Redis设计与实现笔记 - 数据结构篇

Redis设计与实现笔记 - 数据结构篇

相信在我们日常使用中，会经常跟 Redis 打交道。数据结构 String、Hash、List、Set 和 ZSet 都是常用的数据类型。对于使用场景，我们可以滔滔不绝地说很多，但是我们从来就没有关心过它们的底层实现，到底它们的数据是怎么存储的，代码是怎么实现的，使用上有什么值得注意的地方。带着这些疑问，我去查看了相关的书籍，对于实现有了大致的认识。希望你看完后也有所收获。

先统一名词：我们常用的 String、Hash、List、Set 和 ZSet 叫做对象（Object）。它们由如 SDS、LinkList、Skiplist 等基础数据结构组成。

数据结构

简单动态字符串 - SDS

struct __attribute__ ((__packed__)) sdshdr64 {uint64_t len; /* 已使用的长度 */uint64_t alloc; /* 分配的长度 不包含头部和空终止符号 */unsigned char flags; /* 3位最低有效位表示类型, 其余5个比特位未被使用 */char buf[];
};

1. 常数复杂度获取字符串长度。C 语言中的传统字符串类型需要遍历整个字符串才能获取字符串长度，时间复杂度为 O(n)，而 SDS 可以直接获取字符串长度，时间复杂度为 O(1)。

2. 杜绝缓冲区溢出。SDS 在字符串末尾预留了额外的空间，当字符串长度增加时，可以直接使用预留的空间，避免了缓冲区溢出的问题。

3. 减少修改字符串长度时带来的内存重分配次数。SDS 采用了空间预分配和惰性空间释放等策略，可以减少修改字符串长度时带来的内存重分配次数，提高性能。

4. 可含有空字符等特殊字符

主要用于字符串对象的底层实现

链表

/* 双端链表节点 */
typedef struct listNode {/* 指向前驱节点的指针 */
struct listNode *prev;/* 指向后继节点的指针 */
struct listNode *next;/* void * 指针，指向具体的元素，节点可以是任意类型 */
void *value;
} listNode;/* 双端链表迭代器 */
typedef struct listIter {/* 指向遍历的下一个节点的指针 */listNode *next;/* 遍历的方向：从表头遍历还是从表尾遍历 */int direction;
} listIter;/* 双端链表* 有记录头尾两节点，支持从链表头部或者尾部进行遍历，是早期列表键 PUSH/POP 实现高效的关键* 每个链表节点有记录前驱节点和后继节点的指针，可以使得列表键支持往后或者往前进行遍历* 有额外用 len 存储链表长度，O(1) 的时间复杂度获取节点个数，是 LLEN 命令高效的关键 */
typedef struct list {/* 指向链表头节点的指针，支持从表头开始遍历 */listNode *head;/* 指向链表尾节点的指针，支持从表尾开始遍历 */listNode *tail;/* 各种类型的链表可以定义自己的复制函数 / 释放函数 / 比较函数 */void *(*dup)(void *ptr);void (*free)(void *ptr);int (*match)(void *ptr, void *key);/* 链表长度，即链表节点数量，O(1) 时间复杂度获取 */unsigned long len;
} list;

