Redis的AOF日志

如果 Redis 每执行一条写操作命令，就把该命令以追加的方式写入到一个文件里，然后重启 Redis 的时候，先去读取这个文件里的命令，并且执行它，这不就相当于恢复了缓存数据了吗？

这种保存写操作命令到日志的持久化方式，就是 Redis 里的 AOF(Append Only File) 持久化功能，注意只会记录写操作命令，读操作命令是不会被记录的，因为没意义。

在 Redis 中 AOF 持久化功能默认是不开启的，需要我们修改 redis.conf 配置文件中的以下参数：

AOF 日志文件其实就是普通的文本，我们可以通过 cat 命令查看里面的内容，不过里面的内容如果不知道一定的规则的话，可能会看不懂。

我这里以「set name xiaolin」命令作为例子，Redis 执行了这条命令后，记录在 AOF 日志里的内容如下图：

我这里给大家解释下。

「*3」表示当前命令有三个部分，每部分都是以「$+数字」开头，后面紧跟着具体的命令、键或值。然后，这里的「数字」表示这部分中的命令、键或值一共有多少字节。例如，「$3 set」表示这部分有 3 个字节，也就是「set」命令这个字符串的长度。

不知道大家注意到没有，Redis 是先执行写操作命令后，才将该命令记录到 AOF 日志里的，这么做其实有两个好处。

第一个好处，避免额外的检查开销。

因为如果先将写操作命令记录到 AOF 日志里，再执行该命令的话，如果当前的命令语法有问题，那么如果不进行命令语法检查，该错误的命令记录到 AOF 日志里后，Redis 在使用日志恢复数据时，就可能会出错。

而如果先执行写操作命令再记录日志的话，只有在该命令执行成功后，才将命令记录到 AOF 日志里，这样就不用额外的检查开销，保证记录在 AOF 日志里的命令都是可执行并且正确的。

第二个好处，不会阻塞当前写操作命令的执行，因为当写操作命令执行成功后，才会将命令记录到 AOF 日志。

当然，AOF 持久化功能也不是没有潜在风险。

第一个风险，执行写操作命令和记录日志是两个过程，那当 Redis 在还没来得及将命令写入到硬盘时，服务器发生宕机了，这个数据就会有丢失的风险。

第二个风险，前面说道，由于写操作命令执行成功后才记录到 AOF 日志，所以不会阻塞当前写操作命令的执行，但是可能会给「下一个」命令带来阻塞风险。

因为将命令写入到日志的这个操作也是在主进程完成的（执行命令也是在主进程），也就是说这两个操作是同步的。

如果在将日志内容写入到硬盘时，服务器的硬盘的 I/O 压力太大，就会导致写硬盘的速度很慢，进而阻塞住了，也就会导致后续的命令无法执行。

认真分析一下，其实这两个风险都有一个共性，都跟「 AOF 日志写回硬盘的时机」有关。

三种写回策略

Redis 写入 AOF 日志的过程，如下图：

我先来具体说说：

Redis 执行完写操作命令后，会将命令追加到 server.aof_buf 缓冲区；
然后通过 write() 系统调用，将 aof_buf 缓冲区的数据写入到 AOF 文件，此时数据并没有写入到硬盘，而是拷贝到了内核缓冲区 page cache，等待内核将数据写入硬盘；
具体内核缓冲区的数据什么时候写入到硬盘，由内核决定。

Redis 提供了 3 种写回硬盘的策略，控制的就是上面说的第三步的过程。

在 redis.conf 配置文件中的 appendfsync 配置项可以有以下 3 种参数可填：

Always，这个单词的意思是「总是」，所以它的意思是每次写操作命令执行完后，同步将 AOF 日志数据写回硬盘；
Everysec，这个单词的意思是「每秒」，所以它的意思是每次写操作命令执行完后，先将命令写入到 AOF 文件的内核缓冲区，然后每隔一秒将缓冲区里的内容写回到硬盘；
No，意味着不由 Redis 控制写回硬盘的时机，转交给操作系统控制写回的时机，也就是每次写操作命令执行完后，先将命令写入到 AOF 文件的内核缓冲区，再由操作系统决定何时将缓冲区内容写回硬盘。

这 3 种写回策略都无法能完美解决「主进程阻塞」和「减少数据丢失」的问题，因为两个问题是对立的，偏向于一边的话，就会要牺牲另外一边，原因如下：

Always 策略的话，可以最大程度保证数据不丢失，但是由于它每执行一条写操作命令就同步将 AOF 内容写回硬盘，所以是不可避免会影响主进程的性能；
No 策略的话，是交由操作系统来决定何时将 AOF 日志内容写回硬盘，相比于 Always 策略性能较好，但是操作系统写回硬盘的时机是不可预知的，如果 AOF 日志内容没有写回硬盘，一旦服务器宕机，就会丢失不定数量的数据。
Everysec 策略的话，是折中的一种方式，避免了 Always 策略的性能开销，也比 No 策略更能避免数据丢失，当然如果上一秒的写操作命令日志没有写回到硬盘，发生了宕机，这一秒内的数据自然也会丢失。

