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《Java面试题集中营》- Redis

article 2024/11/13 14:57:14

建议阅读《Redis开发与运维》《Redis设计与实现》《Redis深度历险：核心原理和应用实践》

Redis 为什么是单线程? 为什么单线程还能这么快？

单线程能够避免线程切换和竞态产生的消耗，而且单线程可以简化数据结构和算法的实现
至于单线程还快，是因为Redis是基于内存的数据库，内存响应速度是很快的，并且采用epoll作为I/O多路复用技术，再加上Redis自身的事件处理模型将epoll中的连接、读写、关闭都转换为事件，不在网络I/O上浪费过多时间

epoll是为了解决Linux内核处理大量文件描述符提出的方案，属于Linux下多路I/O复用接口中select/poll的增强,经常用于Linux下高并发服务型程序，特别是大量并发连接中只有少部分处于活跃下的情况，能提高CPU利用率。
epoll采用事件驱动，只需要遍历那些被内核IO事件异步唤醒之后加入到就绪队列并返回到用户空间的描述符集合
epoll提供两种触发模式，水平触发（LT）和边沿触发（ET）,目前效率最高的IO操作方案是：epoll+ET+非阻塞IO模型

Redis 使用场景

最多的应用于缓存，其他可以用于排行榜、计数器、消息队列等

Redis 淘汰策略

Redis 3.0 版本支持的策略

volatile-lru：从设置过期时间的数据集（server.db[i].expires）中挑选出最近最少使用的数据淘汰。没有设置过期时间的key不会被淘汰，这样就可以在增加内存空间的同时保证需要持久化的数据不会丢失。
volatile-ttl：除了淘汰机制采用LRU，策略基本上与volatile-lru相似，从设置过期时间的数据集（server.db[i].expires）中挑选将要过期的数据淘汰，ttl值越大越优先被淘汰。
volatile-random：从已设置过期时间的数据集（server.db[i].expires）中任意选择数据淘汰。当内存达到限制无法写入非过期时间的数据集时，可以通过该淘汰策略在主键空间中随机移除某个key。
allkeys-lru：从数据集（server.db[i].dict）中挑选最近最少使用的数据淘汰，该策略要淘汰的key面向的是全体key集合，而非过期的key集合。
allkeys-random：从数据集(server.db[i].dict）中选择任意数据淘汰。
no-enviction：禁止驱逐数据，也就是当内存不足以容纳新入数据时，新写入操作就会报错，请求可以继续进行，线上任务也不能持续进行，采用no-enviction策略可以保证数据不被丢失，这也是系统默认的一种淘汰策略。

https://www.jianshu.com/p/b1b4eeccc140

Redis 持久化机制

1.RDB持久化：
把当前进程数据生成快照保存到硬盘的过程，触发方式有手动触发和自动触发
手动触发命令：save和bgsave命令

save命令：阻塞当前Redis服务，直到RDB过程完成为止，不建议线上环境使用
bgsave命令：Redis进程执行fork操作创建子进程，RDB持久化过程由子进程负责，完成后自动结束，阻塞只发生在fork阶段，一般时间很短
自动触发：
使用save相关配置，如"save m n"。表示m秒内数据集存在n次修改时，自动触发
如果从节点执行全量复制操作，主节点自动执行bgsave 生成RDB文件并发送给从节点
执行debug reload命令重新加载Redis时，也会自动触发save操作
默认情况下执行shutdown命令时，如果没有开始AOF持久化则自动执行bgsave

RDB文件保存在dir配置指定的目录下，文件名通过dbfilename配置指定，可以通过执行config set dir {newDir} 和 config set dbfilename {newFileName} 运行期动态执行，当下次运行时RDB文件会保存到新目录

遇到磁盘损坏或写满时，可以通过config set dir 在线修改文件路径到可用的磁盘路径，之后执行bgsave进行磁盘切换
redis默认采用LZF算法对生成的RDB文件进行压缩，压缩后文件元小于内存大小，默认开启，可以通过参数config set rdbcompression {yes|no}动态修改