1. 常数复杂度获取链表长度

2. 双端链表实现

3. 多态实现,各种类型的链表可以自己定义各自的复制函数 / 释放函数 / 比较函数

主要用于列表对象的底层实现

字典

typedef struct dictEntry {/* void * 类型的 key，可以指向任意类型的键 */void *key;/* 联合体 v 中包含了指向实际值的指针 *val、无符号的 64 位整数、有符号的 64 位整数，以及 double 双精度浮点数。* 这是一种节省内存的方式，因为当值为整数或者双精度浮点数时，由于它们本身就是 64 位的，void *val 指针也是占用 64 位（64 操作系统下），* 所以它们可以直接存在键值对的结构体中，避免再使用一个指针，从而节省内存开销（8 个字节）* 当然也可以是 void *，存储任何类型的数据，最早 redis1.0 版本就只是 void* */union {void *val;uint64_t u64;int64_t s64;double d;} v;struct dictEntry *next;     /* Next entry in the same hash bucket. *//* 同一个 hash 桶中的下一个条目.* 通过形成一个链表解决桶内的哈希冲突. */void *metadata[];           /* An arbitrary number of bytes (starting at a* pointer-aligned address) of size as returned* by dictType's dictEntryMetadataBytes(). *//* 一块任意长度的数据 (按 void* 的大小对齐),* 具体长度由 'dictType' 中的* dictEntryMetadataBytes() 返回. */
} dictEntry;typedef struct dict dict;/* 字典类型，因为我们会将字典用在各个地方，例如键空间、过期字典等等等，只要是想用字典（哈希表）的场景都可以用* 这样的话每种类型的字典，它对应的 key / value 肯定类型是不一致的，这就需要有一些自定义的方法，例如键值对复制、析构等 */
typedef struct dictType {/* 字典里哈希表的哈希算法，目前使用的是基于 DJB 实现的字符串哈希算法* 比较出名的有 siphash，redis 4.0 中引进了它。3.0 之前使用的是 DJBX33A，3.0 - 4.0 使用的是 MurmurHash2 */uint64_t (*hashFunction)(const void *key);/* 键拷贝 */void *(*keyDup)(dict *d, const void *key);/* 值拷贝 */void *(*valDup)(dict *d, const void *obj);/* 键比较 */int (*keyCompare)(dict *d, const void *key1, const void *key2);/* 键析构 */void (*keyDestructor)(dict *d, void *key);/* 值析构 */void (*valDestructor)(dict *d, void *obj);/* 字典里的哈希表是否允许扩容 */int (*expandAllowed)(size_t moreMem, double usedRatio);/* Allow a dictEntry to carry extra caller-defined metadata.  The* extra memory is initialized to 0 when a dictEntry is allocated. *//* 允许调用者向条目 (dictEntry) 中添加额外的元信息.* 这段额外信息的内存会在条目分配时被零初始化. */size_t (*dictEntryMetadataBytes)(dict *d);
} dictType;/* 通过指数计算哈希表的大小，见下面 exp，哈希表大小目前是严格的 2 的幂 */
#define DICTHT_SIZE(exp) ((exp) == -1 ? 0 : (unsigned long)1<<(exp))
/* 计算掩码，哈希表的长度 - 1，用于计算键在哈希表中的位置（下标索引） */
#define DICTHT_SIZE_MASK(exp) ((exp) == -1 ? 0 : (DICTHT_SIZE(exp))-1)/* 7.0 版本之前的字典结构
typedef struct dictht {dictEntry **table; // 8 bytesunsigned long size; // 8 bytesunsigned long sizemask; // 8 bytesunsigned long used; // 8 bytes
