鲁达 利用缓存做性能优化的案例非常多，从基础的操作系统到数据库、分布式缓存、本地缓存等。它们表现形式各异，却有着共同的朴素的本质：弥补CPU的高算力和IO的慢读写之间巨大的鸿沟。
和架构选型类似，每引入一个组件，都会导致复杂度的上升。以缓存为例，它带来性能提升的同时，也带来一些问题，需要开发者设计和权衡。
本文的思维脉络如下：
一 缓存和多级缓存
1 缓存的引入
在初期业务量小的时候，数据库能承担读写压力，应用可以直接和DB交互，架构简单且强壮。
经过一段时间发展后，业务量迎来了大规模增长，此时DB查询压力和耗时都在增长。此时引入分布式缓存，在减少DB压力的同时，还提供了更高的QPS。
再往后发展，分布式缓存也成为了瓶颈，高频的QPS是一笔负担;另外缓存驱逐以及网络抖动会影响系统的稳定性，此时引入本地缓存，可以减轻分布式缓存的压力，并减少网络以及序列化开销。
2 读写的性能提升
缓存通过减少IO操作来获得读写的性能提升。有一个表格，可以看见磁盘、网络的IO操作耗时，远高于内存存取。
- 读优化：当请求命中缓存后，可直接返回，从而略过IO读取，减小读的成本。
- 写优化：将写操作在缓冲中合并，让IO设备可以批量处理，减小写的成本。
缓存带来的QPS、RT提升比较直观，不补充介绍。
3 缓存Miss
缓存Miss是必然会面对的问题，缓存需保证在有限的容量下，将热点的数据维护在缓存中，从而达到性能、成本的平衡。
缓存通常使用LRU算法淘汰近期不常用的Key。
近似LRU
可以先试想严格LRU的实现。假设Redis当前有50W规模的key，先通过Keys 遍历获得所有Key，然后比对出空闲时间最长的某个key，最后执行淘汰。这样的流程下来，是非常昂贵的，Keys命令是一笔不小的开销，其次大规模执行比对也很昂贵。
当然严格LRU实现的优化空间还是有的，YY一下，可以通过活跃度分离出活跃Key和待回收Key， 淘汰时只关注待回收key即可;回收算法引入链表或者树的结构，使Key按空闲时间有序，淘汰时直接获取。然而这些优化不可避免的是，在缓存读写时，这些辅助的数据结构需要同步更新，带来的存储以及计算的成本很高。
在Redis中它采用了近似LRU的实现，它随机采样5个Key，淘汰掉其中空闲时间最长的那个。近似LRU实现起来更简单、成本更低，在效果上接近严格LRU。它的缺点是存在一定的几率淘汰掉最近被访问的Key，即在TTL到期前也可能被淘汰。
避免短期大量失效
在一些场景中，程序是批量加载数据到缓存的， 比如通过Excel上传数据，系统解析后，批量写入DB和缓存。此时若不经设计，这批数据的超时时间往往是一致的。缓存到期后，本该缓存承担的流量将打到DB上，从而降低接口甚至系统的性能和稳定性。
可以利用随机数打散缓存失效时间，例如设置TTL=8hr+random(8000)ms。
4 缓存一致性
系统应尽量保证DB、缓存的数据一致性，较常使用的是Cache aside设计模式。
避免使用非常规的缓存设计模式: 先更新缓存、后更新DB; 先更新DB、后更新缓存(cache aside是直接失效缓存)。这些模式的不一致风险较高。
缓存设计模式
业务系统通常使用cache aside 模式，操作系统、数据库、分布式缓存等会使用write throgh、write back。
cache aside的缓存不一致
Cache aside模式大部分时间运行良好，在一些极端场景下，仍可能出现不一致风险。主要来自两方面：
- 由于中间件或者网络等问题，缓存失效失败。
- 出现意外的缓存失效、读取的时序。
缓存失效失败很容易理解，不做补充。主要介绍时序引起的不一致问题。
考虑这样的时间轴，A线程发现cache miss后重新加载缓存，此时读的数据还是老的， 另一个线程B更新数据并失效缓存。若B线程失效缓存的操作完成时间早于A线程，A线程会写入老的数据。
缓存不一致有一些缓解方法，例如延迟双删、CDC同步。这些方案都提升了系统复杂度，需综合考虑业务的容忍度，方案的复杂度等。
- 延迟双删：主线程失效缓存后，将失效指令放入延时队列，另一个线程轮询队列获取指令并执行。
- CDC同步：通过canal订阅MySQL binlog的变更，上报给Kafka，系统监听Kafka消息触发缓存失效。
二 从堆内存到直接内存
1 直接内存的引入
Java本地缓存分两类，基于堆内存的、基于直接内存的。
