Memcached深度分析-memcached 说明1

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Memcached深度分析

Memcached是danga.com（运营LiveJournal的技术团队）开发的一套分布式内存对象缓存系统，用于在动态系统中减少数据库负载， 提升性能。关于这个东西，相信很多人都用过，本文意在通过对memcached的实现及代码分析，获得对这个出色的开源软件更深入的了解，并可以根据我们 的需要对其进行更进一步的优化。末了将通过对BSM_Memcache扩展的分析，加深对memcached的使用方式理解。

本文的部分内容可能需要比较好的数学基础作为辅助。

◎Memcached是什么

在阐述这个问题之前，我们首先要清楚它“不是什么”。很多人把它当作和SharedMemory那种形式的存储载体来使用，虽然memcached使用了 同样的“Key=>Value”方式组织数据，但是它和共享内存、APC等本地缓存有非常大的区别。Memcached是分布式的，也就是说它不是 本地的。它基于网络连接（当然它也可以使用localhost）方式完成服务，本身它是一个独立于应用的程序或守护进程（Daemon方式）。

Memcached使用libevent库实现网络连接服务，理论上可以处理无限多的连接，但是它和Apache不同，它更多的时候是面向稳定的持续连接 的，所以它实际的并发能力是有限制的。在保守情况下memcached的最大同时连接数为200，这和Linux线程能力有关系，这个数值是可以调整的。 关于libevent可以参考相关文档。 Memcached内存使用方式也和APC不同。APC是基于共享内存和MMAP的，memcachd有自己的内存分配算法和管理方式，它和共享内存没有 关系，也没有共享内存的限制，通常情况下，每个memcached进程可以管理2GB的内存空间，如果需要更多的空间，可以增加进程数。 

◎Memcached适合什么场合

在很多时候，memcached都被滥用了，这当然少不了对它的抱怨。我经常在论坛上看见有人发贴，类似于“如何提高效率”，回复是“用memcached”，至于怎么用，用在哪里，用来干什么一句没有。memcached不是万能的，它也不是适用在所有场合。

Memcached是“分布式”的内存对象缓存系统，那么就是说，那些不需要“分布”的，不需要共享的，或者干脆规模小到只有一台服务器的应用， memcached不会带来任何好处，相反还会拖慢系统效率，因为网络连接同样需要资源，即使是UNIX本地连接也一样。 在我之前的测试数据中显示，memcached本地读写速度要比直接PHP内存数组慢几十倍，而APC、共享内存方式都和直接数组差不多。可见，如果只是 本地级缓存，使用memcached是非常不划算的。

Memcached在很多时候都是作为数据库前端cache使用的。因为它比数据库少了很多SQL解析、磁盘操作等开销，而且它是使用内存来管理数据的， 所以它可以提供比直接读取数据库更好的性能，在大型系统中，访问同样的数据是很频繁的，memcached可以大大降低数据库压力，使系统执行效率提升。 另外，memcached也经常作为服务器之间数据共享的存储媒介，例如在SSO系统中保存系统单点登陆状态的数据就可以保存在memcached中，被 多个应用共享。

需要注意的是，memcached使用内存管理数据，所以它是易失的，当服务器重启，或者memcached进程中止，数据便会丢失，所以 memcached不能用来持久保存数据。很多人的错误理解，memcached的性能非常好，好到了内存和硬盘的对比程度，其实memcached使用 内存并不会得到成百上千的读写速度提高，它的实际瓶颈在于网络连接，它和使用磁盘的数据库系统相比，好处在于它本身非常“轻”，因为没有过多的开销和直接 的读写方式，它可以轻松应付非常大的数据交换量，所以经常会出现两条千兆网络带宽都满负荷了，memcached进程本身并不占用多少CPU资源的情况。

◎Memcached的工作方式

以下的部分中，读者最好能准备一份memcached的源代码。

Memcached是传统的网络服务程序，如果启动的时候使用了-d参数，它会以守护进程的方式执行。创建守护进程由daemon.c完成，这个程序只有一个daemon函数，这个函数很简单（如无特殊说明，代码以1.2.1为准）：

CODE: #include <fcntl.h> #include <stdlib.h> #include <unistd.h> int daemon(nochdir, noclose) int nochdir, noclose; { int fd;  switch (fork()) { case -1: return (-1); case 0:  break;  default: _exit(0); } if (setsid() == -1) return (-1); if (!nochdir) (void)chdir("/"); if (!noclose && (fd = open("/dev/null", O_RDWR, 0)) != -1) { (void)dup2(fd, STDIN_FILENO); (void)dup2(fd, STDOUT_FILENO); (void)dup2(fd, STDERR_FILENO); if (fd > STDERR_FILENO) (void)close(fd); } return (0); }