} dictht;typedef struct dict {dictType *type; // 8 bytesvoid *privdata; // 8 bytesdictht ht[2]; // 32 bytes * 2 = 64 byteslong rehashidx; // 8 bytesint16_t pauserehash; // 2 bytes
} dict;** 做的优化大概是这样的：* 1. 从字典结构里删除 privdata （这个扩展其实一直是个 dead code，会影响很多行，社区里的做法都是想尽量减少 diff 变更，避免说破坏 git blame log）* 2. 将 dictht 字典哈希表结构融合进 dict 字典结构里，相关元数据直接放到了 dict 中* 3. 去掉 sizemark 字段，这个值可以通过 size - 1 计算得到，这样就可以少 8 字节* 4. 将 size 字段转变为 size_exp（就是 2 的 n 次方，指数），因为 size 目前是严格都是 2 的幂，size_exp 存储指数而不是具体数值，size 内存占用从 8 字节降到了 1 字节** 内存方面：*   默认情况下通过 sizeof 我们是可以看到新 dict 是 56 个字节*   dict：一个指针 + 两个指针 + 两个 unsigned long + 一个 long + 一个 int16_t + 两个 char，总共实际上是 52 个字节，但是因为 jemalloc 内存分配机制，实际会分配 56 个字节*   而实际上因为对齐，最后的 int16_t pauserehash 和 char ht_size_exp[2] 加起来是占用 8 个字节，代码注释也有说，将小变量放到最后来获得最小的填充。*/struct dict {/* 字典类型，8 bytes */dictType *type;/* 字典中使用了两个哈希表,* (看看那些以 'ht_' 为前缀的成员, 它们都是一个长度为 2 的数组)** 我们可以将它们视为* struct{*   ht_table[2];*   ht_used[2];*   ht_size_exp[2];* } hash_table[2];* 为了优化字典的内存结构,* 减少对齐产生的空洞,* 我们将这些数据分散于整个结构体中.** 平时只使用下标为 0 的哈希表.* 当需要进行 rehash 时 ('rehashidx' != -1),* 下标为 1 的一组数据会作为一组新的哈希表,* 渐进地进行 rehash 避免一次性 rehash 造成长时间的阻塞.* 当 rehash 完成时, 将新的哈希表置入下标为 0 的组别中,* 同时将 'rehashidx' 置为 -1.*/dictEntry **ht_table[2];/* 哈希表存储的键数量，它与哈希表的大小 size 的比值就是 load factor 负载因子，* 值越大说明哈希碰撞的可能性也越大，字典的平均查找效率也越低* 理论上负载因子 <=1 的时候，字典能保持平均 O(1) 的时间复杂度查询* 当负载因子等于哈希表大小的时候，说明哈希表退化成链表了，此时查询的时间复杂度退化为 O(N)* redis 会监控字典的负载因子，在负载因子变大的时候，会对哈希表进行扩容，后面会提到的渐进式 rehash */unsigned long ht_used[2];long rehashidx; /* rehashing not in progress if rehashidx == -1 *//* rehash 的进度.* 如果此变量值为 -1, 则当前未进行 rehash. *//* Keep small vars at end for optimal (minimal) struct padding *//* 将小尺寸的变量置于结构体的尾部, 减少对齐产生的额外空间开销. */int16_t pauserehash; /* If >0 rehashing is paused (<0 indicates coding error) *//* 如果此变量值 >0 表示 rehash 暂停* (<0 表示编写的代码出错了). *//* 存储哈希表大小的指数表示，通过这个可以直接计算出哈希表的大小，例如 exp = 10, size = 2 ** 10* 能避免说直接存储 size 的实际值，以前 8 字节存储的数值现在变成 1 字节进行存储 */signed char ht_size_exp[2]; /* exponent of size. (size = 1<<exp) *//* 哈希表大小的指数表示.* (以 2 为底, 大小 = 1 << 指数) */
};