RDB优点：

RDB是一个紧凑的二进制文件，代表Redis在某个时间点上的数据快照，适合备份，全量复制等场景
Redis加载RDB恢复数据远远快于AOF方式

RDB缺点：

没办法做到实时持久化/秒级持久化
RDB文件使用特定二进制保存，存在兼容问题

2.AOF持久化
以独立日志的方式记录每次写命令，写入的内容直接是文本协议格式，重启时再重新执行AOF文件中的命令达到恢复数据的目的，解决了数据持久化实时性问题
开启AOF：appendonly yes,默认不开启
AOF文件名： appendfilename 配置，默认appendonly.aof
保存路径：同RDB，通过dir配置

AOF工作流程：

所有的写入命令追加到aof_buf(缓冲区)中
AOF缓冲区根据对应的策略向硬盘做同步操作
随着AOF文件越来越大，需要定期对AOF文件进行重写，压缩，父进程执行fork创建子进程，由子进程根据内存快照执行AOF重写，父进行继续响应后面的命令，在子进程完成重写后，父进程再把新增的写入命令写入到新的AOF文件中
Redis服务重启，加载AOF文件进行数据恢复

AOF为什么直接采用文本协议格式？

文本协议具有良好的兼容性
开启AOF后，所有写入命令都包含追加操作，直接采用协议格式，避免二次处理开销
文本协议具有可读性，方便直接修改和处理

AOF 为什么把命令追加到aof_buf中

写入缓存区aof_buf中，能提高性能，并且Redis提供了多种缓存区同步硬盘策略

重写后的AOF文件为什么可以变小？

进程内已经超时的数据不再写入文件
旧的AOF文件含有无效命令，重写使用进程内数据直接生成，新的AOF文件只保留最终数据的写入命令
多条写命令可以合并为一个，为了防止溢出，以64个元素为界拆分为多条

AOF缓冲区同步策略，通过参数appendfsync控制

可配置值	说明	其他
always	命令写入aof_buf后调用系统fsync操作同步到AOF文件，fsync完成后线程返回	每次写入都要同步AOF文件，在一般的SATA硬盘很难达到高性能
everysec	命令写入aof_buf后调用系统write操作，write完成后线程返回。fsync同步操作由线程每秒调用一次（建议策略）	默认同步策略
no	命令写入aof_buf后调用系统write操作，不对AOF文件做fsync同步，同步硬盘操作由操作系统负责，通常同步周期最长30秒	操作系统每次同步AOF文件的周期不可控，而且会加大每次同步硬盘的数据量，虽然提升了性能，但数据安全性无法保证

AOF手动触发：调用bgrewriteaof命令
自动触发：有两个参数

auto-aof-rewrite-min-size: 表示运行时AOF重写时文件最小体积，默认64MB
auto-aof-rewrite-percentage: 代表当前AOF文件空间（aof_current_size）和上一次重写后AOF文件空间(aof_base_size) 的比值
自动触发时机=aof_current_size > auto-aof-rewrite-min-size && (aof_current_size -aof_base_size) / aof_base_size >= auto-aof-rewrite-percentage

RDB和AOF同时开启，并且AOF文件存在，优先加载AOF文件

AOF文件错误，可以通过redis-check-aof-fix 修复

Redis 数据类型

字符串
key是字符串类型，字符串类型的值可以是字符串、数字、二进制（最大不能超过512MB)，是动态字符串，内部通过预分配冗余空间的方式来减少内存的频繁分配

命令	解释	备注
set	设置值	key value [ex seconds] 为键设置秒级过期时间 [px milliseconds] 为键设置毫秒级别的过期时间 [nx\|xx] nx键必须不存在才可以设置成功 xx键必须存在才可以设置成功
mset	批量设置值	key value [key value …]
mget	批量获取值	key [key …]
incr	对值做自增操作	值不是整数，返回错误值是整数，返回自增后的结果键不存在，按照值为0自增，返回结果为1
decr	自减	key
incrby	自增指定数字	key increment
decrby	自减指定数字	key decrement
incrbyfloat	自增浮点数	key increment
append	追加值	key value
strlen	字符串长度	key
getset	设置并返回原值	key value
setrange	设置指定位置的字符	key offeset value
getrange	获取部分字符串	key start end

