redis——Redis中的LRU算法改进

redis通常使用缓存，是使用一种固定最大内存的使用。当数据达到可使用的最大固定内存时，我们需要通过移除老数据来获取空间。redis作为缓存是否有效的重要标志是如何寻找一种好的策略：删除即将需要使用的数据是一种糟糕的策略，而删除那些很少再次请求的数据则是一种好的策略。
在其他的缓存组件还有个命中率，仅仅表示读请求的比例。访问一个缓存中的keys通常不是分布式的。然而访问经常变化，这意味着不经常访问，相反，有些keys一旦不流行可能会转向最经常访问的keys。 因此，通常一个缓存系统应该尽可能保留那些未来最有可能被访问的keys。针对keys淘汰的策略是：那些未来极少可能被访问的数据应该被移除。
但有一个问题：redis和其他缓存系统不能够预测未来。

LRU算法

缓存系统不能预测未来，原因是：那些很少再次被访问的key也很有可能最近访问相当频繁。如果经常被访问的模式不会突然改变，那么这是一种很有效的策略。然而，“最近经常被访问”似乎更隐晦地标明一种 理念。这种算法被称为LRU算法。最近访问频繁的key相比访问少的key有更高的可能性。
举个例子，这里有4个不同访问周期的key，每一个“~”字符代表一秒，结尾的“|”表示当前时刻。

  

   

    

     

    
    

     

      ~~~~~A~~~~~A~~~~~A~~~~A~~~~~A~~~~~A~~|
     
    
   

    

     

    
    

     

      ~~B~~B~~B~~B~~B~~B~~B~~B~~B~~B~~B~~B~|
     
    
   

    

     

    
    

     

      ~~~~~~~~~~C~~~~~~~~~C~~~~~~~~~C~~~~~~|
     
    
   

    

     

    
    

     

      ~~~~~D~~~~~~~~~~D~~~~~~~~~D~~~~~~~~~D|
     
    
  
 

A key每5秒请求一次，B周期是2秒，C、D都是10秒。
访问频率最高的是B，因为它的空闲时间最短，这意味着B是4个key中未来最有可能被访问的key。
同样的A和C目前的空闲时间是2s和6s也能很好地反映它们本身的周期。然而你可以看到不够严谨：D的访问周期是10秒，但它却是4个key中最近被访问的。
当然，在一个很长的运行周期中，LRU算法能工作得很好。通常有一个更高访问频率的key当然有一个更低的空闲周期。LRU算法淘汰最少被访问key，那些有最大空闲周期的key。实现上也相当容易，只需要额外跟踪最近被访问的key即可，有时甚至都需要：把所有我们想要淘汰的对象放到一个链表中，当一个对象访问就移除链表头部元素，当我们要淘汰元素是就直接淘汰链表尾部开始。

redis中的LRU:起因

最初，redis不支持LRU算法。当内存有效性成为一个必须被解决的问题时，后来才加上了。通过修改redis对象结构，在每个key对象增加24bit的空间。没有额外的空间使用链表把所有对象放到一个链表中（大指针），因此需要实现得更加有效，不能因为key淘汰算法而让整个服务改动太大。
24bits的对象已经足够去存储当前的unxi时间戳。这个表现，被称为“LRU 时钟”，key元数据经常被更新，所以它是一个有效的算法。
然后，有另一个更加复杂的问题需要解决：如何选择访问间隔最长的key，然后淘汰它。
redis内部采用一个庞大的hash table来保存，添加另外一个数据结构存储时间间隔显然不是一个好的选择。然而我们希望能达到一个LRU本身是一个近似的，通过LRU算法本身来实现。

redis原始的淘汰算法简单实现：**当需要淘汰一个key时，随机选择3个key，淘汰其中间隔时间最长的key。**基本上，我们随机选择key，淘汰key效果很好。后来随机3个key改成一个配置项"N随机key"。但把默认值提高改成5个后效果大大提高。考虑到它的效果，你根本不用修改他。

然而，你可能会想这个算法如何有效执行，你可以看到我们如何捣毁了很多有趣的数据。也许简单的N key，我们会遇到很多好的决策，但是当我们淘汰最好的，下一个周期又开始抓。