这个函数 fork 了整个进程之后，父进程就退出，接着重新定位 STDIN 、 STDOUT 、 STDERR 到空设备， daemon 就建立成功了。 

Memcached 本身的启动过程，在 memcached.c 的 main 函数中顺序如下： 

1 、调用 settings_init() 设定初始化参数
2 、从启动命令中读取参数来设置 setting 值
3 、设定 LIMIT 参数
4 、开始网络 socket 监听（如果非 socketpath 存在）（ 1.2 之后支持 UDP 方式）
5 、检查用户身份（ Memcached 不允许 root 身份启动）
6 、如果有 socketpath 存在，开启 UNIX 本地连接（Sock 管道）
7 、如果以 -d 方式启动，创建守护进程（如上调用 daemon 函数）
8 、初始化 item 、 event 、状态信息、 hash 、连接、 slab
9 、如设置中 managed 生效，创建 bucket 数组
10 、检查是否需要锁定内存页
11 、初始化信号、连接、删除队列
12 、如果 daemon 方式，处理进程 ID
13 、event 开始，启动过程结束， main 函数进入循环。 

在 daemon 方式中，因为 stderr 已经被定向到黑洞，所以不会反馈执行中的可见错误信息。 

memcached.c 的主循环函数是 drive_machine ，传入参数是指向当前的连接的结构指针，根据 state 成员的状态来决定动作。 

Memcached 使用一套自定义的协议完成数据交换，它的 protocol 文档可以参考： http://code.sixapart.com/svn/memcached/trunk/server/doc/protocol.txt

在API中，换行符号统一为/r/n

◎Memcached的内存管理方式

Memcached有一个很有特色的内存管理方式，为了提高效率，它使用预申请和分组的方式管理内存空间，而并不是每次需要写入数据的时候去malloc，删除数据的时候free一个指针。Memcached使用slab->chunk的组织方式管理内存。

1.1和1.2的slabs.c中的slab空间划分算法有一些不同，后面会分别介绍。

Slab可以理解为一个内存块，一个slab是memcached一次申请内存的最小单位，在memcached中，一个slab的大小默认为 1048576字节（1MB），所以memcached都是整MB的使用内存。每一个slab被划分为若干个chunk，每个chunk里保存一个 item，每个item同时包含了item结构体、key和value（注意在memcached中的value是只有字符串的）。slab按照自己的 id分别组成链表，这些链表又按id挂在一个slabclass数组上，整个结构看起来有点像二维数组。slabclass的长度在1.1中是21，在 1.2中是200。

slab有一个初始chunk大小，1.1中是1字节，1.2中是80字节，1.2中有一个factor值，默认为1.25

在1.1中，chunk大小表示为初始大小*2^n，n为classid，即：id为0的slab，每chunk大小1字节，id为1的slab，每 chunk大小2字节，id为2的slab，每chunk大小4字节……id为20的slab，每chunk大小为1MB，就是说id为20的slab里 只有一个chunk：

CODE: void slabs_init(size_t limit) { int i; int size=1; mem_limit = limit; for(i=0; i<=POWER_LARGEST; i++, size*=2) { slabclass[i].size = size; slabclass[i].perslab = POWER_BLOCK / size; slabclass[i].slots = 0; slabclass[i].sl_curr = slabclass[i].sl_total = slabclass[i].slabs = 0; slabclass[i].end_page_ptr = 0; slabclass[i].end_page_free = 0; slabclass[i].slab_list = 0; slabclass[i].list_size = 0; slabclass[i].killing = 0; } /* for the test suite: faking of how much we've already malloc'd */ { char *t_initial_malloc = getenv("T_MEMD_INITIAL_MALLOC"); if (t_initial_malloc) { mem_malloced = atol(getenv("T_MEMD_INITIAL_MALLOC")); } } /* pre-allocate slabs by default, unless the environment variable for testing is set to something non-zero */ { char *pre_alloc = getenv("T_MEMD_SLABS_ALLOC"); if (!pre_alloc || atoi(pre_alloc)) { slabs_preallocate(limit / POWER_BLOCK); } } }

在1.2 中，chunk大小表示为初始大小*f^n，f为factor，在memcached.c中定义，n为classid，同时，201个头不是全部都要初始 化的，因为factor可变，初始化只循环到计算出的大小达到slab大小的一半为止，而且它是从id1开始的，即：id为1的slab，每chunk大 小80字节，id为2的slab，每chunk大小80*f，id为3的slab，每chunk大小80*f^2，初始化大小有一个修正值 CHUNK_ALIGN_BYTES，用来保证n-byte排列 （保证结果是CHUNK_ALIGN_BYTES的整倍数）。这样，在标准情况下，memcached1.2会初始化到id40，这个slab中每个 chunk大小为504692，每个slab中有两个chunk。最后，slab_init函数会在最后补足一个id41，它是整块的，也就是这个 slab中只有一个1MB大的chunk：