哈希
一个键值对结构, 内部结构同Java的 HashMap, 数组+链表的结构，值只能存储字符串，编码是ziplist或者hashtable。另外在rehash的时候，采用定时任务渐进式迁移内容

命令	解释	备注
hset	设置值	key field value
hsetnx	类似setnx	-
hget	获取值	key field
hdel	删除一个或多个field	key field [field …]
hlen	计算field个数	-
hmget	批量获取	key field [field …]
hmset	批量设置	key field value [field value …]
hexists	判断field是否存在	key field
hkeys	获取所有field	key
hvals	获取所有value	key
hgetall	获取所有的field-value	key 如果元素很多，会造成阻塞，建议使用hscan
hincrby hincrbyfloat	类似incrby / incrbyfloat	key field increment
hstrlen	计算value字符串长度	key field

列表
用来存储多个有序的字符串，一个列表最多可以存储2³² - 1 个元素,列表中的元素可以是重复的，相当于Java中的LinkedList, 是一个链表而不是数组, 底层是采用quicklist结构，在数据量少的时候会使用ziplist压缩列表，数据量多的时候才使用quicklist

命令	解释	备注
rpush	从右边插入元素	key value [value …]
lpush	从左边插入元素	key value [value …]
linsert	向某个元素前或者后插入元素	key before\|after pivot value 从列表中找到等于pivot元素，在其前before 或者after 插入一个新的元素value
lrange	获取指定范围内的元素列表	key start end 索引下标从左到右是0到N-1, 从右到左是-1到-N; end包含自身
lindex	获取列表指定索引下标的元素	key index
llen	获取列表长度	key
lpop	从列表左侧弹出元素	key
rpop	从列表右侧弹出元素	key
lrem	删除指定元素	key count value 从列表中找到等于value的元素进行删除，count>0, 从左到右，删除最多count个元素。count<0, 从右到左，删除最多count绝对值个元素。count=0,删除所有
ltrim	按照索引范围修剪列表	key start end
lset	修改指定索引下标的元素	key index newValue
blpop brpop	弹出元素阻塞版	key [key …] 多个键 timeount 阻塞时间(秒)

集合(set)
用来保存多个的字符串的元素，但和列表元素不一样的是，集合中不允许有重复元素，并且集合中的元素是无序的，不能通过索引下标获取元素，一个集合最多可以存储2³² - 1个元素
当集合元素都是整数并且元素个数小于set-max-intset-entries配置(默认512个)时，使用intset编码减少内存使用，否则使用hashtable编码

相当于Java中的HashSet, 所有的value都是一个值NULL

命令	解释	备注
sadd	添加元素	key element [element …]
srem	删除元素	key element [element …]
scard	计算元素个数	key
sismember	判断元素是否在集合中	key element
srandmember	随机从集合返回指定个数元素	key [count]
spop	从集合随机弹出元素,会删除元素	key [count]
smembers	获取所有元素	key
sinter	求多个集合的交集	key [key …]
sunion	求多个集合的并集	key [key …]
sdiff	求多个集合的差集	key [key …]
sinterstore suionstore sdiffstore	将交集、并集、差集的结果保存	destination key [key…] destination 目标集合名称集合间的运算在元素比较多的情况下会比较耗时

有序集合
集合不能重复，但集合中的元素可以根据score分数排序,排序从小到大
当有序集合的元素个数小于zset-max-ziplist-entries(默认128个)，同时每个元素的值都小于zset-max-ziplist-value配置（默认64字节）时，使用ziplist来作为内部编码，否则使用skiplist作为内部编码

