Redis 之持久化

目录

介绍

RDB

RDB生成方式       

自动触发

手动触发 

AOF（append-only file）

Redis 4.0 混合持久化

Redis主从工作原理

总结

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介绍

        Redis提供了两个持久化数据的能力，RDB Snapshot 和 AOF（Append Only FIle）日志，RDB快照能够在指定的时间间隔内生成数据快照，而AOF日志则记录了所有的写操作命令。RDB做镜像全量持久化，AOF做增量持久化。

RDB

        RDB全称Redis Database Backup file (Redis数据备份⽂件），也被叫做Redis数据快照。简单来说就是把内存中的所有数据都记录到磁盘中。

        当Redis实例故障重启后，从磁盘读取快照⽂件，恢复数据。这样一来即使故障宕机，快照文件也不会丢失，数据的可靠性也就得到了保证。它会在特定的时间点对数据库的全部数据进行快照，这个快照⽂件称为 RDB文件(dump.rdb)，默认是保存在当前运⾏⽬录。其中，RDB就是Redis DataBase的缩写，是一个二进制文件。

RDB生成方式       

• 自动触发

1. 配置文件中满足默认备份配置条件（实际上执行的是bgsave命令）   

save 900 1     #900 秒之内，对数据库进行了至少 1 次修改；save 300 10    #300 秒之内，对数据库进行了至少 10 次修改save 60 10000  #60 秒之内，对数据库进行了至少 10000 次修改
# The filename where to dump the DBdbfilename dump.rdb #默认的rdb文件名dir ./    #指定rdb目录,这里代表的是当前目录

 2. 执行flushall/flushdb命令也会产生dump.rdb文件，只不过生成的是空文件，无意义

 3. 执行shutdown且没有开启 AOF 持久化也会触发 RDB 持久化

 4. 主从复制时，主节点自动触发。

• 手动触发 

        在客户端手动执行 save/bgsave，会触发 RDB 持久化。save会阻塞当前Redis服务，不推荐使用，bgsave会fork出子线程执行 RDB 持久化，不会阻塞，推荐使用；

        执行了 save 命令，就会在主线程生成 RDB 文件，由于和执行操作命令在同一个线程，所以如果写入 RDB 文件的时间太长，会阻塞主线程，导致Redis不能处理其他命令，因此线上禁止使用。

命令bgsave执行后，会立刻返回OK，Redis 会fork一个子进程，原来的redis主进程继续执行后续操作，新fork的子进程负责将数据保存到磁盘，然后退出，如下图：

Copy-on-write 写时复制，多更改条件下，内存被大量复制，重写完成后，数据如何释放？

本质来说，这是一个进程的内存资源管理问题：

1. 内核提供的写时复制机制避免了大量内存拷贝以及占用过多内存
2. 子进程fork操作只是拷贝了父进程的页表数据，当fork完成后，对于一个父进程引用的内存页，其引用值从1变成2.
3.  当父进程进行写操作时，会申请一份新的内存页，并从原内存页copy所有数据，之后父进程就在新的内存页上进行操作。而原内存页就变成了子进程的专属内存页，引用值变成了1
4. 子进程重写完成并退出后，内核会对资源进行回收，包括占用的内存资源
5. 回收：对于页表来说，是进程专属，直接清理即可；而关联的内存页会将其引用值减1，如果引用值变成了0，该内存页就会被回收
6. 也就是复制之前的页（原内存页），变成了子进程的专属页，当子进程结束后就会被回收掉

save与bgsave对比：

AOF（append-only file）

appendonly yes

• appendfsync always：主线程调⽤ write 执⾏写操作后，后台线程（ aof_fsync 线程）⽴即会调⽤ fsync 函数同步 AOF ⽂件（刷盘），fsync 完成后线程返回，这样会严重降低 Redis 的性能

• appendfsync everysec ：主线程调⽤ write 执⾏写操作后⽴即返回，由后台线程（ aof_fsync 线程）每秒钟调⽤ fsync 函数（系统调⽤）同步⼀次 AOF ⽂件

• appendfsync no ：主线程调⽤ write 执⾏写操作后⽴即返回，让操作系统决定何时进⾏同步，Linux 下⼀般为 30 秒⼀次

推荐（并且也是默认）的措施为每秒 fsync 一次， 这种 fsync 策略可以兼顾速度和安全性。

AOF重写

AOF文件里可能有太多没用指令，所以AOF会定期根据内存的最新数据生成aof文件

如下两个配置可以控制AOF自动重写频率

auto‐aof‐rewrite‐min‐size 64mb //aof文件至少要达到64M才会自动重写，文件太小恢复速度本来就很快，重写的意义不大
auto‐aof‐rewrite‐percentage 100 //aof文件自上一次重写后文件大小增长了100%则再次触发重写