大家根据自己的业务场景进行选择：

如果要高性能，就选择 No 策略；
如果要高可靠，就选择 Always 策略；
如果允许数据丢失一点，但又想性能高，就选择 Everysec 策略。

我也把这 3 个写回策略的优缺点总结成了一张表格：

大家知道这三种策略是怎么实现的吗？

深入到源码后，你就会发现这三种策略只是在控制 fsync() 函数的调用时机。

当应用程序向文件写入数据时，内核通常先将数据复制到内核缓冲区中，然后排入队列，然后由内核决定何时写入硬盘。

如果想要应用程序向文件写入数据后，能立马将数据同步到硬盘，就可以调用 fsync() 函数，这样内核就会将内核缓冲区的数据直接写入到硬盘，等到硬盘写操作完成后，该函数才会返回。

Always 策略就是每次写入 AOF 文件数据后，就执行 fsync() 函数；
Everysec 策略就会创建一个异步任务来执行 fsync() 函数；
No 策略就是永不执行 fsync() 函数;

AOF 重写机制

AOF 日志是一个文件，随着执行的写操作命令越来越多，文件的大小会越来越大。

如果当 AOF 日志文件过大就会带来性能问题，比如重启 Redis 后，需要读 AOF 文件的内容以恢复数据，如果文件过大，整个恢复的过程就会很慢。

所以，Redis 为了避免 AOF 文件越写越大，提供了 AOF 重写机制，当 AOF 文件的大小超过所设定的阈值后，Redis 就会启用 AOF 重写机制，来压缩 AOF 文件。

AOF 重写机制是在重写时，读取当前数据库中的所有键值对，然后将每一个键值对用一条命令记录到「新的 AOF 文件」，等到全部记录完后，就将新的 AOF 文件替换掉现有的 AOF 文件。

举个例子，在没有使用重写机制前，假设前后执行了「set name xiaolin」和「set name xiaolincoding」这两个命令的话，就会将这两个命令记录到 AOF 文件。

但是在使用重写机制后，就会读取 name 最新的 value（键值对），然后用一条「set name xiaolincoding」命令记录到新的 AOF 文件，之前的第一个命令就没有必要记录了，因为它属于「历史」命令，没有作用了。这样一来，一个键值对在重写日志中只用一条命令就行了。

重写工作完成后，就会将新的 AOF 文件覆盖现有的 AOF 文件，这就相当于压缩了 AOF 文件，使得 AOF 文件体积变小了。

然后，在通过 AOF 日志恢复数据时，只用执行这条命令，就可以直接完成这个键值对的写入了。

所以，重写机制的妙处在于，尽管某个键值对被多条写命令反复修改，最终也只需要根据这个「键值对」当前的最新状态，然后用一条命令去记录键值对，代替之前记录这个键值对的多条命令，这样就减少了 AOF 文件中的命令数量。最后在重写工作完成后，将新的 AOF 文件覆盖现有的 AOF 文件。

这里说一下为什么重写 AOF 的时候，不直接复用现有的 AOF 文件，而是先写到新的 AOF 文件再覆盖过去。

因为如果 AOF 重写过程中失败了，现有的 AOF 文件就会造成污染，可能无法用于恢复使用。

所以 AOF 重写过程，先重写到新的 AOF 文件，重写失败的话，就直接删除这个文件就好，不会对现有的 AOF 文件造成影响。

AOF 后台重写

写入 AOF 日志的操作虽然是在主进程完成的，因为它写入的内容不多，所以一般不太影响命令的操作。

但是在触发 AOF 重写时，比如当 AOF 文件大于 64M 时，就会对 AOF 文件进行重写，这时是需要读取所有缓存的键值对数据，并为每个键值对生成一条命令，然后将其写入到新的 AOF 文件，重写完后，就把现在的 AOF 文件替换掉。

这个过程其实是很耗时的，所以重写的操作不能放在主进程里。

所以，Redis 的重写 AOF 过程是由后台子进程 bgrewriteaof 来完成的，这么做可以达到两个好处：

子进程进行 AOF 重写期间，主进程可以继续处理命令请求，从而避免阻塞主进程；
子进程带有主进程的数据副本（数据副本怎么产生的后面会说），这里使用子进程而不是线程，因为如果是使用线程，多线程之间会共享内存，那么在修改共享内存数据的时候，需要通过加锁来保证数据的安全，而这样就会降低性能。而使用子进程，创建子进程时，父子进程是共享内存数据的，不过这个共享的内存只能以只读的方式，而当父子进程任意一方修改了该共享内存，就会发生「写时复制」，于是父子进程就有了独立的数据副本，就不用加锁来保证数据安全。

子进程是怎么拥有主进程一样的数据副本的呢？

主进程在通过 fork 系统调用生成 bgrewriteaof 子进程时，操作系统会把主进程的「页表」复制一份给子进程，这个页表记录着虚拟地址和物理地址映射关系，而不会复制物理内存，也就是说，两者的虚拟空间不同，但其对应的物理空间是同一个。

这样一来，子进程就共享了父进程的物理内存数据了，这样能够节约物理内存资源，页表对应的页表项的属性会标记该物理内存的权限为只读。

不过，当父进程或者子进程在向这个内存发起写操作时，CPU 就会触发缺页中断，这个缺页中断是由于违反权限导致的，然后操作系统会在「缺页异常处理函数」里进行物理内存的复制，并重新设置其内存映射关系，将父子进程的内存读写权限设置为可读写，最后才会对内存进行写操作，这个过程被称为「写时复制(Copy On Write)」。