书接上回，接着研究当今世上缓存第一人

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五 三大特殊数据类型

1 geospatial（地理位置）

1.geospatial将指定的地理空间位置（纬度、经度、名称）添加到指定的key中。
  这些数据将会存储到sorted set这样的目的是为了方便使用GEORADIUS或者GEORADIUSBYMEMBER命令对数据进行半径查询等操作。
2.sorted set使用一种称为Geohash的技术进行填充。经度和纬度的位是交错的，以形成一个独特的52位整数。
  sorted set的double score可以代表一个52位的整数，而不会失去精度。（有兴趣的同学可以学习一下Geohash技术，使用二分法构建唯一的二进制串）
3.有效的经度是-180度到180度
  有效的纬度是-85.05112878度到85.05112878度

应用场景

1. 查看附近的人
2. 微信位置共享
3. 地图上直线距离的展示

2 Hyperloglog（基数）

什么是基数？ 不重复的元素

hyperloglog 是用来做基数统计的，其优点是：输入的提及无论多么大，hyperloglog使用的空间总是固定的12KB ，利用12KB，它可以计算2^64个不同元素的基数！非常节省空间！但缺点是估算的值，可能存在误差

应用场景

1. 网页统计UV （浏览用户数量，同一天同一个ip多次访问算一次访问，目的是计数，而不是保存用户）

传统的方式，set保存用户的id，可以统计set中元素数量作为标准判断。

但如果这种方式保存大量用户id，会占用大量内存，我们的目的是为了计数，而不是去保存id。

3 Bitmaps（位存储）

Redis提供的Bitmaps这个“数据结构”可以实现对位的操作。Bitmaps本身不是一种数据结构，实际上就是字符串，但是它可以对字符串的位进行操作。
可以把Bitmaps想象成一个以位为单位数组，数组中的每个单元只能存0或者1，数组的下标在bitmaps中叫做偏移量。单个bitmaps的最大长度是512MB，即2^32个比特位。

应用场景

两种状态的统计都可以使用bitmaps，例如：统计用户活跃与非活跃数量、登录与非登录、上班打卡等等。

六 Redis事务

事务本质：一组命令的集合

1 数据库事务与redis事务

数据库的事务

数据库事务通过ACID（原子性、一致性、隔离性、持久性）来保证。

数据库中除查询操作以外，插入(Insert)、删除(Delete)和更新(Update)这三种操作都会对数据造成影响，因为事务处理能够保证一系列操作可以完全地执行或者完全不执行，因此在一个事务被提交以后，该事务中的任何一条SQL语句在被执行的时候，都会生成一条撤销日志(Undo Log)。

redis事务

redis事务提供了一种“将多个命令打包， 然后一次性、按顺序地执行”的机制， 并且事务在执行的期间不会主动中断 —— 服务器在执行完事务中的所有命令之后， 才会继续处理其他客户端的其他命令。

Redis中一个事务从开始到执行会经历开始事务（muiti）、命令入队和执行事务(exec)三个阶段，事务中的命令在加入时都没有被执行，直到提交时才会开始执行(Exec)一次性完成。

一组命令中存在两种错误不同处理方式

1.代码语法错误（编译时异常）所有命令都不执行

2.代码逻辑错误（运行时错误），其他命令可以正常执行 （该点不保证事务的原子性）

为什么redis不支持回滚来保证原子性

这种做法的优点：

• Redis 命令只会因为错误的语法而失败（并且这些问题不能在入队时发现），或是命令用在了错误类型的键上面：这也就是说，从实用性的角度来说，失败的命令是由编程错误造成的，而这些错误应该在开发的过程中被发现，而不应该出现在生产环境中。