CODE: void slabs_init(size_t limit, double factor) { int i = POWER_SMALLEST - 1; unsigned int size = sizeof(item) + settings.chunk_size; /* Factor of 2.0 means use the default memcached behavior */ if (factor == 2.0 && size < 128) size = 128; mem_limit = limit; memset(slabclass, 0, sizeof(slabclass)); while (++i < POWER_LARGEST && size <= POWER_BLOCK / 2) { /* Make sure items are always n-byte aligned */ if (size % CHUNK_ALIGN_BYTES) size += CHUNK_ALIGN_BYTES - (size % CHUNK_ALIGN_BYTES); slabclass[i].size = size;  slabclass[i].perslab = POWER_BLOCK / slabclass[i].size; size *= factor;  if (settings.verbose > 1) { fprintf(stderr, "slab class %3d: chunk size %6d perslab %5d/n", i, slabclass[i].size, slabclass[i].perslab); }  } power_largest = i; slabclass[power_largest].size = POWER_BLOCK; slabclass[power_largest].perslab = 1; /* for the test suite: faking of how much we've already malloc'd */ { char *t_initial_malloc = getenv("T_MEMD_INITIAL_MALLOC"); if (t_initial_malloc) { mem_malloced = atol(getenv("T_MEMD_INITIAL_MALLOC")); }  } #ifndef DONT_PREALLOC_SLABS { char *pre_alloc = getenv("T_MEMD_SLABS_ALLOC"); if (!pre_alloc || atoi(pre_alloc)) { slabs_preallocate(limit / POWER_BLOCK); } } #endif }

由上可以看出，memcached的内存分配是有冗余的，当一个slab不能被它所拥有的chunk大小整除时，slab尾部剩余的空间就被丢弃了，如id40中，两个chunk占用了1009384字节，这个slab一共有1MB，那么就有39192字节被浪费了。

Memcached使用这种方式来分配内存，是为了可以快速的通过item长度定位出slab的classid，有一点类似hash，因为item的长度 是可以计算的，比如一个item的长度是300字节，在1.2中就可以得到它应该保存在id7的slab中，因为按照上面的计算方法，id6的chunk 大小是252字节，id7的chunk大小是316字节，id8的chunk大小是396字节，表示所有252到316字节的item都应该保存在id7 中。同理，在1.1中，也可以计算得到它出于256和512之间，应该放在chunk_size为512的id9中(32位系统）。

Memcached初始化的时候，会初始化slab（前面可以看到，在main函数中调用了slabs_init()）。它会在slabs_init() 中检查一个常量DONT_PREALLOC_SLABS，如果这个没有被定义，说明使用预分配内存方式初始化slab，这样在所有已经定义过的 slabclass中，每一个id创建一个slab。这样就表示，1.2在默认的环境中启动进程后要分配41MB的slab空间，在这个过程里， memcached的第二个内存冗余发生了，因为有可能一个id根本没有被使用过，但是它也默认申请了一个slab，每个slab会用掉1MB内存

当一个slab用光后，又有新的item要插入这个id，那么它就会重新申请新的slab，申请新的slab时，对应id的slab链表就要增长，这个链表是成倍增长的，在函数grow_slab_list函数中，这个链的长度从1变成2，从2变成4，从4变成8……：

CODE: static int grow_slab_list (unsigned int id) { slabclass_t *p = &slabclass[id]; if (p->slabs == p->list_size) { size_t new_size = p->list_size ? p->list_size * 2 : 16;  void *new_list = realloc(p->slab_list, new_size*sizeof(void*)); if (new_list == 0) return 0; p->list_size = new_size; p->slab_list = new_list; } return 1; }

在 定位item时，都是使用slabs_clsid函数，传入参数为item大小，返回值为classid，由这个过程可以看出，memcached的第三 个内存冗余发生在保存item的过程中，item总是小于或等于chunk大小的，当item小于chunk大小时，就又发生了空间浪费。

◎Memcached的NewHash算法

Memcached的item保存基于一个大的hash表，它的实际地址就是slab中的chunk偏移，但是它的定位是依靠对key做hash的结果， 在primary_hashtable中找到的。在assoc.c和items.c中定义了所有的hash和item操作。

Memcached使用了一个叫做NewHash的算法，它的效果很好，效率也很高。1.1和1.2的NewHash有一些不同，主要的实现方式还是一样的，1.2的hash函数是经过整理优化的，适应性更好一些。