采用堆内存做缓存的主要问题是GC，由于缓存对象的生命周期往往较长，需要通过Major GC进行回收。若缓存的规模很大，那么GC会非常耗时。
采用直接内存做缓存的主要问题是内存管理。程序需自主控制内存的分配和回收，存在OOM或者Memory Leak的风险。另外直接内存不能存取对象，在操作时需进行序列化。
直接内存能减少GC压力，因为它只需要保存直接内存的引用，而对象本身是存储在直接内存中。引用晋升到老年代后占用的空间很小，对GC的负担可忽略。
直接内存的回收依赖System。gc的调用，但这个调用JVM不保证执行、也不保证何时执行，它的行为是不可控的。程序一般需要自行管理，成对去调用malloc、free，依托于这种“手工、类C”的内存管理，可以增加内存回收的可控性和灵活性。
2 直接内存管理
由于直接内存的分配和回收比较昂贵，需要通过内核操作物理内存。申请的时候一般是申请大的内存快，然后再根据需求分配小块给线程。回收的时候不直接释放，而是放入内存池来重用。
如何快速找到一个空闲块、如何减少内存碎片、如何快速回收等等，它是一个系统性的问题，也有很多专门的算法。
Jemalloc是综合能力较好的算法，free BSD、Redis默认采用了该算法，OHC缓存也建议服务器配置该算法。Netty的作者实现了Java版本，感兴趣的可以阅读。
三 CPU缓存
利用上分布式缓存、本地缓存之后，还可以继续提升的就是CPU缓存了。它虽不易察觉，但在高并发下对性能存在一定的影响。
CPU缓存分为L1、L2、L3 三级，越靠近CPU的，容量越小，命中率越高。当L3等级的缓存都取不到数据的时候，需从主存中获取。
1 CPU cache line
CPU缓存由cache line组成，每一个cache line为64字节，能容纳8个long值。在CPU从主存获取数据时，以cache line为单位加载，于是相邻的数据会一并加载到缓存中。很容易想到，数组的顺序遍历、相邻数据的计算是非常高效的。
2 伪共享 false sharing
CPU缓存也存在一致性问题，它通过MESI协议、MESIF协议来保证。
伪共享来源于高并发时cache line出现了缓存不一致。同一个cache line中的数据会被不同线程修改，它们相互影响，导致处理性能降低。
上图模拟一个伪共享场景，NoPadding是线程共享对象，thread0 会修改no0、thread1 会修改no1。当thread0修改时，除了修改自身的cache line，依据CPU缓存协议还会导致thread1对应的cache line失效，这时thread1 发现cache miss后从主存加载，修改后又导致thread0 的cache line 失效。
NoPadding { long no0; long no1; }3 伪共享解决方案
padding
通过填充，让no0、no1落在不同的cache line中：
Padding { long p1, p2, p3, p4, p5, p6, p7; volatile long no0 = 0L; long p9, p10, p11, p12, p13, p14; volatile long no1 = 0L; }案例：jctools
Contended 注解
委托JVM填充cache line：
@ static final class CounterCell { volatile long value; CounterCell(long x) { value = x; } }案例：JDK源码中LongAdder中的Cell、ConcurrentHashMap的CounterCell。
无锁并发
无锁并发可以从本质上解决伪共享问题，它无需填充cache line，并且执行效率是最高的。
案例：disruptor
四 总结
近来由于业务对接口RT提出了更高的要求，在性能优化的过程中，缓存的使用是非常多的。借此机会记录下在这段时间的思考。私以为，在引入某一项技术的时候，需整体的去看，了解其概念、原理、适用场景、注意事项，这样可以在设计之初就规避掉一些风险。
分布式缓存、本地缓存、CPU缓存涵盖的内容非常多，本文做了一些归纳。对细节感兴趣的同学可以阅读《Redis 设计与实现》、disruptor 设计文档及代码。
作者 | 烛衡
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