• 因为不需要对回滚进行支持，所以 Redis 的内部可以保持简单且快速。

鉴于没有任何机制能避免程序员自己造成的错误， 并且这类错误通常不会在生产环境中出现， 所以 Redis 选择了更简单、更快速的无回滚方式来处理事务。

事务监控

悲观锁：认为什么时候都会出现问题，无论做什么操作都会加锁。

乐观锁：认为什么时候都不会出现问题，所以不会上锁！更新数据的时候去判断一下，在此期间是否有人修改过这个数据。

使用cas实现乐观锁

redis使用watch key监控指定数据，相当于加乐观锁

watch保证事务只能在所有被监视键都没有被修改的前提下执行， 如果这个前提不能满足的话，事务就不会被执行。

watch执行流程

七 Redis持久化

Redis是一种内存型数据库，一旦服务器进程退出，数据库的数据就会丢失，为了解决这个问题Redis供了两种持久化的方案，将内存中的数据保存到磁盘中，避免数据的丢失

两种持久化方式：快照（RDB文件）和追加式文件（AOF文件），下面分别为大家介绍两种方式的原理。

• RDB持久化方式会在一个特定的间隔保存那个时间点的数据快照。

• AOF持久化方式则会记录每一个服务器收到的写操作。在服务启动时，这些记录的操作会逐条执行从而重建出原来的数据。写操作命令记录的格式跟Redis协议一致，以追加的方式进行保存。

• Redis的持久化是可以禁用的，就是说你可以让数据的生命周期只存在于服务器的运行时间里。

• 两种方式的持久化是可以同时存在的，但是当Redis重启时，AOF文件会被优先用于重建数据。

1 RDB持久化

RDB持久化产生的文件是一个经过压缩的二进制文件，这个文件可以被保存到硬盘中，可以通过这个文件还原数据库的状态，它可以手动执行，也可以在redis.conf配置文件中配置，定时执行。

工作原理

在进行RDB时，redis的主进程不会做io操作，会fork一个子进程来完成该操作：

1. Redis 调用forks。同时拥有父进程和子进程。

2. 子进程将数据集写入到一个临时 RDB 文件中。

3. 当子进程完成对新 RDB 文件的写入时，Redis 用新 RDB 文件替换原来的 RDB 文件，并删除旧的 RDB 文件。

这种工作方式使得 Redis 可以从写时复制（copy-on-write）机制中获益(因为是使用子进程进行写操作，而父进程依然可以接收来自客户端的请求)

触发机制

在Redis中RDB持久化的触发分为两种：自己手动触发与自动触发。

主动触发

1. save命令是同步的命令，会占用主进程，会造成阻塞，阻塞所有客户端的请求

2. bgsave

bgsave是异步进行，进行持久化的时候，redis还可以将继续响应客户端请求

bgsave和save对比

自动触发

1. save自动触发配置，见下面配置，满足m秒内修改n次key，触发rdb

# 时间策略   save m n m秒内修改n次key，触发rdbsave 900 1save 300 10save 60 10000
# 文件名称dbfilename dump.rdb
# 文件保存路径dir /home/work/app/redis/data/
# 如果持久化出错，主进程是否停止写入stop-writes-on-bgsave-error yes
# 是否压缩rdbcompression yes
# 导入时是否检查rdbchecksum yes

