滤器先做一次过滤，对于不存在的数据布隆过滤器一般都能够过滤掉，不让请求再往后端发送。当布隆过滤器说某个值存在时，这个值可能不存在；当它说不存在时，那就肯定不存在。

下图中的0、1表示在已经存入数据库的值中，是否存在经过一系列hash运算，再取模后的值存放到指定的hash槽过，存在则为1，不存在则为0。

当客户端发起查询请求的时候，两个不同的key经过hash运算再取模，是有可能出现两个key进入同一个位置的，这就是我们常说的hash冲突，但这种概率很低，并且它对于整体过滤的影响微乎其微。如果前台查询的key，经过一些列的运算后再布隆过滤器的指定位置并没有发现redis中含有该值，说明该key是一个不存在的key，则直接将请求返回给前台。

布隆过滤器适用于数据命中不高、数据相对固定、实时性低（通常是数据集较大）的应用场景，代码维护较为复杂，但是缓存空间占用很少。

注意：在生成好的布隆过滤器中，对应位置的数据是无法改变的，如果数据源源不断，此时会影响到布隆过滤器的长度（布隆过滤器过短出现hash冲突的概率增大，失去了该过滤器本来的含义），此时只能定期重建布隆过滤器。

九、缓存失效（击穿）

由于大批量缓存在同一时间失效可能导致大量请求同时穿透缓存直达数据库，可能会造成数据库瞬间压力过大甚至挂掉，对于这种情况我们在批量增加缓存时最好将这一批数据的缓存过期时间设置为一个时间段内的不同时间，即在基础失效时间上，再延长一个随机的失效时间。

String get(String key) {// 从缓存中获取数据String cacheValue = cache.get(key);// 缓存为空if (StringUtils.isBlank(cacheValue)) {// 从存储中获取String storageValue = storage.get(key);cache.set(key, storageValue);//设置一个过期时间(300到600之间的一个随机数)int expireTime = new Random().nextInt(300)  + 300;if (storageValue == null) {cache.expire(key, expireTime);}return storageValue;} else {// 缓存非空return cacheValue;}
}

十、缓存雪崩

缓存雪崩指的是缓存层支撑不住或宕掉后，流量会像奔逃的野牛一样，打向后端存储层。

由于缓存层承载着大量请求，有效地保护了存储层，但是如果缓存层由于某些原因不能提供服务（比如超大并发过来，缓存层支撑不住，或者由于缓存设计不好，类似大量请求访问bigkey，导致缓存能支撑的并发急剧下降），于是大量请求都会打到存储层，存储层的调用量会暴增，造成存储层也会级联宕机的情况。

预防和解决缓存雪崩问题，可以从以下三个方面进行着手：

保证缓存层服务高可用性，比如使用Redis Sentinel或Redis Cluster。
依赖隔离组件为后端限流熔断并降级。比如使用Sentinel或Hystrix限流降级组件。比如服务降级，我们可以针对不同的数据采取不同的处理方式。当业务应用访问的是非核心数据（例如电商商品属性，用户信息等）时，暂时停止从缓存中查询这些数据，而是直接返回预定义的默认降级信息、空值或是错误提示信息；当业务应用访问的是核心数据（例如电商商品库存）时，仍然允许查询缓存，如果缓存缺失，也可以继续通过数据库读取。
提前演练。在项目上线前，演练缓存层宕掉后，应用以及后端的负载情况以及可能出现的问题，在此基础上做一些预案设定。

十一、热点缓存key重建优化

开发人员使用“缓存+过期时间”的策略既可以加速数据读写，又保证数据的定期更新，这种模式基本能够满足绝大部分需求。但是有两个问题如果同时出现，可能就会对应用造成致命的危害：

当前key是一个热点key（例如一个热门的娱乐新闻），并发量非常大。
重建缓存不能在短时间完成，可能是一个复杂计算，例如复杂的SQL、多次IO、多个依赖等。

在缓存失效的瞬间，有大量线程来重建缓存，造成后端负载加大，甚至可能会让应用崩溃。

要解决这个问题主要就是要避免大量线程同时重建缓存。我们可以利用互斥锁来解决，此方法只允许一个线程重建缓存，其他线程等待重建缓存的线程执行完，重新从缓存获取数据即可。