其相当于Java的SortedSet 和 HashMap结合体，内部实现’跳跃表‘ 的数据结构

skiplist 编码的有序集合对象使用zset结构做为底层实现，zset结构包括一个字典和一个跳跃表(根据成员查找分值和范围操作的效率最高)

命令	解释	备注
zadd	添加成员	key [NX\|XX] [CH] [INCR]score member [score member …] [NX\|XX] NX: 只有在元素不存在时候添加新元素; XX：更新已经存在的元素，不添加元素 CH 返回有序集合元素和分数发生变化的个数 incr 对score做增加，相当于zincrby
zcard	计算成员个数	key
zscore	计算某个成员的分数	key member
zrank	计算成员排名,分数从低到高	key member
zrevrank	计算成员排名，分数从高到低	key member
zrem	删除成员	key member [member …]
zincrby	增加成员分数	key increment member
zrange zrevrange	返回指定排名范围的成员	key start end [withscores] 显示分数
zrangebyscore zrevrangebyscore	返回指定分数范围的成员	key min max [withscores] [limit offset count] key max min [withscores] [limit offset count] min和max 支持开区间（小括号）和闭区间（中括号），-inf 和 +inf 无限小和无限大士大
zcount	返回指定分数范围成员个数	key min max
zremrangebyrank	删除指定排名内的升序元素	key start end
zremrangebyscore	删除指定分数范围的成员	key min max
zinterstore	交集	destination numkeys key [key …] [weights weight [weight …]] [aggregate sum\|min\|max] destination 交集计算结果保存到这个键 numkeys 需要做交集计算键的个数 key[key…] 需要做交集计算的键 weights weight[weight…] 每个键的权重，在做交集计算时，每个键中的每个member会将自己分数乘以这个权重，每个键的权重默认为1 aggregate sum\|min\|max 计算成员交集后，分值可以按照sum、min、max 做汇总，默认是sum
zunionstroe	并集	参数同zinterstore

内部编码表

查询编码：object encoding key

e5c2bf73

键相关命令
字符串类型的键，执行set命令会清除过期时间

命令	解释	备注
rename	键重命名	key newkey 如果键已经存在会把value也覆盖，如果不想被覆盖，可以使用renamenx,重名键期间会执行del命令删除旧的键，如果键值比较大，会造成阻塞
randomkey	随机返回一个键
expire pexpire	键在seconds秒后过期,后者毫秒	key seconds
expireat pexpireat	键在秒级时间戳后过期，后者毫秒	key timestamp
ttl pttl	查询键剩余过期时间，pttl毫秒级别	-1 键没有设置过期时间 -2 键不存在
persist	清除键的过期时间	key

键迁移
move key db 用于在Redis内部多数据库之间进行迁移
dump+restore 不同的实例之间进行数据迁移
migrate host port key|“” destination-db timeout [copy] [replace] [keys key…] 实际上是dump、restore、del是三个命令的组合，具有原子性
host 目标redis的Ip地址
port 目标redis的端口
key|“” 表示迁移多个键
destination-db 目标redis数据库索引
timeout 迁移的超时时间(毫秒)
[copy] 迁移后并不删除源键
[replace] 对目标redis的键进行覆盖
[keys key…] 需要迁移的键

遍历键
keys pattern
* 代表匹配任意字符
. 代表匹配一个字符
[] 代表匹配部分字符，如[1,3]匹配1，3 [1-10]匹配1到10任意数字
\x用来做转义，如匹配问号需要转义
该命令会大数量下会造成阻塞，建议使用scan

scan cursor [match pattern] [count number]
cursor 必需参数，从0开始的游标
match pattern 可选，模式匹配
count number 可选，每次要遍历的键个数，默认是10
其他类型命令：哈希hscan 集合sscan 有序集合zscan 用法与scan相同
问题：渐进式遍历中，如果有新增或删除键，就可能会没有完整遍历出所有的键

