Memcached是一个分布式的内存缓存库，正好自己想写个cache的模块，那么就偷偷师吧。
功能库看的是实现原理和思路，性能库看的是实现细节，memcahed是属于一个看性能的库(实现cache功能的模块很多，但是性能就有高低了)
1、memcached的数据交互协议
memcached是分布式的内存缓存服务器，它是通过socket(tcp/udp/unixsock)与其他程序交换数据的，这样就需要一套协议来保证正常通信。
现在先看看memcached的通信协议，memcached的通信协议是以" "标志符来表示一个完整的解析单元的，这里说的解析单元是指服务器可以"理解"的最小数据分块，一个完整的命令是由一个或多个可解析单元组成的，现在列举一下通信命令：
对于所有的命令都有可能产生错误，这时服务器返回：
"ERROR ":服务器收到一个无效的命令
"CLIENT_ERROR error_msg ":命令格式错误
"SERVER_ERROR error_msg ":服务器处理错误，这时连接会被关闭
2、memcached的内存管理
内存管理都需要解决：分配、回收、碎片这几个一般性问题，memcached的处理方式是(通过宏USE_SYSTEM_MALLOC 可以控制memcached使用系统的malloc/free管理内存，这里不讨论)；
分配-->预分配 + 动态2倍分配 --> 减少realloc的调用
回收-->从来不释放内存 --> memcached的目的就是通过内存缓存数据，没有必要释放
碎片-->固定大小分配 + 通过额外的动态指针数组保存各个分块的地址 + (增加HEAD/TAIL指针数组)LRU算法回收
--> 加快获得空闲"内存块"的获得
memcached将内存划分为不同大小的集合(通过结构体slabclass_t来维护一个集合的信息)，现在看看slabclass_t结构。这里有几个概念：
内存单元：集合中维护的"逻辑内存块"的大小，它是以sizeof(void*)字节对齐的
内存页： slabclass_t分配内存的时候是以perslab个内存单元分配的，这perslab个连续的内存单元就是内存页
了解了memcached的内存管理的数据结构后，下面看看内存管理相关的几个主要函数：
do_slabs_newslab(class_id) 这个函数分配一个新的内存页
|-->检查内存分配是否已经超过了限制
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检查是否需要进行内存页指针的2倍扩展
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从操作系统中申请内存malloc(len)-->对于需要在不同的slabclass间转移数据的应用len使用的固定大小1M
| 而其他应用这里分配的是size*perslab,这里size是sizeof(void *)对齐的
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确认malloc成功后初时化它的值为0(memset), （我想这里可以使用calloc代替）
将end_page_ptr指向新的内存页，并把它加入到内存页数组中，同时修改对应的计算变量 (这个函数是memcached中唯一分配"用户可用内存"的地方, "用户可用"是指set/update/replace指令可以控制的内存)
do_slabs_alloc(need_size) 这个函数功能是根据需要的大小申请内存块
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根据需要的大小查找对应的slabclass_t结构
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检查是否超出了设置的内存限额
检查内存单元指针数组slots是否为空，如果非空-->返回一个空的内存单元
检查是否分配了新的内存页， 如果是-->返回一个"新的"内存单元(没有加入到slots中)
如果新的内存页为空，那么调用do_slabs_newslab从系统分配内存
（当然do_slabs_alloc还会修改对应的计数变量）
do_slabs_free(pointer, mem_unit_size)
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根据mem_unit_size查找对应的slabclass_t结构
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检查是否需要进行内存单元数组slots的2倍扩展，(2倍扩展都是使用realloc完成数据转移的)
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将释放的内存加入到内存单元数组中:
(可以看到memcached是不真正释放内存的，而且它的分配与释放操作都是很简单的指针赋值操作，
这就是memcached内存的管理，也是它快的原因之一，另外一个原因在于它的hash算法)
do_slabs_reassign(src_id, des_id) 这个函数将个集合中的某一个内存页的内容复制到另一个集合的一个内存页中
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根据id获得源集合和目标集合的slabcalss_t结构
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检查源集合和目标集合的状态：只有在源集合没有新分配的内存页，而且存在有效的内存单元; 目标集合没有新分
| 配的内存页，并且内存页指针有空闲的空间(这个可能通过2倍扩展得到);源集合和目标集合的内存页
| 大小都是1M
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循环源集合中每个内存单元(事实上它保存的是struct item 结构体)，对于已经被"申请使用"的内存单元进行"清理"：
从关联列表中(hashtable)删除该键值assoc_delete(ITEM_key(it), it->nkey)
这时还会检查item的引用计数是否为0，如果不是就会设置该忙的状态was_buse = true
从访问历史双向链表中删除对应的item， item_unlink_q(it)) c)
检查item的引用计数，当它是0时，释放该item，item_free(it)
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循环检查源集合的内存单元数组，并从中修改指向需要"复制"的内存页中的内存块
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如果的忙状态为true，那么就会返回-1
（从处理流程来看，这时该内存页的内存单元已经清理出了hashtable和访问历史链表。如果返回-1, 客户端就可以在稍后重新提交ressign的请求）