十二、缓存与数据库双写不一致

在大并发下，同时操作数据库与缓存会存在数据不一致性问题

1、双写不一致情况

线程2在线程1执行过程中执行完成。

2、读写并发不一致

两个写线程，一个读线程。线程1写入数据库后，删除缓存，此时线程3来查询对应的数据，发现缓存为空，直接查询数据库。就在线程3查询完数据库，准备向缓存种写入缓存数据的时候，线程2又进行了一个数据的读写，此时age = 6，同时删除缓存种的age（缓存中为空），然后线程3开始执行age = 10的缓存写入，最后的结果就是缓存中存在age = 10，但是数据库种是age = 6，数据出现不一致。

解决方案：

1、对于并发几率很小的数据(如个人维度的订单数据、用户数据等)，这种几乎不用考虑这个问题，很少会发生缓存不一致，可以给缓存数据加上过期时间，每隔一段时间触发读的主动更新即可。

2、就算并发很高，如果业务上能容忍短时间的缓存数据不一致(如商品名称，商品分类菜单等)，缓存加上过期时间依然可以解决大部分业务对于缓存的要求。

3、如果不能容忍缓存数据不一致，可以通过加读写锁保证并发读写或写写的时候按顺序排好队，读读的时候相当于无锁。

4、也可以用阿里开源的canal通过监听数据库的binlog日志及时的去修改缓存，但是引入了新的中间件，增加了系统的复杂度

总结：

以上我们针对的都是读多写少的情况加入缓存提高性能，如果写多读多的情况又不能容忍缓存数据不一致，那就没必要加缓存了，可以直接操作数据库。当然，如果数据库抗不住压力，还可以把缓存作为数据读写的主存储，异步将数据同步到数据库，数据库只是作为数据的备份。

放入缓存的数据应该是对实时性、一致性要求不是很高的数据。切记不要为了用缓存，同时又要保证绝对的一致性做大量的过度设计和控制，增加系统复杂性！

十三、开发规范与性能优化

key名设计

1）【建议】：可读性和可管理性，以业务名（或数据库名）为前缀（防止key冲突），用冒号分隔。比如业务名：表名:id

trade:order:1

2）【建议】：简洁性，保证语义的前提下，控制key的长度，当key较多时，内存占用也不容忽视。例如：

user:{uid}:friends:messages:{mid} 应该简化为 u:{uid}:f:msg:{mid}

3）【强制】：不要包含特殊字符，如空格、换行、单双引号以及其他转义字符

value设计

1）【强制】：拒绝bigkey(防止网卡流量、慢查询)

在Redis中，一个字符串最大512MB，一个二级数据结构（例如hash、list、set、zset）可以存储大约40亿个(2^32-1)个元素，但实际中如果下面两种情况，我就会认为它是bigkey。

字符串类型：它的big体现在单个value值很大，一般认为超过10KB就是bigkey。
非字符串类型：哈希、列表、集合、有序集合，它们的big体现在元素个数太多。

一般来说，string类型控制在10KB以内，hash、list、set、zset元素个数不要超过5000。

非字符串的bigkey，不要使用del删除，使用hscan、sscan、zscan方式渐进式删除，同时要注意防止bigkey过期时间自动删除问题(例如一个200万的zset设置1小时过期，会触发del操作，造成阻塞）

十四、bigkey的相关问题

big的危害

导致redis阻塞
网络拥塞。bigkey也就意味着每次获取要产生的网络流量较大，假设一个bigkey为1MB，客户端每秒访问量为1000，那么每秒产生1000MB的流量，对于普通的千兆网卡(按照字节算是128MB/s)的服务器来说简直是灭顶之灾，而且一般服务器会采用单机多实例的方式来部署，也就是说一个bigkey可能会对其他实例也造成影响，其后果不堪设想。
过期删除。有个bigkey，它安分守己（只执行简单的命令，例如hget、lpop、zscore等），但它设置了过期时间，当它过期后，会被删除，如果没有使用Redis 4.0的过期异步删除(lazyfree-lazy-expire yes)，就会存在阻塞Redis的可能性。

bigkey的产生

一般来说，bigkey的产生都是由于程序设计不当，或者对于数据规模预料不清楚造成的，来看几个例子：

社交类：粉丝列表，如果某些明星或者大v不精心设计下，必是bigkey。
统计类：例如按天存储某项功能或者网站的用户集合，除非没几个人用，否则必是bigkey。
缓存类：将数据从数据库load出来序列化放到Redis里，这个方式非常常用，但有两个地方需要注意，第一，是不是有必要把所有字段都缓存；第二，有没有相关关联的数据，有的同学为了图方便把相关数据都存一个key下，产生bigkey。