Bitmaps

其并不是一种数据结构，实际上就是字符串，可以对字符串的位进行操作，内部使用二进制存储,在存储超大上亿数据的时候，能节约很多内存空间

命令	说明	备注
setbit	设置值	key offset value offset 偏移量，可以理解为索引
getbit	获取值	key offset
bitcount	获取指定范围值为1的个数	[start] [end] [start]和[end]代表起始和结束字节数
bitop	多个bitmaps操作	op destkey key[key …] and(交集)、or(并集)、not(非)、xor（异或） destkey 结果保存的key
bitpos	计算第一个值为targetBit的偏移量	key targetBit [start] [end]

HyperLogLog

其实际类型是字符串类型，是一种基数算法，可以利用极小的内存空间完成独立总数的统计
HyperLogLog内存占用小，但存在一定错误率

命令	说明	备注
pfadd	添加	key element [element …]
pfcount	计算独立用户数	key [key …]
pfmerge	合并	destkey sourcekey [sourcekey …]

其他命令

object idletime key 查询key的空转时长

object encoding key 查询key的内部编码

Pipeline

Pipeline(流水线) 机制能将一组Redis命令进行组装，通过一次RTT传输给Redis,再将这组Redis命令的执行结果按照顺序返回给客户端

原生批量命令与Pipeline对比：

原生批量命令是原子的，Pipeline是非原子的
原生批量命令是一个命令对应多个key,Pipeline支持多个命令
原生批量命令是Redis服务端支持实现的，而Pipeline需要服务端和客户端共同实现

事务

redis 简单事务功能，将一组需要一起执行的命令放到multi和exec两个命令之间。multi命令代表事务开始，exec命令代表事务结束，他们之间的命令是原子顺序执行的。如果要停止事务的执行，用discard命令代替exec命令

watch 命令用来确保事务中的key没有被其他客户端修改过，才执行事务，否则不执行（类似乐观锁）

Lua

两种方法：

eval
eval 脚本内容 key个数 key列表参数列表

eval 'return "helo "..KEYS[1].. ARGV[1]' 1 redis world

还可以使用redis-cli --eval 直接执行文件

evalsha
evalsha 脚本sha1值 key个数 key列表参数列表
将Lua脚本加载到Redis服务端，得到该脚本的SHA1校验和，evalsha使用SHA1作为参数执行对应的Lua脚本，避免每次发送脚本，脚本常驻与内存中

加载脚本到Redis: redis-cli script load “$(cat ~/lua_test.lua)”

慢查询分析

配置文件配置: slowlog-log-slower-than 超过多少阈值（微秒，默认10毫秒）；slowlog-max-len 慢日志最大长度
命令修改： config set 和 config rewrite（写入配置文件）
config set slowlog-log-slower-than 100
config set slowlog-max-len

获取慢查询日志：
慢查询只记录命令执行时间，不包括命令排队和网络传输时间
slowlog get [n] n指定条数
日志数据结构

3 1) (integer) 3 （id）

(integer) 1567317373 (发送时间戳)
(integer) 21 (命令消耗时间)

“keys” (命令和参数)

“*”

慢查询日志重置：
slowlog reset

Redis键过期删除策略

键过期，内部保存在过期字典expires中，Redis采用惰性删除和定时任务删除机制；
惰性删除用于在客户端读取带有超时属性的键时，如果已经超过设置的过期时间，会执行删除并返回空，但这种方式如果键过期，而且一直没有被重新访问，键一直存在
定时任务删除：能够解决惰性删除问题，Redis内部维护一个定时任务，每秒运行10次。根据键的过期比例，使用快慢两种速率模式回收键，缺点是占用CPU时间，在过期键多的时候会影响服务器的响应时间和吞吐量

