memcached源码分析二-lru

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  在前一篇文章中介绍了memcached中的内存管理策略slab，那么需要缓存的数据是如何使用slab的呢？

1.    缓存对象item内存分布

  在memcached，每一个缓存的对象都使用一个item结构体进行描述，然后再将item描述符及相应数据存储到slabs管理的内存中。缓存对象根据其大小在slabclass_t数组中选择合适的slabclass_t分配chunk进行存储。

  ps: slabclass_t数组中从索引1开始，随着索引值的增加，该slabclass_t的chunk size也随之增加。因此从索引1开始，逐一比较缓存对象大小与slabclass_t的chunk size，直至找到能容纳缓存对象的最小chunk size，缓存对象即存储到该slabclass_t的空闲chunk中。

  图1-1表示一个缓存对象分布在单个chunk中的情况，图1-2表示一个缓存对象分布在多个chunk中的情况，

图1-1 数据在单个chunk中

图1-1 数据在多个chunk中

当数据可以找到合适的slabclass_t以单个chunk存储数据时，即采用图1-1的结构，否则使用图1-2的结构。结构中的cas, flags根据情况可以不使用。由于chunk的大小固定，而缓存数据大小不固定，缓存对象将被存储在足够容纳它的最小的slabclass_t中，但可能存在部分内存未使用的情况，形成内存浪费。

  分布在多个chunk中的数据以双向链表的形式进行关联，第一个chunk存储一个item结构，但不存储实际数据，以便与单个chunk中存储的item统一。后续的chunk以item_chunk结构与实际数据组成。item_chunk的结构定义如下

/* Header when an item is actually a chunk of another item. */
typedef struct _strchunk {
struct _strchunk *next;     /* points within its own chain. */
struct _strchunk *prev;     /* can potentially point to the head. */
struct _stritem  *head;     /* always points to the owner chunk */
int              size;      /* available chunk space in bytes */
int              used;      /* chunk space used */
int              nbytes;    /* used. */
unsigned short   refcount;  /* used? */
uint16_t         it_flags;  /* ITEM_* above. */
uint8_t          slabs_clsid; /* Same as above. */
uint8_t          orig_clsid; /* For obj hdr chunks slabs_clsid is fake. */
char data[];
} item_chunk;

  next与prev指针实现双向链表，head指针始终指向第一个chunk的item结构，slabs_clsid表示该item_chunk所在的slabclass_t的索引，orig_clsid表示第一个chunk所有的slabclass_t索引，it_flags将被设置为ITEM_CHUNK，表示该chunk是一个item_chunk结构

2.    hashtable

  缓存对象存储到slabs中后，如何找到需要的item数据呢？ memcached使用了hashtable对缓存的item进行索引，所有的item都具有一个key，使用该key就可以在hashtable中找到对应的item的指针。

 图2-1 hashtable

hashtable是一个可以动态扩展的全局数组，每一个数组元素都是一个指向item组成的单向链表的头指针，同一个单向链表上的所有item的key的 hash值相同，memcached中使用单链表的方式解决冲突。

以下是memcached中对item结构的定义，

/**
* Structure for storing items within memcached.
*/
typedef struct _stritem {
/* Protected by LRU locks */
struct _stritem *next;
struct _stritem *prev;
/* Rest are protected by an item lock */
struct _stritem *h_next;    /* hash chain next */
rel_time_t      time;       /* least recent access */
rel_time_t      exptime;    /* expire time */
int             nbytes;     /* size of data */
unsigned short  refcount;
uint16_t        it_flags;   /* ITEM_* above */
uint8_t         slabs_clsid;/* which slab class we're in */
uint8_t         nkey;       /* key length, w/terminating null and padding */
/* this odd type prevents type-punning issues when we do
* the
3ff7
little shuffle to save space when not using CAS. */
union {
uint64_t cas;
char end;
} data[];
/* if it_flags & ITEM_CAS we have 8 bytes CAS */
/* then null-terminated key */
/* then " flags length\r\n" (no terminating null) */
/* then data with terminating \r\n (no terminating null; it's binary!) */
} item;

其中的h_next成员即用于维护hashtable中的单向链表。

3.    LRU

  LRU即least recently used，由于slabs可用的内存有限，当slabs中不再有内存可用，但又有新的对象需要缓存时，根据LRU的思想，那些很久未访问的对象后续被访问的概率也最小，因此应当释放掉那些LRU的对象，缓存新的对象。LRU策略即是用来快速寻找可以释放的LRU对象的一种方案。

  memcached中每一个slabclass[id]对应4条双向链表，该双向链表以heads[id]指向链表头，tails[id]指向链表尾，item结构中的next与prev即用于组建该双向链表。heads[id]与tails[id]构成的双向链表对应slabclass[id]的hot链表，heads[64 + id]与tails[64+id]构成的双向链表对应slabclass[id]的warm链表，依此类推，如图3-1所示。一个slabclass_t中的item分布且仅分布于对应的4条链表之间。

图3-1 LRU结构

  在memcached中定义的HOT_LRU = 0, WARM_LRU = 64, COLD_LRU = 128, TEMP_LRU = 192，利用这些宏定义可以很方便地在对应的4条链表中跳转，如heads[WARM_LRU | id]即可跳转到对应slabclass[id]的warm链表头(id小于64)。

  根据一定的策略操作item在这些链表之间移动，即可实现LRU策略。

  先来看几个相关定义：

• ITEM_ACTIVE，存储在item的it_flags中，表示item处于active状态
• size_bytes[LARGEST_ID]，一个长度与heads链表数组相同的数组，记录了链表中所有item的字节和
• time, 存储在item结构体中，记录了item最后一次被访问的时间, item的age =  current_time - time