如何优化bigkey

1）拆

big list： list1、list2、…listN

big hash：可以讲数据分段存储，比如一个大的key，假设存了1百万的用户数据，可以拆分成200个key，每个key下面存放5000个用户数据

2）如果bigkey不可避免，也要思考一下要不要每次把所有元素都取出来（例如有时候仅仅需要hmget，而不是hgetall），删除也是一样，尽量使用优雅的方式来处理。

3）选择适合的数据类型。

4）控制key的生命周期。

redis不是垃圾桶，建议使用expire设置过期时间（条件允许可以打散过期时间，防止集中过期）。

十五、Reids连接池

使用带有连接池的数据库，可以有效控制连接，同时提高效率

JedisPoolConfig jedisPoolConfig = new JedisPoolConfig();
jedisPoolConfig.setMaxTotal(5);
jedisPoolConfig.setMaxIdle(2);
jedisPoolConfig.setTestOnBorrow(true);JedisPool jedisPool = new JedisPool(jedisPoolConfig, "192.168.0.60", 6379, 3000, null);Jedis jedis = null;
try {jedis = jedisPool.getResource();//具体的命令jedis.executeCommand()
} catch (Exception e) {logger.error("op key {} error: " + e.getMessage(), key, e);
} finally {//注意这里不是关闭连接，在JedisPool模式下，Jedis会被归还给资源池。if (jedis != null) jedis.close();
}

连接池参数含义：（概念可以类比多线程的线程池的线程参数）

序号	参数名	含义	默认值	使用建议
1	maxTotal	资源池中最大连接数	8	设置建议见下面
2	maxIdle	资源池允许最大空闲的连接数	8	设置建议见下面
3	minIdle	资源池确保最少空闲的连接数	0	设置建议见下面
4	blockWhenExhausted	当资源池用尽后，调用者是否要等待。只有当为true时，下面的maxWaitMillis才会生效	true	建议使用默认值
5	maxWaitMillis	当资源池连接用尽后，调用者的最大等待时间(单位为毫秒)	-1：表示永不超时	不建议使用默认值
6	testOnBorrow	向资源池借用连接时是否做连接有效性检测(ping)，无效连接会被移除	false	业务量很大时候建议设置为false(多一次ping的开销)。
7	testOnReturn	向资源池归还连接时是否做连接有效性检测(ping)，无效连接会被移除	false	业务量很大时候建议设置为false(多一次ping的开销)。
8	jmxEnabled	是否开启jmx监控，可用于监控	true	建议开启，但应用本身也要开启

1）maxTotal：最大连接数，早期的版本叫maxActive

实际上这个是一个很难回答的问题，考虑的因素比较多：

业务希望Redis并发量
客户端执行命令时间
Redis资源：例如 nodes（例如应用个数） * maxTotal 是不能超过redis的最大连接数maxclients。
资源开销：例如虽然希望控制空闲连接（连接池此刻可马上使用的连接），但是不希望因为连接池的频繁释放创建连接造成不必靠开销。

举例：

一次命令时间（borrow|return resource + Jedis执行命令(含网络) ）的平均耗时约为1ms，一个连接的QPS大约是1000
业务期望的QPS是50000

那么理论上需要的资源池大小是50000 / 1000 = 50个。但事实上这是个理论值，还要考虑到要比理论值预留一些资源，通常来讲maxTotal可以比理论值大一些。