定期删除：每隔一段时间执行一次删除过期键操作，通过限制删除操作的执行时长和频率来减少影响，缺点需要合理设置执行时长和频率

生成RDB文件的时候已过期的键不会被保存，在载入RDB文件的时候，主服务器会对键进行检查，过期的键不会被载入，而从服务会将所有键载入，直到主服务来删除通知

AOF写入的时候，如果某个键过期，会向AOF追加一条DEL命令；AOF重写的时候会对键进行检查，过期键不会被写入

复制的时候，主服务器发送删除通知，从服务器接到删除通知时才删除过期键

Redis高可用方案

主从模式：一主二从（达到支持10万+并发）
配置redis.conf , 从节点配置 slaveof 127.0.0.1 6379
确认主从关系： redis-cli -h 127.0.0.1 -p 6379 info replication
哨兵模式：
配置 redis-sentinel.conf ,sentinel monitor mymaster 127.0.0.1 6379 1
最后一位是选举master需要的票数
启动哨兵：
redis-sentinel redis-sentinel.conf
或者 redis-server redis-sentinel.conf --sentinel
redis-cluster:
每个节点保存数据和整个集群状态，每个节点都和其他节点连接。采用哈希函数把数据映射到一个固定范围的整数集合中，整数定义为槽。所有键根据哈希函数映射到0~16383整数槽内，公式 slot = CRC16(key) & 16383
修改redis.conf，开启集群模式：cluster-enabled yes，集群内部配置文件路径：cluster-config-file “nodes-6379.conf”
启动节点
使用meet把节点加入集群中：cluster meet 127.0.0.1 6381
Codis

https://juejin.im/post/5c132b076fb9a04a08218eef

集群限制：

key批量操作支持限制，目前只支持具有相同slot值的key执行批量操作
key事务操作支持有限
key作为数据分区最小粒度，不能将大的键值对象hash、list等映射到不同节点
只能使用0号数据库
从节点只能复制主节点，不支持嵌套树状复制结构

主从复制过程
1. 从节点执行slaveof后，从节点保存主节点地址信息
2. 从节点内部通过每秒运行的定时任务维护复制相关逻辑，当定时任务发现存在新的主节点后，会尝试与该节点建立网络连接
3. 连接建立成功后，从节点发送ping请求进行首次通信，目的是检测主从之间网络套接字是否可用，主节点当前是否接受处理命令
4. 如果主节点配置了密码验证，则从节点必须要配置相同的密码才能通过验证，进行复制同步
5. 通过验证后，主从可正常通信了，主节点会把数据持续发给从节点，同步方式有全量同步和部分同步,刚建立建立的时候，会进行全量同步，同步结束后，进行部分同步
6. 当主节点与从节点同步完当前的数据后，主节点会把后续新增的命令持续发送给从节点进行同步
哨兵模式最小配置 1主 2从 3哨兵，3个哨兵能监控每个master和salve

解决异步复制和脑裂导致的数据丢失

min-slaves-to-write 1

min-slaves-max-lag 10

要求至少有1个slave，数据复制和同步的延迟不能超过10秒

如果说一旦所有的slave，数据复制和同步的延迟都超过了10秒，那么master就不会再接收任何请求了

这两个配置可以减少异步复制和脑裂导致的数据丢失

（1）减少异步复制的数据丢失

有了min-slaves-max-lag 这个配置，就是说一旦slave复制数据和ack延迟太长，就认为master可能宕机后损失数据太多，就拒绝写入，使得同步造成的数据丢失降到可控范围

（2）减少脑裂的数据丢失

如果一个master 出现了脑裂，跟其他slave丢了连接，那么上面的配置可以确保，如果不能继续给指定数量的slave发送数据，而且slave超过10秒没有给自己ack消息，那么就直接拒绝客户端的写请求，这样脑裂后的旧master不会接受client的新数据，也就避免了数据丢失

缓存问题

缓存穿透

缓存穿透是指，缓存中不存在该key的数据，于是就是去数据库中查询，数据库也不存在该数据，导致循环查询数据

优化:
1. 缓存空对象
  
  对于不存在的数据，依旧将空值缓存起来。但这会造成内存空间的浪费，可以针对这类数据加一个过期时间。对于缓存和存储层数据的一致性，可以在过期的时候，请求存储层，或者通过消息系统更新缓存
2. 布隆过滤器
  
