teamtalk原理
再贴一遍架构图
从图中可以看出，对外使用的是http连接，内部使用的是tcp长连接。
类的命名规则：xxxServConn是模块连别的模块，xxxConn是别的模块连它。
协议设计
teamtalk采用protobuf进行序列化
typedef struct {
uint32_t length; // the whole pdu length
uint16_t version; // pdu version number
uint16_t flag; // not used
uint16_t service_id; //
uint16_t command_id; //
uint16_t seq_num; // 包序号
uint16_t reversed; // 保留
} PduHeader_t;
应该不需要再解释了。
网络模型
teamtalk是reactor网络模型，具体靠CBaseSocket类和CEventDispatch类来实现。CBaseSocket用来管理socket io，作为client或者server都需要实例化一个CBaseSocket，而CEventDispatch类是reactor的触发器，epoll相关的函数都在此调用。
此外还有数据库的设计，要么看一下那个sql文件，要么直接进mysql看一看就会清楚，不解释。
下面介绍各个模块的工作流程，完整的代码就不贴了，只会贴一些辅助介绍的代码。
login_server
有这么一张图，比较清晰地介绍了login_server的流程。
比较具有迷惑性的一点是，login_server是用来做负载均衡的，给不同客户端返回负荷最小的msg_server，也就是说，登录业务也是在msg_server中完成的。
msg_server
用户名密码校验
这里介绍一下密码的检验。肯定不能明文传输密码，这里的做法是，注册时客户端先对密码做一次md5运算，然后服务端再加上一个随机值，叫做混淆值，然后对这个加上了随机值的密码再做一次md5，注意这个混淆值和客户端传过来的第一次md5密码都会存到数据库。为什么要做两次md5？主要是为了避免撞库。
用户状态同步
为了防止用户多端登录，这里要进行检验。这里的做法，移动端和电脑端可以分别登一个，什么意思？就是说pc登录了，另外的pc或mac登录，就要把原来的pc登录端给踢掉；安卓和苹果端也是如此。但是如果登了一个pc，再登一个安卓，是可以的。
当然，具体怎么设置，可以自己修改成为自己想要的样子，比如允许多端登录，或者移动和电脑端也不能同时在线，或者登上了不能再登，等等。
值得注意的是，这里的获取状态，是去route_server查询。
同步信息
登录后，客户端会向msg_server发送消息，拉取部门信息、更新用户列表、请求群组id列表、获取最近会话等。
请求群组id列表中的做法，是一次去数据库拉取全部的群，没有分批，可以改成根据更新时间来增量查询。
获取最近会话时，是增量更新，注意这个会话表会在数据库中存两份，收发是有方向的，两个方向各一份。这样一来，就算一端请求删掉会话，另一端也不受影响。
客户端在点开一个消息时，才会拉取具体消息。一个是客户端也有数据库，会做一些数据的缓存，比如部门信息等，另一个，对于群组消息而言，拉取群成员列表是在点开群会话时做的。
实时更新用户状态
客户端登录，通过msg_server给route_server上报状态。
如果route_server重启，msg_server也会上报状态，把连上自己的所有客户端的状态上报给route_server。
离线状态更新，一是下线会上报，二是防止突然断线，msg_server会与客户端之间进行心跳保持，如果msg_server一段时间内没有收到某个客户端的回应，则认为该客户端下线，上报给route_server。第二种情况，这个状态的更新就有延迟了，其实没有关系，又不是发射火箭，客户一般能接受。
这里可以看出，route_server可能成为性能瓶颈，优化的方法，一是做成集群，二是做一个信息中心。还有一点，msg_server并没有与route_server建立心跳机制，也就是说，如果msg_server崩了，用户的状态信息不会更新，只有等到下次用户登录其他msg_server才会更新。因为如果内部保持心跳，那么内部的数据将会非常多。其实这一点延迟也能接受，掉线了重新登嘛，大家应该都有过这个体验。
获取未读消息数量
这个未读消息数量，是存到redis中的，为什么？因为服务器中，发消息的数量很大的，如果存到mysql，来一条消息就+1，数据库会受不了的。计算用户未读消息总数，是在服务器中做的。我一直认为这个设计不好，想把这个功能做到客户端里面，减轻一点服务社的压力。注意，消息本身是存到mysql的。
未读消息数量什么时候清零呢？客户点击会话阅读消息，客户端会发ack，当然不是tcp的那个ack，服务器收到后清零。
发送消息
为了确保消息可靠性，客户端发送消息后，需要等到服务器发送ack才认为发送成功。注意这个ack也不是tcp的ack。贴一下相关代码
enum MessageCmdID{
...
CID_MSG_DATA_ACK = 0x0302; //
CID_MSG_READ_ACK = 0x0303; //
...