验证规则第一条：用肉眼观察你的算法

其中有一个观点已经应用到Redis 3.0正式版中了。在redis2.8中一个LRU缓存经常被使用在多个环境，用户关于淘汰的没有抱怨太多，但是很明显我可以提高它，通过不仅仅是增加额外的空间，还有额外的CPU时间。
然而为了提高某项功能，你必须观察它。有多个不同的方式去观察LRU算法。你可以通过写工具观察，例如模拟不同的工作负载、校验命中率和失误率。
程序非常简单：增加一些指定的keys，然后频繁地访问这些keys以至于每一个key都有一个下降的空闲时间。最终超过50%的keys被增加，一半的老key需要被淘汰。
一个完美理想的LRU实现，应该是没有最新加的key被淘汰，而是淘汰最初的50%的老key。

规则二：不要丢弃重要信息

借助最新的可视化工具，我可以在尝试新的方法观察和测试几分钟。使用redis最明显有效的提高算法就是，积累对立的垃圾信息在一个淘汰池中。
基本上，当N keys算法被采用时，通常会分配一个很大的线程pool（默认为16key），这个池按照空闲时间排序，所以只有当有一个大于池中的一个或者池为空的时候，最新的key只会进入到这个池中。
同时，一个新的redis-cli模式去测量LRU算法也增加了(看这个-lru-test选项)。
还有另外一个方式去检验LRU算法的好坏，通过一个幂等访问模式。这个工具通常校验用一个不同的测试，新算法工作工作效果好于真实世界负载。它也同样使用流水线和每秒打印访问日志，因此可以被使用不用为了基准不同的思想，至少可以校验和观察明显的速度回归。

规则三、最少使用原则（LFU算法）

一切源于一个开放性问题：但你有多个redis 3.2数据库时，而淘汰算法只能在本机选择。因此，假如你全部空闲小的key都是DB0号机器，空闲时间长的key都是1号机器，redis每台机器都会淘汰各自的key。一个更好的选择当然是先淘汰DB1，最后再淘汰DB0。
当redis被当作缓存使用时很少有情况被分成不同的db上，这不是一个好的处理方式。然而这也是我为什么我再一次修改淘汰代码的原因。最终，我能够修改缓存池包括数据库id，使用单缓存池为多个db，代替多缓存池。这种实现很麻烦，但是通过优化和修改代码，最终它比普通实现要快到20%。
然而这时候，我对这个redis缓存淘汰算法的好奇心又被点燃。我想要提升它。我花费了几天想要提高LRU算法实现：或许可以使用更大的缓存池？通过历史时间选择最合适被淘汰的key？
经过一段时间，通过优化我的工具，我理解到：LRU算法受限于数据库中的数据样本，有时可能相反的场景效果非常好，因此要想提高非常非常难。实际上，能通过展示不同算法的图片上看这有点非常明显：每个周期10个keys几乎和理论的LRU算法表现一致。
当原始算法很难提高时，我开始测试新的算法。 如果我们倒回到博客开始，我们说过LRU实际上有点严格。哪些key需要我们真正想要保留：将来有最大可能被访问，最频繁被访问，而不是最近被访问的key。
淘汰最少被访问的key算法成为：LFU（Least Frequently Used），将来要被淘汰腾出新空间给新key。
理论上LFU的思想相当简单，只需要给每个key加一个访问计数器。每次访问就自增1，所以也就很容易知道哪些key被访问更频繁。
当然，LFU也会带起其他问题，不单单是针对redis，对于LFU实现：
1、不能使用“移除顶部元素”的方式，keys必须要根据访问计数器进行排序。每访问一次就得遍历所有key找出访问次数最少的key。
2、LFU不能仅仅是只增加每一访问的计数器。正如我们所讲的，访问模式改变随时变化，因此一个有高访问次数的key，后面很可能没有人继续访问它，因此我们的算法必须要适应超时的情况。
在redis中，第一个问题很好解决：我们可以在LRU的方式一样：随机在缓存池中选举，淘汰其中某项。第二个问题redis还是存在，因此一般对于LFU的思想必须使用一些方式进行减少，或者定期把访问计数器减半。

24位的LFU实现

LFU有它本身的实现，在redis中我们使用自己的24bit来记录LRU。
为了实现LFU仅仅需要在每个对象额外新增24bit：
1、一部分用于保存访问计数器；
2、足够用于决定什么时候将计数器减半的信息；