1. 从节点全量复制时，主节点发送rdb文件给从节点完成复制操作，主节点会触发bgsave命令；

2. 执行flushall命令，会触发rdb

3. 退出redis，且没有开启aof时

优点：

1. RDB 的内容为二进制的数据，占用内存更小，更紧凑，更适合做为备份文件；

2. RDB 对灾难恢复非常有用，它是一个紧凑的文件，可以更快的传输到远程服务器进行 Redis 服务恢复；

3. RDB 可以更大程度的提高 Redis 的运行速度，因为每次持久化时 Redis 主进程都会 fork() 一个子进程，进行数据持久化到磁盘，Redis 主进程并不会执行磁盘 I/O 等操作；

4. 与 AOF 格式的文件相比，RDB 文件可以更快的重启。

缺点：

1. 因为 RDB 只能保存某个时间间隔的数据，如果中途 Redis 服务被意外终止了，则会丢失一段时间内的 Redis 数据。

2. RDB 需要经常 fork() 才能使用子进程将其持久化在磁盘上。如果数据集很大，fork() 可能很耗时，并且如果数据集很大且 CPU 性能不佳，则可能导致 Redis 停止为客户端服务几毫秒甚至一秒钟。

2 AOF（Append Only File）

以日志的形式来记录每个写的操作，将Redis执行过的所有指令记录下来（读操作不记录），只许追加文件但不可以改写文件，redis启动之初会读取该文件重新构建数据，换言之，redis重启的话就根据日志文件的内容将写指令从前到后执行一次以完成数据的恢复工作。

AOF配置项

# 默认不开启aof  而是使用rdb的方式appendonly no
# 默认文件名appendfilename "appendonly.aof"
# 每次修改都会sync 消耗性能# appendfsync always# 每秒执行一次 sync 可能会丢失这一秒的数据appendfsync everysec# 不执行 sync ,这时候操作系统自己同步数据，速度最快# appendfsync no 

AOF的整个流程大体来看可以分为两步，一步是命令的实时写入（如果是appendfsync everysec 配置，会有1s损耗），第二步是对aof文件的重写。

AOF 重写机制

随着Redis的运行，AOF的日志会越来越长，如果实例宕机重启，那么重放整个AOF将会变得十分耗时，而在日志记录中，又有很多无意义的记录，比如我现在将一个数据 incr一千次，那么就不需要去记录这1000次修改，只需要记录最后的值即可。所以就需要进行 AOF 重写。

Redis 提供了bgrewriteaof指令用于对AOF日志进行重写，该指令运行时会开辟一个子进程对内存进行遍历，然后将其转换为一系列的 Redis 的操作指令，再序列化到一个日志文件中。完成后再替换原有的AOF文件，至此完成。

同样的也可以在redis.config中对重写机制的触发进行配置：

通过将no-appendfsync-on-rewrite设置为yes，开启重写机制；auto-aof-rewrite-percentage 100意为比上次从写后文件大小增长了100%再次触发重写；

auto-aof-rewrite-min-size 64mb意为当文件至少要达到64mb才会触发制动重写。

触发方式

1. 手动触发：bgrewriteaof

2. 自动触发 就是根据配置规则来触发，当然自动触发的整体时间还跟Redis的定时任务频率有关系。

优点

1、数据安全，aof 持久化可以配置 appendfsync 属性，有 always，每进行一次 命令操作就记录到 aof 文件中一次。

2、通过 append 模式写文件，即使中途服务器宕机，可以通过 redis-check-aof 工具解决数据一致性问题。

3、AOF 机制的 rewrite 模式。AOF 文件没被 rewrite 之前（文件过大时会对命令 进行合并重写），可以删除其中的某些命令（比如误操作的 flushall）)

缺点

1、AOF 文件比 RDB 文件大，且恢复速度慢。

2、数据集大的时候，比 rdb 启动效率低。

3 rdb与aof对比

八 发布与订阅

redis发布与订阅是一种消息通信的模式：发送者（pub）发送消息，订阅者（sub）接收消息。

redis通过PUBLISH和SUBSCRIBE等命令实现了订阅与发布模式，这个功能提供两种信息机制，分别是订阅/发布到频道、订阅/发布到模式的客户端。

1 频道（channel）

订阅

发布

完整流程

发布者发布消息

发布者向频道channel:1发布消息hi

127.0.0.1:6379> publish channel:1 hi
(integer) 1

订阅者订阅消息

127.0.0.1:6379> subscribe channel:1
Reading messages... (press Ctrl-C to quit)
1) "subscribe" // 消息类型
2) "channel:1" // 频道
3) "hi" // 消息内容

执行subscribe后客户端会进入订阅状态，仅可以使subscribe、unsubscribe、psubscribe和punsubscribe这四个属于"发布/订阅"之外的命令