};
发送方有一个发送队列，发送出去的消息会先存到这个队列中，如果收到了对应（pdu中seq_num字段）的ack，就从队列中删除。如果没有收到ack，会有一个超时检测机制，超时还未收到ack，消息会重发。
这个ack会区分离线和在线消息。如果对方在线，需要等到对方回应服务器，服务器才会回应发送端；如果是离线消息，服务器确认存到数据库了就回ack。
消息的顺序问题。通信双方会共同维护一个msg_id。刚才提到，消息发送给服务器，服务器会回ack，字段里就有msg_id，客户端根据这个msg_id来排序。服务端怎么给msg_id呢？一般是根据收到消息的先后顺序依次+1，这样一来，这个msg_id就需要放到redis了。有时我们遇到过这种情况，两端同时发消息，我感觉是我先发的，一刷新，发现消息在对方发过来的消息的下面，就是自己的消息没跑赢对方的消息。这个情况应该也能接受，毕竟同时发消息的情况也不太多。而且，即时通讯项目，一般会对客户端发送消息的频率做一个限制，比如1秒最多发一次。
发消息的时间。消息里面有个字段create_time，来存储消息的发送时间。这个时间怎么同步呢？一种做法是用服务器的时间，对于多台服务器而言，利用NTP服务器专门来给各个服务器同步时间。
可以看出，msg_server的负荷还是比较大的，我们可以把单聊、群聊消息的功能分开，做成不同的msg_server，单聊群聊走不同的server，降低服务器的负荷
route_server
⼀台消息转发服务器，客户端消息发送到msg_server。msg_server判断接收者是否在本地，是的话，直接转发给⽬标客户端。否的话，转发给route_server。route_server接收到msg_server的消息后，获取to_id所在的msg_server，将消息转发给msg_server。msg_server再将消息转发给⽬标接收者。route_server只和msg_server进⾏通信，且是msg_server去连route_server，它们之间保持心跳。
当存在多端登录时，不同的客户端可能登录在不同的msg_server（对于route_server来说，体现为CRouteConn连接），所以需要记录对应所有的msg_server连接。
上下线通知
主要是处理CID_OTHER_USER_STATUS_UPDATE命令。对于teamtalk⽽⾔，主要是给内部开发的，所以通讯录⾥的所有⼈都认为是好友，上线下线都通知到每⼀个⼈，所以，如果要商用，这块逻辑要改一改。具体逻辑，登录后查看route_server有没有保存同种端的连接，如果有则踢掉，如果不是同种端，广播信息告诉它，我登录了。
CID_BUDDY_LIST_USERS_STATUS_REQUEST命令用得比较多，是查询用户状态。
db_proxy_server
db_proxy_server是TeamTalk服务器端最后端的程序，它连接着关系型数据库mysql和nosql内存数据库redis。
teamtalk一共建了7个数据库，mysql两个，redis五个，具体每个库里面是什么样，自己去库里看
- TeamTalk_Matser MySQL主数据库，用来写入数据
- TeamTalk_Slave MySQL从数据库（单机配置时涉及都是同⼀个数据库），用来读取数据
- unread 未读信息实例 Redis 数据库
- group_set 群组设置实例 redis数据库
- token 实例 redis数据库
- sync实例 redis数据库 同步功能
- group_member redis数据库
注意如果数据库的压力过大，需要分库分表，这里teamtalk只做了一个简单的分表，单聊和群聊消息分别8张表，存到哪张表用relatedId%8来决定。
响应流程
主要是利用线程池与数据库交互，各个Model类来操作mysql和redis。注意数据回发给客户端是在io中做的，不是在线程池中做的，接收数据也是在io中做，然后转给线程池的。因为如果给线程池增加收发的功能，会增加对线程池操作的难度。这一点是不是有那么一丢丢似曾相识？对，redis就是这样的，io线程负责io，工作线程负责处理数据。
这里连接池的连接数据与线程池的线程数量保持一致就行，因为这个连接池的连接是同步的，线程数一般还是设2n。
发送消息
分为单聊
和群聊。
注意体会两者区别。
最后提示一下，离线文件会把离线文件的信息（注意不是文件本身）存到数据库，用户上线后，去数据库拉信息，再去对应的file_server获取文件。
之前提到，未读消息计数是在redis中，其实群成员列表也存在redis中，用了hash结构。加入成员会在mysql和redis中分别插入数据，删除成员同样会在两个数据库中删除数据。群成员放在缓存中，因为每个群成员的未读消息计数、每个群成员的会话信息、查看群推送消息，这些都需要遍历，交给mysql受不了。
CSyncCenter类
单独介绍一下这个类。它是一个独立的线程，定时更新所有的群成员的会话信息，目前是5秒更新一次，不能是群里有一个人发消息就更新，否则服务器压力大。
具体更新步骤：
- 获取群最后聊天时间，这就知道了哪些群需要更新会话（上次更新时间之后的所有群）
- 设置新的最后同步时间
- 根据群id获取群成员（redis做），然后更新每个群成员的这个群的会话信息。这一步有点耗时，可以考虑放到redis中。因为会话信息没有消息内容本身重要。
- 遍历群成员，查看是否有登陆，有就到msg_server发消息。
file_server
⽂件传输分2类：在线⽂件传输和离线⽂件传输。
在线传输
在线文件传输过程有两种，p2p和服务器转发。这里用的是服务器转发。
具体过程：客户端通过msg_server获取file_server的地址，并通知接收⽅有⼈要传输⽂件给他，然后发送⽅和接收⽅都登录到file_server，后续的状态和⽂件传输都转由file_server来处理，不再需要msg_server。在线⽂件传输没有做数据库的写⼊操作，没有中间缓存，服务器都是收到发送⽅的数据后原封不动转发给接收⽅。
离线传输
file_server先以⽂件的⽅式缓存离线⽂件（也可以做成http实现），离线推送请求需要以CID_FILE_ADD_OFFLINE_REQ的命令，在db_proxy_server调⽤DB_PROXY::addOfflineFile写⼊到⽂件。接收⽅上线后去服务器查询是否有离线⽂件CID_FILE_HAS_OFFLINE_REQ，db_proxy_server调⽤DB_PROXY::hasOfflineFile获取离线⽂件信息，最终也是要⽤CID_FILE_LOGIN_REQ登录file_server，进⾏⽂件⽂件的拉取。
注意这里数据是分批发送的，每次32KB。
teamtalk大概流程就是这样，具体细节需要自己看源码，这里不介绍源码是因为讲的话显得太啰嗦。在理解了源码之后，可以尝试实现一下注册的功能，这样添加用户的时候不需要跑去后台添加了。