我的解决方法是把24bit分成两列：

16bits8bitslast decr timeLOG_C

16位记录最后一次减半时间，那样redis知道上一次减半时间，另外8bit作为访问计数器。
你可能会想8位的计数器很快就会溢出，是的，相对于简单计数器，我采用逻辑计数器。逻辑计数器的实现：

  

   

    

     

    
    

     

      uint8_t LFULogIncr(uint8_t counter) {
     
    
   

    

     

    
    

     
 if (counter == 255) return 255;
     
    
   

    

     

    
    

     
 double r = (double)rand()/RAND_MAX;
     
    
   

    

     

    
    

     
 double baseval = counter - LFU_INIT_VAL;
     
    
   

    

     

    
    

     
 if (baseval < 0) baseval = 0;
     
    
   

    

     

    
    

     
 double p = 1.0/(baseval*server.lfu_log_factor+1);
     
    
   

    

     

    
    

     
 if (r < p) counter++;
     
    
   

    

     

    
    

     
 return counter;
     
    
   

    

     

    
    

     

        }
     
    
  
 

基本上计数器的较大者，更小的可能计数器会增加：上面的代码计算p位于0~1之间，但计数器增长时会越来越小，位于0-1的随机数r，只会但满足r<p时计数器才会加一。
你可以配置计数器增长的速率，如果使用默认配置，会发生：

• 100次访问后，计数器=10；
• 1000次访问是是18；
• 10万次访问是142；
• 100万次访问后达到255，并不在继续增长；

下面，让我们看看计数器如果进行衰减。16位的被储存为unix时间戳保留到分钟级别，redis会随机扫描key填充到缓存池中，如果最后一个下降的时间大于N分钟前（可配置化），如果计数器的值很大就减半，或者对于值小的就直接简单减半。
这里又衍生出另外一个问题，就是新进来的key是需要有机会被保留的。由于LFU新增是得分都是0，非常容易被选举替换掉。在redis中，开始默认值为5。这个初始值是根据增长数据和减半算法来估算的。模拟显示得分小于5的key是首选。

代码和性能

上面描述的算法已经提交到一个非稳定版的redis分支上。我最初的测试显示：它在幂等模式下优于LRU算法，测试情况是每个key使用用相同数量的内存，然而真实世界的访问可能会有很大不同。时间和空间都可能改变得很不同，所以我会很开心去学习观察现实世界中LFU的性能如何，两种方式在redis实现中对性能的改变。
因此，新增了一个OBJECT FREQ子命令，用于报告给定key的访问计数器，不仅仅能有效提观察一个计数器，而且还能调试LFU实现中的bug。
注意运行中切换LRU和LFU，刚开始会随机淘汰一些key，随着24bit不能匹配上，然而慢慢会适应。 还有几种改进实现的可能。Ben Manes发给我这篇感兴趣的文章，描述了一种叫TinyLRU算法。链接

这篇文章包含一个非常厉害的观点：相比于记录当前对象的访问频率，让我们（概率性地）记录全部对象的访问频率，看到了，这种方式我们甚至可以拒绝新key，同样，我们相信这些key很可能得到很少的访问，所以一点也不需要淘汰，如果淘汰一个key意味着降低命中/未命中率。
我的感觉这种技术虽然很感兴趣GET/SET LFU缓存，但不适用与redis性质的数据服务器：用户期望keys被创建后至少存在几毫秒。拒绝key的创建似乎在redis上就是一种错误。
然而，redis保留了LFU信息，当一个key被覆盖时，举个例子：

SET oldkey some_new_value
 

24位的LFU计数器会从老的key复制到新对象中。

新的redis淘汰算法不稳定版本还有以下几个好消息：
1、跨DB策略。在过去的redis只是基于本地的选举，现在修复为所有策略，不仅仅是LRU。
2、易变ttl策略。基于key预期淘汰存活时间，如今就像其他策略中的使用缓存池。
3、在缓存池中重用了sds对象，性能更好。

这篇博客比我预期要长，但是我希望它反映出一个见解：在创新和对于已经存在的事物实现上，一种解决方案去解决一个特定问题，一个基础工具。由开发人员以正确的方式使用它。许多redis的用户把redis作为一个缓存的解决方案，因此提高淘汰策略这一块经常一次又一次被拿出来探讨。

文章来源: fantianzuo.blog.csdn.net，作者：兔老大RabbitMQ，版权归原作者所有，如需转载，请联系作者。

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