但这个值不是越大越好，一方面连接太多占用客户端和服务端资源，另一方面对于Redis这种高QPS的服务器，一个大命令的阻塞即使设置再大资源池仍然会无济于事。

2）maxIdle和minIdle

maxIdle实际上才是业务需要的最大连接数，maxTotal是为了给出余量，所以maxIdle不要设置过小，否则会有new Jedis（新连接）开销。

连接池的最佳性能是maxTotal = maxIdle，这样就避免连接池伸缩带来的性能干扰。但是如果并发量不大或者maxTotal设置过高，会导致不必要的连接资源浪费。一般推荐maxIdle可以设置为按上面的业务期望QPS计算出来的理论连接数，maxTotal可以再放大一倍。

minIdle（最小空闲连接数），与其说是最小空闲连接数，不如说是"至少需要保持的空闲连接数"，在使用连接的过程中，如果连接数超过了minIdle，那么继续建立连接，如果超过了maxIdle，当超过的连接执行完业务后会慢慢被移出连接池释放掉。

如果系统启动完马上就会有很多的请求过来，那么可以给redis连接池做预热，比如快速的创建一些redis连接，执行简单命令，类似ping()，快速的将连接池里的空闲连接提升到minIdle的数量。

连接池预热示例代码：

List<Jedis> minIdleJedisList = new ArrayList<Jedis>(jedisPoolConfig.getMinIdle());for (int i = 0; i < jedisPoolConfig.getMinIdle(); i++) {Jedis jedis = null;try {jedis = pool.getResource();minIdleJedisList.add(jedis);jedis.ping();} catch (Exception e) {logger.error(e.getMessage(), e);} finally {//注意，这里不能马上close将连接还回连接池，否则最后连接池里只会建立1个连接。。//jedis.close();}
}
//统一将预热的连接还回连接池
for (int i = 0; i < jedisPoolConfig.getMinIdle(); i++) {Jedis jedis = null;try {jedis = minIdleJedisList.get(i);//将连接归还回连接池jedis.close();} catch (Exception e) {logger.error(e.getMessage(), e);} finally {}
}

总之，要根据实际系统的QPS和调用redis客户端的规模整体评估每个节点所使用的连接池大小

十六、Redis对于过期键有三种清除策略

三种清除策略

被动删除：当读/写一个已经过期的key时，会触发惰性删除策略，直接删除掉这个过期key
主动删除：由于惰性删除策略无法保证冷数据被及时删掉，所以Redis会定期主动淘汰一批已过期的key
当前已用内存超过maxmemory限定时，触发主动清理策略

主动清理策略在Redis 4.0 之前一共实现了 6 种内存淘汰策略，在 4.0 之后，又增加了 2 种策略，总共8种：

1）针对设置了过期时间的key做处理：

volatile-ttl：在筛选时，会针对设置了过期时间的键值对，根据过期时间的先后进行删除，越早过期的越先被删除。
volatile-random：就像它的名称一样，在设置了过期时间的键值对中，进行随机删除。
volatile-lru：会使用 LRU 算法筛选设置了过期时间的键值对删除。
volatile-lfu：会使用 LFU 算法筛选设置了过期时间的键值对删除。

2）针对所有的key做处理：

allkeys-random：从所有键值对中随机选择并删除数据。
allkeys-lru：使用 LRU 算法在所有数据中进行筛选删除。
allkeys-lfu：使用 LFU 算法在所有数据中进行筛选删除。

3）不处理：

noeviction：不会剔除任何数据，拒绝所有写入操作并返回客户端错误信息"(error) OOM command not allowed when used memory"，此时Redis只响应读操作。

LRU 算法（Least Recently Used，最近最少使用）

淘汰很久没被访问过的数据，以最近一次访问时间作为参考。

LFU 算法（Least Frequently Used，最不经常使用）

淘汰最近一段时间被访问次数最少的数据，以次数作为参考。

当存在热点数据时，LRU的效率很好，但偶发性的、周期性的批量操作会导致LRU命中率急剧下降，缓存污染情况比较严重。这时使用LFU可能更好点。

根据自身业务类型，配置好maxmemory-policy（默认是noeviction），推荐使用volatile-lru。如果不设置最大内存，当 Redis 内存超出物理内存限制时，内存的数据会开始和磁盘产生频繁的交换 (swap)，会让 Redis 的性能急剧下降。

当Redis运行在主从模式时，只有主结点才会执行过期删除策略，然后把删除操作”del key”同步到从结点删除数据。