KeyDB線程模型是怎樣的

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線程模型

KeyDB將Redis原來的主線程拆分成了主線程和worker線程。每個worker線程都是io線程，負(fù)責(zé)監(jiān)聽端口，accept請求，讀取數(shù)據(jù)和解析協(xié)議。如圖所示：

KeyDB使用了SO_REUSEPORT特性，多個線程可以綁定監(jiān)聽同個端口。

每個worker線程做了cpu綁核，讀取數(shù)據(jù)也使用了SO_INCOMING_CPU特性，指定cpu接收數(shù)據(jù)。

解析協(xié)議之后每個線程都會去操作內(nèi)存中的數(shù)據(jù)，由一把全局鎖來控制多線程訪問內(nèi)存數(shù)據(jù)。

主線程其實(shí)也是一個worker線程，包括了worker線程的工作內(nèi)容，同時也包括只有主線程才可以完成的工作內(nèi)容。在worker線程數(shù)組中下標(biāo)為0的就是主線程。

主線程的主要工作在實(shí)現(xiàn)serverCron，包括：

• 處理統(tǒng)計

• 客戶端鏈接管理

• db數(shù)據(jù)的resize和reshard

• 處理aof

• replication主備同步

• cluster模式下的任務(wù)

鏈接管理

在Redis中所有鏈接管理都是在一個線程中完成的。在KeyDB的設(shè)計中，每個worker線程負(fù)責(zé)一組鏈接，所有的鏈接插入到本線程的鏈接列表中維護(hù)。鏈接的產(chǎn)生、工作、銷毀必須在同個線程中。每個鏈接新增一個字段

int iel; /* the event loop index we're registered with */

用來表示鏈接屬于哪個線程接管。

KeyDB維護(hù)了三個關(guān)鍵的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)做鏈接管理：

• clients_pending_write：線程專屬的鏈表，維護(hù)同步給客戶鏈接發(fā)送數(shù)據(jù)的隊列

• clients_pending_asyncwrite：線程專屬的鏈表，維護(hù)異步給客戶鏈接發(fā)送數(shù)據(jù)的隊列

• clients_to_close：全局鏈表，維護(hù)需要異步關(guān)閉的客戶鏈接

分成同步和異步兩個隊列，是因?yàn)閞edis有些聯(lián)動api，比如pub/sub，pub之后需要給sub的客戶端發(fā)送消息，pub執(zhí)行的線程和sub的客戶端所在線程不是同一個線程，為了處理這種情況，KeyDB將需要給非本線程的客戶端發(fā)送數(shù)據(jù)維護(hù)在異步隊列中。

同步發(fā)送的邏輯比較簡單，都是在本線程中完成，以下圖來說明如何同步給客戶端發(fā)送數(shù)據(jù)：

如上文所提到的，一個鏈接的創(chuàng)建、接收數(shù)據(jù)、發(fā)送數(shù)據(jù)、釋放鏈接都必須在同個線程執(zhí)行。異步發(fā)送涉及到兩個線程之間的交互。KeyDB通過管道在兩個線程中傳遞消息：

int fdCmdWrite; //寫管道

int fdCmdRead; //讀管道

本地線程需要異步發(fā)送數(shù)據(jù)時，先檢查client是否屬于本地線程，非本地線程獲取到client專屬的線程ID，之后給專屬的線程管到發(fā)送AE_ASYNC_OP::CreateFileEvent的操作，要求添加寫socket事件。專屬線程在處理管道消息時將對應(yīng)的請求添加到寫事件中，如圖所示：

Redis有些關(guān)閉客戶端的請求并非完全是在鏈接所在的線程執(zhí)行關(guān)閉，所以在這里維護(hù)了一個全局的異步關(guān)閉鏈表。

鎖機(jī)制

KeyDB實(shí)現(xiàn)了一套類似spinlock的鎖機(jī)制，稱之為fastlock。

fastlock的主要數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)有：

struct ticket

{

 uint16_t m_active; //解鎖+1

 uint16_t m_avail; //加鎖+1

};

struct fastlock

{

 volatile struct ticket m_ticket;

 volatile int m_pidOwner; //當(dāng)前解鎖的線程id

 volatile int m_depth; //當(dāng)前線程重復(fù)加鎖的次數(shù)

};

使用原子操作__atomic_load_2，__atomic_fetch_add，__atomic_compare_exchange來通過比較m_active=m_avail判斷是否可以獲取鎖。

fastlock提供了兩種獲取鎖的方式：

• try_lock：一次獲取失敗，直接返回

• lock：忙等，每1024 * 1024次忙等后使用sched_yield 主動交出cpu，挪到cpu的任務(wù)末尾等待執(zhí)行。

• 
  

在KeyDB中將try_lock和事件結(jié)合起來，來避免忙等的情況發(fā)生。每個客戶端有一個專屬的lock，在讀取客戶端數(shù)據(jù)之前會先嘗試加鎖，如果失敗，則退出，因?yàn)閿?shù)據(jù)還未讀取，所以在下個epoll_wait處理事件循環(huán)中可以再次處理。

Active-Replica

KeyDB實(shí)現(xiàn)了多活的機(jī)制，每個replica可設(shè)置成可寫非只讀，replica之間互相同步數(shù)據(jù)。主要特性有：

• 每個replica有個uuid標(biāo)志，用來去除環(huán)形復(fù)制

• 新增加rreplay API，將增量命令打包成rreplay命令，帶上本地的uuid

• key，value加上時間戳版本號，作為沖突校驗(yàn)，如果本地有相同的key且時間戳版本號大于同步過來的數(shù)據(jù)，新寫入失敗。采用當(dāng)前時間戳向左移20位，再加上后44位自增的方式來獲取key的時間戳版本號。

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