当然AOF还可以手动重写，进入redis客户端执行命令bgrewriteaof重写AOF

        由于 AOF 重写会进⾏⼤量的写⼊操作，为了避免对 Redis 正常处理命令请求造成影响，Redis 将 AOF 重写程序放到⼦进程⾥执⾏。

        图 1 展示的是 AOFRW 的实现原理。当 AOFRW 被触发执行时，Redis 首先会 fork 一个子进程进行后台重写操作，该操作会将执行 fork 那一刻 Redis 的数据快照全部重写到一个名为 temp-rewriteaof-bg-pid.aof 的临时 AOF 文件中。
        由于重写操作为子进程后台执行，主进程在 AOF 重写期间依然可以正常响应用户命令。因此，为了让子进程最终也能获取重写期间主进程产生的增量变化，主进程除了会将执行的写命令写入 aof_buf，还会写一份到 aof_rewrite_buf 中进行缓存。在子进程重写的后期阶段，主进程会将 aof_rewrite_buf 中累积的数据使用 pipe 发送给子进程，子进程会将这些数据追加到临时 AOF 文件中（详细原理可参考[1]）。
        当主进程承接了较大的写入流量时，aof_rewrite_buf 中可能会堆积非常多的数据，导致在重写期间子进程无法将 aof_rewrite_buf 中的数据全部消费完。此时，aof_rewrite_buf 剩余的数据将在重写结束时由主进程进行处理。

        当子进程完成重写操作并退出后，主进程会在 backgroundRewriteDoneHandler中处理后续的事情。首先，将重写期间 aof_rewrite_buf 中未消费完的数据追加到临时 AOF 文件中。其次，当一切准备就绪时，Redis 会使用 rename 操作将临时AOF 文件原子的重命名为 server.aof_filename，此时原来的 AOF 文件会被覆盖。至此，整个 AOFRW 流程结束。

图1：

AOF重写存在的问题

• 内存开销

        由图 1 可以看到，在 AOFRW 期间，主进程会将 fork 之后的数据变化写进aof_rewrite_buf 中，aof_rewrite_buf 和 aof_buf 中的内容绝大部分都是重复的，因此这将带来额外的内存冗余开销。

• CPU 开销

        CPU 的开销主要有三个地方，分别解释如下：
                1) 在 AOFRW 期间，主进程需要花费 CPU 时间向 aof_rewrite_buf 写数据，并使用                      eventloop 事件循环向子进程发送 aof_rewrite_buf 中的数据。

                2) 在子进程执行重写操作的后期，会循环读取 pipe 中主进程发送来的增量数据，
                    然后追加写入到临时 AOF 文件。

                3) 在子进程完成重写操作后，主进程会在 backgroundRewriteDoneHandler 中进
                    行收尾工作。其中一个任务就是将在重写期间 aof_rewrite_buf 中没有消费完
                    成的数据写入临时 AOF 文件。如果 aof_rewrite_buf 中遗留的数据很多，这里
                    也将消耗 CPU 时间。

• 磁盘 IO 开销

        如前文所述，在 AOFRW 期间，主进程除了会将执行过的写命令写到 aof_buf 之外，
还会写一份到 aof_rewrite_buf 中。aof_buf 中的数据最终会被写入到当前使用的旧 AOF 文件中，产生磁盘 IO。同时，aof_rewrite_buf 中的数据也会被写入重写生成的新 AOF 文件中，产生磁盘 IO。因此，同一份数据会产生两次磁盘 IO。

• BASE：表示基础 AOF，它一般由子进程通过重写产生，该文件最多只有一个；
• INCR：表示增量 AOF，它一般会在 AOFRW 开始执行时被创建，该文件可能存在多个；
• HISTORY：表示历史 AOF，它由 BASE 和 INCR AOF 变化而来，每次 AOFRW 成功完成时，本次 AOFRW 之前对应的 BASE 和 INCR AOF 都将变为 HISTORY，HISTORY 类型的 AOF 会被 Redis 自动删除。

         图 2 展示的是在 MP-AOF 中执行一次 AOFRW 的大致流程。在开始时我们依然会fork 一个子进程进行重写操作，在主进程中，我们会同时打开一个新的 INCR 类型的 AOF 文件，在子进程重写操作期间，所有的数据变化都会被写入到这个新打开的INCR AOF 中。子进程的重写操作完全是独立的，重写期间不会与主进程进行任何的数据和控制交互，最终重写操作会产生一个 BASE AOF。新生成的 BASE AOF 和新打开的 INCR AOF 就代表了当前时刻 Redis 的全部数据。AOFRW 结束时，主进程会负责更新 manifest 文件，将新生成的 BASE AOF 和 INCR AOF 信息加入进去，并将之前的 BASE AOF 和 INCR AOF 标记为 HISTORY（这些 HISTORY AOF 会被 Redis 异步删除）。一旦 manifest 文件更新完毕，就标志整个 AOFRW 流程结束。
        由图 2 可以看到，我们在 AOFRW 期间不再需要 aof_rewrite_buf，因此去掉了对应的内存消耗。同时，主进程和子进程之间也不再有数据传输和控制交互，因此对应的 CPU 开销也全部去掉。

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。
通过如下配置可以开启混合持久化(必须先开启aof)：

# aof‐use‐rdb‐preamble yes

 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。

混合持久化AOF文件结构如下

Redis主从工作原理

Redis主从架构

Redis主从工作原理

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(全量复制)流程图：

数据部分复制

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：

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

总结

RDB和AOF对比