结构体有点长,简单展示就是如下

1. dictEntry 存的是一个链表,因为redis解决hash冲突的方式是使用链地址法,其他解决方法可参考  解决哈希冲突的常用方法分析 - 腾讯云

2. 这里注意一下ht这个字段,正常来说一个ht[1]是不会使用的,只有在rehash过程中才会有值

rehash

字典的负载因子（load factor）超过一定阈值时就会启动rehash, 在过程中对于字典的增删改查都会先查一遍ht[0],然后把值迁移到ht[1],等到ht[0]迁移完毕就会释放ht[0],将ht[1]设置成ht[0]

主要用于哈希对象和数据库的底层实现,对,没错,整个数据库也是一个大哈希实现

跳表

/* ZSETs use a specialized version of Skiplists */
typedef struct zskiplistNode {sds ele;double score;struct zskiplistNode *backward;struct zskiplistLevel {struct zskiplistNode *forward;unsigned long span;} level[];
} zskiplistNode;typedef struct zskiplist {struct zskiplistNode *header, *tail;unsigned long length;int level;
} zskiplist;

1. zskiplist 使用双端链表实现

2. 在遍历操作时只需要用到 forward 前行指针,查找过程

   1. 如果下一个节点比目标节点大,则移动到下一个节点

   2. 否则移动到下一层

   3. 重复以上步骤,直到找到目标值

跳表与字典结合作为有序集合的底层实现

整数集合

/* 整数集合 * 记录不包含重复元素的各个整数(由小到大的顺序) * 底层数组默认是 int16_t 类型, 可能随着新增元素的大小升级至 int32_t 或 int64_t 类型*/
typedef struct intset {/* 编码, 记录整数集合底层数组(contents)的类型*/uint32_t encoding;/* 记录整数集合包含的元素个数 */uint32_t length;/* 整数集合的底层实现, 虽声明为 int8_t 类型,但真正的类型取决于 encoding */int8_t contents[];
} intset;

1. 支持类型 int16_t, int32_t, int64_t

2. 在插入一个不同当前编码的值就会触发升级,遍历所有value转换类型,且不支持降级

原本 1, 2, 3

位	0-15位	16-31位	32-48位	48-127位
元素	1	2	3	新分配空间

插入 65535

位	0-31位	32-63位	64-95位	96-127位
元素	1	2	3	65535

用于当value都是整数,并且个数不超过512的集合底层实现

压缩列表

ziplist 压缩列表是由一系列字节数组表示的，每个字节数组可以表示一个节点的信息，包括节点的类型、长度和值等信息。

压缩列表的布局如下：

<zlbytes> <zltail> <zllen> <entry> <entry> ... <entry> <zlend>

属性	类型	长度	用途
zlbytes	uint32_t	4字节	记录整个压缩列表占用的内存字节数:在对压缩列表进行内存重分配 或者计算zlend 的位置时使用
zltail	uint32_t	4字节	或者计算zlend 的位置时使用 记录压缩列表表尾节点西商压缩列表的起始地址有多少字节:通过这个 偏移量，程序无须遮历整个压缩列表就可以确定表尾节点的地址
zllen	uint16_t	2字节	记录了压缩列表包含的节点数量:当这个属性的值小于(65535)时，这个属性的值就是压缩列表包含节点的数量:当这个值等于 UINT16_MAx 时，节点的真实数量需要追历整个压缩列表才能计算得出
entry	列表节点	不定	压缩列表包含的各个节点，节点的长度由节点保存的内容决定
zlend	uint8_t	1字节	特殊值O x FF（十进制255），用于标记压缩列表的末端。

entry的布局如下

属性	用途
previous_entry_iength	前置节点长度记录了前一个节点的字节数，它的长度可以是 1 个字节或 5 个字节，具体占用的字节数取决于前一个节点的字节数,用于支持列表的反向遍历
encoding	节点类型记录了该节点存储的数据类型，它的长度为 1 个字节, 字符串节点的类型为 0xc0，二进制表示为 11000000； 整数节点的类型为 0x00，二进制表示为 00000000。
content	节点值记录了该节点存储的数据，它的长度为节点长度所记录的字节数。如果该节点是字符串节点，则节点值存储的是字符串的值；如果该节点是整数节点，则节点值存储的是整数的值。

连锁更新

由于previous_entry_length的长度是1或5,取决于前一个节点的长度,如果有个列表,每个节点的长度都是250-253之间,那么当第一个节点增加了长度,后续每一个节点需要增加长度,作者称这种现象为连锁更新,需要o(n)复杂度去更新每一个节点

为了解决这个问题, 后续在Redis7.0全面使用listpack代替了ziplist, 详细参与: Redis7.0代码分析：底层数据结构listpack实现原理 - 掘金

用于列表和哈希的底层实现

后续….

Redis3.2之后引入quicklist

引用

redis7源码中文注释

Redis设计与实现