订阅频道后的客户端可能会收到三种消息类型

• subscribe。表示订阅成功的反馈信息。第二个值是订阅成功的频道名称，第三个是当前客户端订阅的频道数量。

• message。表示接收到的消息，第二个值表示产生消息的频道名称，第三个值是消息的内容。

• unsubscribe。表示成功取消订阅某个频道。第二个值是对应的频道名称，第三个值是当前客户端订阅的频道数量，当此值为0时客户端会退出订阅状态，之后就可以执行其他非"发布/订阅"模式的命令了。

数据结构

基于频道的发布订阅模式是通过字典数据类型实现的

struct redisServer {
    // ...
    dict *pubsub_channels;
    // ...
};

其中，字典的键为正在被订阅的频道， 而字典的值则是一个链表， 链表中保存了所有订阅这个频道的客户端。

订阅

当使用subscribe订阅时，在字典中找到频道key（如没有则创建），并将订阅的client关联在链表后面。

当client 10执行subscribe channel1 channel2 channel3时，会将client 10分别加到 channel1 channel2 channel3关联的链表尾部。

[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-wltygyMh-1682689516795)(data:image/svg+xml,%3C%3Fxml version=‘1.0’ encoding=‘UTF-8’%3F%3E%3Csvg width=‘1px’ height=‘1px’ viewBox=‘0 0 1 1’ version=‘1.1’ xmlns=‘http://www.w3.org/2000/svg’ xmlns:xlink=‘http://www.w3.org/1999/xlink’%3E%3Ctitle%3E%3C/title%3E%3Cg stroke=‘none’ stroke-width=‘1’ fill=‘none’ fill-rule=‘evenodd’ fill-opacity=‘0’%3E%3Cg transform=‘translate(-249.000000, -126.000000)]’ fill=‘%23FFFFFF’%3E%3Crect x=‘249’ y=‘126’ width=‘1’ height=‘1’%3E%3C/rect%3E%3C/g%3E%3C/g%3E%3C/svg%3E)

发布

发布时，根据key，找到字典汇总key的地址，然后将msg发送到关联的链表每一台机器。

退订

遍历关联的链表，将指定的地址删除即可。

2 模式（pattern）

pattern使用了通配符的方式来订阅

通配符中?表示1个占位符，*表示任意个占位符(包括0)，?*表示1个以上占位符。

所以当使用 publish命令发送信息到某个频道时， 不仅所有订阅该频道的客户端会收到信息， 如果有某个/某些模式和这个频道匹配的话， 那么所有订阅这个/这些频道的客户端也同样会收到信息。

[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-spEgwTMt-1682689516796)(data:image/svg+xml,%3C%3Fxml version=‘1.0’ encoding=‘UTF-8’%3F%3E%3Csvg width=‘1px’ height=‘1px’ viewBox=‘0 0 1 1’ version=‘1.1’ xmlns=‘http://www.w3.org/2000/svg’ xmlns:xlink=‘http://www.w3.org/1999/xlink’%3E%3Ctitle%3E%3C/title%3E%3Cg stroke=‘none’ stroke-width=‘1’ fill=‘none’ fill-rule=‘evenodd’ fill-opacity=‘0’%3E%3Cg transform=‘translate(-249.000000, -126.000000)]’ fill=‘%23FFFFFF’%3E%3Crect x=‘249’ y=‘126’ width=‘1’ height=‘1’%3E%3C/rect%3E%3C/g%3E%3C/g%3E%3C/svg%3E)

订阅发布完整流程

发布者发布消息

127.0.0.1:6379> publish b m1
(integer) 1
127.0.0.1:6379> publish b1 m1
(integer) 1
127.0.0.1:6379> publish b11 m1
(integer) 1

订阅者订阅消息

127.0.0.1:6379> psubscribe b*
Reading messages... (press Ctrl-C to quit)
1) "psubscribe"
2) "b*"
3) (integer) 3
1) "pmessage"
2) "b*"
3) "b"
4) "m1"
1) "pmessage"
2) "b*"
3) "b1"
4) "m1"
1) "pmessage"
2) "b*"
3) "b11"
4) "m1"