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将内存分页挂到目标集合的新的分页上，并修改对应的计数变量和将item的slabs_clsid设置为0，这个主要是要保此代码对于slabs_clsid检查的一致性
3. 名值对hashtable的管理
memcached使用的是hashtable来维护名值对(通过hash值和掩码计算最后的hashtable的下标)，为了降低hash值的碰撞，memcached 使用自动扩展的策略，当hashtable中保存的item数目大于它的大小的1.5倍时，memcached就会实行hashtable的扩展，并把原hanshtable中的元素会重新hash并放到新的hashtable中，而且为了降低查找的延时，这种数据迁移会分散在多次的访问中(后面我们再详细分析)。
现在我们看看相关的几个函数的实现。
assoc_init()分配hashtable的所需的内存
|-->unsigned int hash_size = hashsize(hashpower) * sizeof(void*);
primary_hashtable = malloc(hash_size);
memset(primary_hashtable, 0, hash_size);
assoc_find(key, key_len) 根据键寻找对应的值
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根据key和key_len计算hash值(hash算法的细节可以参考http://burtleburtle.net/bob/hash/doobs.html)
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根据hash值和掩码计算hashtable的下标
如果当前处于hashtable的扩展过程，并且下标值小于数据迁移的记录值，那么就从新的hashtable中获得该下标对应的item链表,否则就从原来的hashtable中获得item链表
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循环对比链表中的item的key寻找对应的item
assoc_insert(item) 将item加入到hashtable中
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验证item的key不在hashtable中
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计算hash值和需要更新的hashtable的下标和assoc_find的算法一样，根据下标和当前是否处于hashtable的扩展过程中来更新旧的hashtable或新的hashtable.
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如果当前不是处于扩展状态，那么就检查hashtable中保存的item数是否超过其大小的1.5倍，如果是就进行2倍的容量扩展assoc_expand()
assoc_expand()
|-->hashtable的2倍容量扩展
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将hashtable中的第一个下标的item列表重新计算hash值并移到新的hashtable中,
(这里只移动了一个下标的item链表do_assoc_move_next_bucket)
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对于其他的元素的迁移会在用户用户请求的时候进行移动，这是把时间消耗分散的延迟处理方式
当元素迁移完成后，就会释放旧的hashtable占用的资源free
assoc_delete(key, key_len) 从hashtable中删除对应key的item
|-->寻找key对应的元素的指针变量的地址
_hashitem_before
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修改item的h_next指针，从链表中删除该元素
4. 数据保存对象struct item结构
memcached在内部使用双向链表维护item的数据，现在我们看看item结构体和几个主要的函数:
do_item_alloc(key, key_len, client_flag, expiretime, data_len) 申请足够大的内存单元
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计算所需的内存单元大小item_make_header(key_len+1(加1表示字符串末尾的"0"), client_flag, data_len, buf, &extral_len))
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根据所需大小查找内存单元
slabs_clsid(need_size) --> 检查是否存在内存分组
slabs_alloc(need_size) --> slabs_alloc是一个宏，对于多线程模式和单线程模式，它会映射到不同的函数
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如果slabs_alloc失败，就从保存访问历史的全局变量tails中查找最多50次，得到一个最近最久没有使用的并且引用计数为0的item，将它从hashtable和访问历史链表中"删除"do_item_unlink（do_item_unlink调用本身并不保证item占用的内存返回到可用队列中，只有当item的引用计数变成0时才会进行真正的资源返还，由于在调用do_item_unlink前已经检查了引用计数的值，所以item占用的内存将会变成可用）
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重新调用slabs_alloc请求内存，如果失败就直接返回NULL
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初始化新的item的成员-->需要注意的是next/prev/h_next都会初始化为0，而且引用计算refcount会设置为1,也就是说使用方需要保证最后会将refcount减少1，这里item的状态变量it_flags也会初始化为
item_free(item*) 删除item的资源，包括hashtable、访问历史链表 heads/tails/sizes, 把item占用的资源返回缓存中. u: N" Q' P, J* D) X6 J6 M1 V2 E
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将item的状态变量设为ITEM_SLABBED，并将对应的资源返回到缓冲中
slabs_free(item*, item_total_size);