NewHash的原型参考：http://burtleburtle.net/bob/hash/evahash.html。数学家总是有点奇怪，呵呵～

为了变换方便，定义了u4和u1两种数据类型，u4就是无符号的长整形，u1就是无符号char(0-255)。

具体代码可以参考1.1和1.2源码包。

注意这里的hashtable长度，1.1和1.2也是有区别的，1.1中定义了HASHPOWER常量为20，hashtable表长为 hashsize(HASHPOWER)，就是4MB（hashsize是一个宏，表示1右移n位），1.2中是变量16，即hashtable表长 65536：

CODE: typedef unsigned long int ub4; /* unsigned 4-byte quantities */ typedef unsigned char ub1; /* unsigned 1-byte quantities */ #define hashsize(n) ((ub4)1<<(n)) #define hashmask(n) (hashsize(n)-1)

在assoc_init ()中，会对primary_hashtable做初始化，对应的hash操作包括：assoc_find()、assoc_expand()、 assoc_move_next_bucket()、assoc_insert()、assoc_delete()，对应于item的读写操作。其中 assoc_find()是根据key和key长寻找对应的item地址的函数（注意在C中，很多时候都是同时直接传入字符串和字符串长度，而不是在函数 内部做strlen），返回的是item结构指针，它的数据地址在slab中的某个chunk上。

items.c是数据项的操作程序，每一个完整的item包括几个部分，在item_make_header()中定义为：

key：键
nkey：键长
flags：用户定义的flag（其实这个flag在memcached中没有启用）
nbytes：值长（包括换行符号/r/n）
suffix：后缀Buffer
nsuffix：后缀长

一个完整的item长度是键长＋值长＋后缀长＋item结构大小（32字节），item操作就是根据这个长度来计算slab的classid的。

hashtable中的每一个桶上挂着一个双链表，item_init()的时候已经初始化了heads、tails、sizes三个数组为0，这三个数 组的大小都为常量LARGEST_ID（默认为255，这个值需要配合factor来修改），在每次item_assoc()的时候，它会首先尝试从 slab中获取一块空闲的chunk，如果没有可用的chunk，会在链表中扫描50次，以得到一个被LRU踢掉的item，将它unlink，然后将需 要插入的item插入链表中。

注意item的refcount成员。item被unlink之后只是从链表上摘掉，不是立刻就被free的，只是将它放到删除队列中（item_unlink_q()函数）。

item对应一些读写操作，包括remove、update、replace，当然最重要的就是alloc操作。

item还有一个特性就是它有过期时间，这是memcached的一个很有用的特性，很多应用都是依赖于memcached的item过期，比如 session存储、操作锁等。item_flush_expired()函数就是扫描表中的item，对过期的item执行unlink操作，当然这只 是一个回收动作，实际上在get的时候还要进行时间判断：

CODE: /* expires items that are more recent than the oldest_live setting. */ void item_flush_expired() { int i;  item *iter, *next; if (! settings.oldest_live) return;  for (i = 0; i < LARGEST_ID; i++) { /* The LRU is sorted in decreasing time order, and an item's timestamp * is never newer than its last access time, so we only need to walk * back until we hit an item older than the oldest_live time. * The oldest_live checking will auto-expire the remaining items. */ for (iter = heads[i]; iter != NULL; iter = next) {  if (iter->time >= settings.oldest_live) { next = iter->next; if ((iter->it_flags & ITEM_SLABBED) == 0) {  item_unlink(iter); }  } else { /* We've hit the first old item. Continue to the next queue. */ break;  }  }  } }

CODE: /* wrapper around assoc_find which does the lazy expiration/deletion logic */ item *get_item_notedeleted(char *key, size_t nkey, int *delete_locked) { item *it = assoc_find(key, nkey); if (delete_locked) *delete_locked = 0; if (it && (it->it_flags & ITEM_DELETED)) { /* it's flagged as delete-locked. let's see if that condition is past due, and the 5-second delete_timer just hasn't gotten to it yet... */ if (! item_delete_lock_over(it)) { if (delete_locked) *delete_locked = 1; it = 0;  }  } if (it && settings.oldest_live && settings.oldest_live <= current_time && it->time <= settings.oldest_live) { item_unlink(it); it = 0;  } if (it && it->exptime && it->exptime <= current_time) { item_unlink(it); it = 0;  } return it; }

Memcached的内存管理方式是非常精巧和高效的，它很大程度上减少了直接alloc系统内存的次数，降低函数开销和内存碎片产生几率，虽然这种方式会造成一些冗余浪费，但是这种浪费在大型系统应用中是微不足道的。