数据结构

pattern属性是一个链表，链表中保存着所有和模式相关的信息。

struct redisServer {
    // ...
    list *pubsub_patterns;
    // ...
};
// 链表中的每一个节点结构如下，保存着客户端与模式信息
typedef struct pubsubPattern {
    redisClient *client;
    robj *pattern;
} pubsubPattern;

数据结构图如下：

订阅

当有信的订阅时，会将订阅的客户端和模式信息添加到链表后面。

发布

当发布者发布消息时，首先会发送到对应的频道上，在遍历模式列表，根据key匹配模式，匹配成功将消息发给对应的订阅者。

完成的发布伪代码如下

def PUBLISH(channel, message):
    # 遍历所有订阅频道 channel 的客户端
    for client in server.pubsub_channels[channel]:
        # 将信息发送给它们
        send_message(client, message)
    # 取出所有模式，以及订阅模式的客户端
    for pattern, client in server.pubsub_patterns:
        # 如果 channel 和模式匹配
        if match(channel, pattern):
            # 那么也将信息发给订阅这个模式的客户端
            send_message(client, message)

退订

使用punsubscribe，可以将订阅者退订，将改客户端移除出链表。

九 主从复制

什么是主从复制

主从复制，是指将一台Redis服务器的数据，复制到其他的Redis服务器。
2.前者称为主节点(master)，后者称为从节点(slave)；数据的复制是单向的，只能由主节点到从节点
默认情况下，每台redis服务器都是主节点；且一个主节点可以有多个从节点（或者没有），但一个从节点只有一个主

主从复制的作用主要包括

• 数据冗余：主从复制实现了数据的热备份，是持久化之外的一种数据冗余方式。

• 故障恢复：当主节点出现问题时，可以由从节点提供服务，实现快速的故障恢复；实际上是一种服务的冗余。

• 负载均衡：在主从复制的基础上，配合读写分离，可以由主节点提供写服务，由从节点提供读服务（即写Redis数据时应用连接主节点，读Redis数据时应用连接从节点），分担服务器负载；尤其是在写少读多的场景下，通过多个从节点分担读负载，可以大大提高Redis服务器的并发量。

• 高可用基石：除了上述作用以外，主从复制还是哨兵和集群能够实施的基础，因此说主从复制是Redis高可用的基础。

主从库采用的是读写分离的方式

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1 原理

分为全量复制与增量复制

全量复制：发生在第一次复制时

增量复制：只会把主从库网络断连期间主库收到的命令，同步给从库

2 全量复制的三个阶段

第一阶段是主从库间建立连接、协商同步的过程。

主要是为全量复制做准备。从库和主库建立起连接，并告诉主库即将进行同步，主库确认回复后，主从库间就可以开始同步了。

具体来说，从库给主库发送 psync 命令，表示要进行数据同步，主库根据这个命令的参数来启动复制。psync 命令包含了主库的 runID 和复制进度 offset 两个参数。runID，是每个 Redis 实例启动时都会自动生成的一个随机 ID，用来唯一标记这个实例。当从库和主库第一次复制时，因为不知道主库的 runID，所以将 runID 设为“？”。offset，此时设为 -1，表示第一次复制。主库收到 psync 命令后，会用 FULLRESYNC 响应命令带上两个参数：主库 runID 和主库目前的复制进度 offset，返回给从库。从库收到响应后，会记录下这两个参数。这里有个地方需要注意，FULLRESYNC 响应表示第一次复制采用的全量复制，也就是说，主库会把当前所有的数据都复制给从库。