item_unlink_q(item *) 从历史链表中删除对应的item
item_link_q(item *) 将item加入到历史链表中
这两个函数的细节要结合一起看， item_link_q中是将item依次加入到heads的第一个元素，也就是说它是时间反向的，而tails是时间一致的，最先访问的item在tails的前面，而且tails的指针不是每次都修改的，只有在tails为空的时候才会更新，而链表的构造也是在插入到heads的时候完成了。可以看到item_unlink_q中处理(heads[class_id] == item) 和 (tails[class_id] == item)的情况，它们修改的指针分别是"head = it->next"和"*tail = it->prev;"
这两个函数是不修改item的任何表示状态的变量的
do_item_link(item*)
do_item_unlink(item *)
这两个函数分别将item对象加入到历史链表和将item从历史链表中删除，它们首先将item加入hashtabl(或从hashtable删除)，然后分别进行item_link_q/item_unlink_q
需要注意的是，对于do_item_unlink函数，还会检查refcount，当为零时，它会将释放item的资源item_free
这两个函数还会修改item的状态变量"it->it_flags |= ITEM_LINKED/it->it_flags &= ~ITEM_LINKED;
do_item_update(item*)/do_item_replace(item *it, item *new_it)
这两个函数的很相似，do_item_update调用的是item_unlink_q和item_link_q，do_item_replace调用的是do_item_unlink和do_item_link,它们的代码都比较简单。
do_item_get_notedeleted(key, key_len, &delete_lock) 这个函数根据key查找没有被删除的item元素
从hashtable中查找对应的item
检查item是否已经超时，这里检查主要是memcached是5秒一次检查超时的，如果在这段时间内获取item就有可能得到实际上已经超时的item, if(!item_delete_lock_over(it)){*delete_lock = false; it = NULL;}
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检查全局设置，如果设置了统一个有效时间，并且当前时间已经超过了这个有效时间，同时item是在有效时间前设置的，那么就删除该item
检查item的超时时间，如果已经超时，就把item删除
do_item_unlink(it);
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增加item的引用计数，并返回item指针( B)
do_item_flush_expired() 这个函数是把settting.oldest_live时间后的item全部删除，这个函数的调用主要是处理memcached客户端的"flush_all"指令使用
需要注意的是当client发送"flush_all"时，memcached会修改settting.oldest_live的值，这是会对do_item_get_notedeleted造成影响，因为在下一次调用do_item_get_notedeleted的时候会对settting.oldest_live进行对比，在这个时间之前的item也会被删除，这个也是"flush_all"的分散处理时间的策略，这里也是出于性能因数作的设计。
do_store_item(item* , comm) 根据comm的值(add/replace/set), 处理item的值
这个函数主要是调用其他相关的函数完成功能，需要注意的是它的处理逻辑：
"add":如果存在该key对应的非删除的item(do_item_get_notedeleted得到)，那么更新这个item的访问历史，对于新接收到的数据是忽略的，如果由于delete_lock不存在，那么不作任何处理,如果完全没有这个key对应的item， 那么就增加这个key的item(do_item_link(it);)
"replace":如果存在该key对应的非删除的item(do_item_get_notedeleted得到),更新这个key对应的值(do_item_replace), 如果由于delete_lock不存在，那么不作任何处理,如果完全没有这个key对应的item， 那么就增加这个key的item(do_item_link(it);)
"set":查询key对应的item(do_item_get_nocheck，其实前面已经调用了do_item_get_notedeleted，如果发现是delete_lock,那么调用do_item_get_nocheck)，如果存在那么更新key对应的ite(do_item_replace,对应的item的it_flag会被完全更新), 否则调用 do_item_link将item加入到hashtable和访问历史链表中
item相关的操作函数中还有几个是关于状态查询的，这里就不展开了^_^。
5、memcached中表示网络连接的数据抽象
memcached的网络通信使用的是libevent(关于libevent的讨论请参考我的另一篇blog)，同时定义了相关的数据结构，现在我们来看一下：
conn结构体是memcached中成员最多的结构体，下面我们在看看这些成员是怎么使用的。
6、memcached的处理流程
现在我们来看看memcached的整个运作流程：
注册SIGINT信号-->简单的退出
signal(SIGINT, sig_handler)
初始化全局设置settings_init
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取消标准错误输出的缓冲setbuf(stderr, NULL)
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非常经典的解析命令行参数，覆盖默认设置(注意全局变量optarg的使用)
while( c = getopt(argc, argv, ...)){
switch(c){....} }
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将系统资源设置到最大的
getrlimit(RLIMIT_CORE, &rlim) <==> setrlimit(RLIMIT_CORE, &rlim_new)
|
创建监听socket(这里以TCP socket为例说明)
server_socket(settings.port, 0)-->第二个参数0表示这个是tcp socket
| |--->创建socket，并将它设置为非阻塞模式
| socket(...)