  将所有存在的数据做成布隆过滤器，可以使用Bitmaps实现，其在大数据量下空间占用小。当有新的请求时，先到布隆过滤器中查询是否存在，如果不存在该条数据直接返回；如果存在该条数据再查询缓存、查询数据库。
  
  Redis4.0以上采用插件集成，https://github.com/RedisBloom/RedisBloom
  
  原理：
  
  在redis中是一个大型的位数组，通过计算key的hash然后对数组长度取模得到一个位置，进行写入；在判断是否存在时，判断位数组中几个位置是否都为1，只要一个位为0，就说明这个key不存在。布隆过滤器也会存在一定的误判，如果位数组比较稀疏，概率就会很大，否则就会降低。
缓存击穿

缓存击穿指，某key突然变成了热点key，大量请求到该key，但key刚好又失效，导致从数据库中去查询数据

优化：

通过互斥锁方式，在请求数据库之前设置setnx，在查询完数据库，并更新缓存后，删除setnx
缓存雪崩

指缓存由于大量请求，同时缓存又大量失效，导致大量请求直接打到存储层，造成存储层压力过大或者挂机

优化：

事前
1. 使用主从，哨兵，集群模式保证缓存高可用
2. 提前演练，做好后备方案
事中：

使用限流组件，限流并降级

事后：

redis 持久化，重启后恢复数据
缓存更新方式

同步更新，先写入数据库，写入成功后，再更新缓存。

异步更新，通过消息中间件进行触发更新。

失效更新，在取不到缓存的时候，从数据库取数据，再更新缓存。

定时更新，通过定时任务来更新缓存
缓存不一致

通过增加重试机制，补偿任务，达到最终一致
热点key重建

优化
1. 使用互斥锁，只允许一个线程重建缓存
2. 使用逻辑缓存过期，在value中存一个key过期时间，在获取key的时候通过逻辑时间进行判断

Redis 锁的实现和 Zookeeper锁实现区别

Redis 锁通过 setnx key value 或者 set key value px millseconds nx 当返回1时代表获取到锁，返回0表示获取锁失败，通过Redis的key超时机制来释放锁

PS： Redis锁可能会在业务逻辑还没执行完的时候就已经超时释放，因此在释放锁的时候，可能其他线程已经重新持有了该锁，所以要在释放锁的时候验证key对应的value值，在创建缓存的时候，value值是随机生成的。或者使用redisson做为分布式锁

ZK锁通过在服务端新建一个临时有序节点，哪个客户端成功创建了第一个临时有序节点，就代表该客户端获得了锁，后面节点的客户端会处于监听状态，当释放锁的时候，服务端就会删除第一个临时节点，此时第二个临时节点能监听到上一个节点的释放事件，这样第二个节点就变成第一个节点，此时客户端2就代表获得了锁。如果客户端的会话关闭，临时节点会被删除，也就释放了锁

《三种分布式锁的优缺点及解决方案》

在某个时间段，redis某个key变成了热点key，此时请求又都打到了一台slave上，请问该怎么办？

由于之前没有做热点Key监控，不能进行对热点key 进行本地缓存，也没有预料到该key会变成热点key，但现在该key变成了热点key, 此时的办法可以新开redis实例，在新的实例上新建该热点key，将后续的请求分散到其他的实例上。

关于redis热点key的文章：

《达到物理网卡上限，突然几十万的请求访问Redis的某个key如何解决》

《阿里云redis热点key问题的发现与解决》

Redis 如何排查大key

使用--bigkeys命令

这是Redis自带的一个命令，用于对整个Key空间进行扫描，统计string、list、set、zset、hash等常见数据类型中每种类型里的最大的key。
使用方法：redis-cli -h <hostname> -p <port> -a <password> --bigkeys
注意：这个命令是以scan延迟计算的方式扫描所有key，因此执行过程中不会阻塞Redis，但当实例存在大量的keys时，命令执行的时间会很长。建议在slave上扫描。

使用MEMORY USAGE命令（仅支持Redis 4.0以后的版本）