第二阶段，主库将所有数据同步给从库。

从库收到数据后，在本地完成数据加载。这个过程依赖于内存快照生成的 RDB 文件。

具体来说，主库执行 bgsave 命令，生成 RDB 文件，接着将文件发给从库。从库接收到 RDB 文件后，会先清空当前数据库，然后加载 RDB 文件。这是因为从库在通过 replicaof 命令开始和主库同步前，可能保存了其他数据。为了避免之前数据的影响，从库需要先把当前数据库清空。在主库将数据同步给从库的过程中，主库不会被阻塞，仍然可以正常接收请求。否则，Redis 的服务就被中断了。但是，这些请求中的写操作并没有记录到刚刚生成的 RDB 文件中。为了保证主从库的数据一致性，主库会在内存中用专门的 replication buffer，记录 RDB 文件生成后收到的所有写操作。

第三个阶段，主库会把第二阶段执行过程中新收到的写命令，再发送给从库。

具体的操作是，当主库完成 RDB 文件发送后，就会把此时 replication buffer 中的修改操作发给从库，从库再重新执行这些操作。这样一来，主从库就实现同步了。

十 哨兵机制

哨兵的核心功能是主节点的自动故障转移

下图是一个典型的哨兵集群监控的逻辑图

Redis Sentinel包含了若个Sentinel节点，这样做也带来了两个好处：

1. 对于节点的故障判断是由多个Sentinel节点共同完成，这样可以有效地防止误判

2. 即使个别Sentinel节点不可用，整个Sentinel集群依然是可用的。

哨兵实现了一下功能

1. 监控：每个Sentinel节点会对数据节点（Redis master/slave 节点）和其余Sentinel节点进行监控

2. 通知：Sentinel节点会将故障转移的结果通知给应用方

3. 故障转移：实现slave晋升为master，并维护后续正确的主从关系

4. 配置中心：在Redis Sentinel模式中，客户端在初始化的时候连接的是Sentinel节点集合，从中获取主节点信息

其中，监控和自动故障转移功能，使得哨兵可以及时发现主节点故障并完成转移；而配置中心和通知功能，则需要在与客户端的交互中才能体现。

1 原理

监控

Sentinel节点需要监控master、slave以及其它Sentinel节点的状态。这一过程是通过Redis的pub/sub系统实现的。Redis Sentinel一共有三个定时监控任务，完成对各个节点发现和监控：

1. 监控主从拓扑信息：每隔10秒，每个Sentinel节点，会向master和slave发送INFO命令获取最新的拓扑结构

2. Sentinel节点信息交换：每隔2秒，每个Sentinel节点，会向Redis数据节点的__sentinel__:hello频道上，发送自身的信息，以及对主节点的判断信息。这样，Sentinel节点之间就可以交换信息

3. 节点状态监控：每隔1秒，每个Sentinel节点，会向master、slave、其余Sentinel节点发送PING命令做心跳检测，来确认这些节点当前是否可达

主观/客观下线

主观下线

每个Sentinel节点，每隔1秒会对数据节点发送ping命令做心跳检测，当这些节点超过down-after-milliseconds没有进行有效回复时，Sentinel节点会对该节点做失败判定，这个行为叫做主观下线。

客观下线

客观下线，是指当大多数Sentinel节点，都认为master节点宕机了，那么这个判定就是客观的，叫做客观下线。

那么这个大多数是指多少呢？这其实就是分布式协调中的quorum判定了，大多数就是过半数，比如哨兵数量是5，那么大多数就是5/2+1=3个，哨兵数量是10大多数就是10/2+1=6个。

注：Sentinel节点的数量至少为3个，否则不满足quorum判定条件。

哨兵选举

如果发生了客观下线，那么哨兵节点会选举出一个Leader来进行实际的故障转移工作。Redis使用了Raft算法来实现哨兵领导者选举，大致思路如下：

1. 每个Sentinel节点都有资格成为领导者，当它主观认为某个数据节点宕机后，会向其他Sentinel节点发送sentinel is-master-down-by-addr命令，要求自己成为领导者；

2. 收到命令的Sentinel节点，如果没有同意过其他Sentinel节点的sentinelis-master-down-by-addr命令，将同意该请求，否则拒绝（每个Sentinel节点只有1票）；