| if ((flags = fcntl(sfd, F_GETFL, 0)) < 0 || fcntl(sfd, F_SETFL, flags | O_NONBLOCK) < 0){...}
| 很经典的if语句^_^
| (如果使用ioctrl来设置socket为非阻塞的话{ u_long flag = 1; ioctl(sfd, FIONBIO , &flag);}，即使ioctl返回成)
| 功，也不表示该socket已经设置为非阻塞模式了)
| |
| 将socket设置为地址重用，这个主要是可以在TIME_WAIT状态下马上就能绑定该端口
| setsockopt(sfd, SOL_SOCKET, SO_REUSEADDR, (void *)&flags, sizeof(flags));
| 这里总结一下SO_REUSEADDR的作用：
| 1、单进程在TIME_WAIT状态下重新绑定一个端口，IP和PORT完全相同
| 2、多网卡，多IP状态下，多进程可以用不同的IP绑定同一个端口
| 3、单进程多IP可以绑定同一个端口
| 4、在UDP多播的应用中，多进程可以用相同的IP和PORT绑定相同的地址
| |
| 设置socket的选项：
| setsockopt(sfd, SOL_SOCKET, SO_KEEPALIVE, (void *)&flags, sizeof(flags));
| |
| 设置SO_KEEPALIVE选项后，如果2小时(具体时间与TCP协议栈的实现有关)内socket完全空闲，TCP将
| 发送一个主机存活探测包，这是TCP协议中必须响应的包，接受方若正常就以正确ACK包响应，如果接收
| 方崩溃或重启，则以RST包响应，RST接收方设置错误号为ECONNREST，如果探测包接收方无任何响应，
| 源自Berkelay的TCP协议栈等待75秒再次发送一个探测包，当一共发送9个探测包仍然没有任何响应时，
| 那么发送方放弃并将发送socket的错误号设为ETIMEOUT
| |
| setsockopt(sfd, SOL_SOCKET, SO_LINGER, (void *)&ling, sizeof(ling));
| 设置socket的关闭方式，以struct linger结构调用setsocketopt
| 当参数为SO_DONTLINGER时(相当于SO_LINGER,且struct linger 为{0,0}),表示调用closesocket时强制
| 关闭socket，所有悬挂的数据将丢弃，对方recv调用将返回ECONNRESET。如果struct linger结构的
| l_onoff =1 同时l_linger != 0，当阻塞的socket调用closesocket时将一直阻塞直到悬挂的数据发送完或者超
| 时(l_linger表示超时的秒数)。当非阻塞的socket调用closesocket时将返回EWOULDBLOCK/EAGAIN错误
| |
| setsockopt(sfd, IPPROTO_TCP, TCP_NODELAY, (void *)&flags, sizeof(flags));
| 这是设置数据包的Nagle化，Nagle化是将小的数据组装为一个比较大的帧一次发送的算法，它的处理方式
| 很简单：就是在接收到前一个包的确认到来前一直缓存发送的数据(write调用)，Nagle算法可以缓解网络
| 拥塞。对于一些网络应用，需要把网络数据包组装为一个最大的网络传输单元一次发送可以节省流量，这种
| 情况下可以使用TCP_CORK选项来强制socket使用MSS发送数据，不过这个选项只可以在linux平台上使用
| |
| 绑定端口并将socket转换为被动socket
| bind(sfd, (struct sockaddr *)&addr, sizeof(addr))
| listen(sfd, 1024) ;
|$ p3 l M4 }+ [
把权限降低到普通的用户(当然需要启动的用户为root)
(getuid/geteuid-->getpwnam(username)-->setgid(pw->pw_gid); setuid(pw->pw_uid))
|
当前进程进入daemon模式
daemon(maxcore, settings.verbose);关于daemon进程相关情况请参考我的另一篇blog，这里不展开了^_^.
|
初始化libevent
event_init();
|
初始化memcached的运行环境
item_init();-->将历史访问链表初始化为NULL
stats_init();-->全局状态初始化，主要是统计信息的初始化，如：命令请求、数据流量等
assoc_init();-->hashtable的初始化，计算hashtable的大小-->分配空间-->初始化空间为NULL;
conn_init();-->抽象tcp连接的初始化, 分配了一个指向struct conn* 的指针数组， 这个数组有200个元素
slabs_init(mem_limit, unit_factor);-->内存管理初始化
| |-->循环计算每个内存集合的内存单元大小和每个内存页所包含的内存单元数目
| 对于每个内存页的大小是与sizeof(void*)对齐的，而且内存集合的内存单元大小是以factor因子增加的
| 如果当前的内存单元的大小超过0.5M,就好停止扩展，并在最后增加一个内存单元为1M的集合
| (在memcached中内存页大小的上限是1M)
| |
| 如果编译的时候没有定义DONT_PREALLOC_SLABS而且环境变量中也没有定义T_MEMD_SLABS_ALLOC
| 那么memcached就会进行内存的预分配slabs_preallocate(power_largest)-->调用do_sl