3. 如果该Sentinel节点发现自己的票数已经大于等于MAX(quorum, num(sentinels)/2+1)，那么它将成为领导者；

4. 如果此过程没有选举出领导者，将进入下一次选举。

故障转移

选举出的Leader Sentinel节点将负责故障转移，也就是进行master/slave节点的主从切换。故障转移，首先要从slave节点中筛选出一个作为新的master，主要考虑以下slave信息：

1. 跟master断开连接的时长：如果一个slave跟master的断开连接时长已经超过了down-after-milliseconds的10倍，外加master宕机的时长，那么该slave就被认为不适合选举为master；

2. slave的优先级配置：slave priority参数值越小，优先级就越高；

3. 复制offset：当优先级相同时，哪个slave复制了越多的数据（offset越靠后），优先级越高；

4. run id：如果offset和优先级都相同，则哪个slave的run id越小，优先级越高。

接着，筛选完slave后， 会对它执行slaveof no one命令，让其成为主节点。

最后，Sentinel领导者节点会向剩余的slave节点发送命令，让它们成为新的master节点的从节点，复制规则与parallel-syncs参数有关。

Sentinel节点集合会将原来的master节点更新为slave节点，并保持着对其关注，当其恢复后命令它去复制新的主节点。

注：Leader Sentinel节点，会从新的master节点那里得到一个configuration epoch，本质是个version版本号，每次主从切换的version号都必须是唯一的。其他的哨兵都是根据version来更新自己的master配置。

十一 缓存穿透、击穿、雪崩

1 缓存穿透

• 问题来源

缓存穿透是指缓存和数据库中都没有的数据，而用户不断发起请求。由于缓存是不命中时被动写的，并且出于容错考虑，如果从存储层查不到数据则不写入缓存，这将导致这个不存在的数据每次请求都要到存储层去查询，失去了缓存的意义。在流量大时，可能DB就挂掉了，要是有人利用不存在的key频繁攻击我们的应用，这就是漏洞。

如发起为id为“-1”的数据或id为特别大不存在的数据。这时的用户很可能是攻击者，攻击会导致数据库压力过大。

• 解决方案

1. 接口层增加校验，如用户鉴权校验，id做基础校验，id<=0的直接拦截；

2. 从缓存取不到的数据，在数据库中也没有取到，这时也可以将key-value对写为key-null，缓存有效时间可以设置短点，如30秒（设置太长会导致正常情况也没法使用）。这样可以防止攻击用户反复用同一个id暴力攻击。

3. 布隆过滤器。类似于一个hash set，用于快速判某个元素是否存在于集合中，其典型的应用场景就是快速判断一个key是否存在于某容器，不存在就直接返回。布隆过滤器的关键就在于hash算法和容器大小。

2 缓存击穿

• 问题来源

缓存击穿是指缓存中没有但数据库中有的数据（一般是缓存时间到期），这时由于并发用户特别多，同时读缓存没读到数据，又同时去数据库去取数据，引起数据库压力瞬间增大，造成过大压力。

• 解决方案

1、设置热点数据永远不过期。

2、接口限流与熔断，降级。重要的接口一定要做好限流策略，防止用户恶意刷接口，同时要降级准备，当接口中的某些服务不可用时候，进行熔断，失败快速返回机制。

3、加互斥锁

3 缓存雪崩

• 问题来源

缓存雪崩是指缓存中数据大批量到过期时间，而查询数据量巨大，引起数据库压力过大甚至down机。和缓存击穿不同的是，缓存击穿指并发查同一条数据，缓存雪崩是不同数据都过期了，很多数据都查不到从而查数据库。

• 解决方案

1. 缓存数据的过期时间设置随机，防止同一时间大量数据过期现象发生。

2. 如果缓存数据库是分布式部署，将热点数据均匀分布在不同的缓存数据库中。

3. 设置热点数据永远不过期

文章最后

每一项技术深挖都是一个庞大的体系，学海无涯，共勉。记得留下的关注，收藏起来以后观看