  现在，来看一下表示图3-2表示的item在hot, warm, cold三类链表中的移动的关系

图3-2 item转移图

•   age_limit是cold链表的tails节点age的一个比例
• size_bytes > limit，意思是该item所在的链表总数据量超过了一定比例, limit是对应slabclass_t中存储的item的数据量的一个比例，slabclass_t中item的数据总量存储在requested成员中。

上述的转换规则可描述如下：

1.    item仅在对应的4条链表间转移
2.    hot与warm链表上的item在非active状态下如果age > limit或者size_bytes > limit，移动到cold链表
3.   hot与cold链表上的item若处于active状态，移动到warm链表
4.    warm链表上的item若牌active状态，移动到链表头
5.   item移动后，处于相应链表的头部
6.   item移动后，清除active状态

memcached中通过函数lru_pull_tail实现以上转移规则，根据以上规则，以及新加入的item总是插入到hot链表头部，就可以实现LRU策略，得到如下结果：

• 每条链表的tail节点age最大
• cold链表上的节点相比hot与warm链表上的节点更适合释放

上面并没有提到temp链表中的item如何处于，事实上，temp链表上的item仅做简单的超时与flushed判断，满足条件即释放，否则不做操作。

• 超时: 用户为item设置一个超时时间，存储在item的exptime中，age > exptime即为超时。
•  flushed: flush指令设置一个时间点settings.oldest_live或者settings.oldest_cas，item中的time < settings.oldest_live或者cas < settings.oldest_cas即为flushed。

memcached中释放item主要有3个入口：

1. do_item_get操作，查找item时，如果item超时了或者是flushed，即释放
2. do_item_alloc操作，如果对应slabclass_t中没有空闲chunk了，则在cold链表按照从尾到头的顺序做处理：释放超时与flushed的item，如果没有超时与flushed的item，则直接清除该item。由于链表使用LRU策略维护，因此链表最后的节点即是最适合释放的item。
3. 线程lru_maintainer_thread，周期性地做一些工作：清除超时与flushed的item，按照图3-2转移item。

 4．部分源码函数功能说明

static void *item_crawler_thread(void *arg)

  一个crawler线程，该线程会定期的接收到任务，任务启动将会在一条链表上构造一上虚拟的item，该item从尾部逐渐移到到头部，对经过的item进行一定的处理。任务在遍历完链表或者处于一定数量的item后结束。memcached中定义了两类处理：1. 释放超时与flushed的item，通过函数crawler_expired_init, crawler_expired_eval, crawler_expired_doneclass与crawler_expired_finalize配合完成；2. 输出item的统计信息，通过crawler_metadump_eval与crawler_metadump_finalize函数配合完成。相应源码位于crawler.c中。

static void *lru_maintainer_thread(void *arg)

lru的定期任务线程，定期执行item在链表间转移的任务，定期启动crawler任务，定期执行slabs间移动page的任务。

static int lru_maintainer_juggle(const int slabs_clsid)

被lru_maintainer任务调用，完成对应slabclass[slabs_clsid]的4条链表上的item的释放与转移工作，通过多次调用lru_pull_tail函数完成工作。

int lru_pull_tail(const int orig_id, const int cur_lru, const uint64_t total_bytes, const uint8_t flags, const rel_time_t max_age, struct lru_pull_tail_return *ret_it)

  这是一个关键函数，它会从链表尾开始处理，释放超时与flushed的item，如果没有超时或者flushed，则按照图3-2的逻辑移动item。参数orig_id表示对应的slabclass_t索引，cur_lru表示现在处理的是hot或者warm、cold还是temp链表，total_bytes表示slabclass_t中存储的数据总量，max_age用于即图3-2中的age_limit，flags设置一些特殊操作的标记，如LRU_PULL_EVICT标记在处理cold链表并且希望无论item是否超时或者flushed时，都释放item空间时设置。

item *do_item_get(const char *key, const size_t nkey, const uint32_t hv, conn *c, const bool do_update)

通过hv与key在hashtable中查找item，返回查找结果。如果找到了，但是item超时或者flushed，则释放item, 返回NULL；如果不需要释放并且do_update非0，会更新item的状态，设置相应的ITEM_FETCHED与ITEM_ACTIVE标记。

item *do_item_alloc(char *key, const size_t nkey, const unsigned int flags, const rel_time_t exptime, const int nbytes)

根据参数，找到合适的slabclass_t申请空闲chunk，并对返回的chunk做一些初始化设置，如设置它的slabs_clsid为对应的slabclass_t索引。调用do_item_alloc_pull完成内存申请工作。

item *do_item_alloc_pull(const size_t ntotal, const unsigned int id)

在slabclass[id]中申请空闲chunk，如果申请失败，会尝试以LRU_PULL_EVICT标记调用lru_pull_tail，回收一些lru的item。

 5. 其它

1. item_locks

static pthread_mutex_t *item_locks;

动态扩展的排它锁数组，数组长度与hashtable数组长度相同。即是说，每一个hashtable的数组元素，即hash值相同的item，都有一个独立的锁，增加了操作hashtable的并行度。

2. lru_locks

/* Locks for cache LRU operations */
pthread_mutex_t lru_locks[POWER_LARGEST];
static item *heads[LARGEST_ID];

排它锁数组，POWER_LARGEST与LARGEST_ID相同，即是说每一条lru相关的又向链表都有一个独立的锁保护，不同的又向链表可以并行操作，增加了并行度。

3. item的it_flags

it_flags可以是多个值的异或，这些值定义如下

#define ITEM_LINKED 1
#define ITEM_CAS 2

/* temp */
#define ITEM_SLABBED 4

/* Item was fetched at least once in its lifetime */
#define ITEM_FETCHED 8
/* Appended on fetch, removed on LRU shuffling */
#define ITEM_ACTIVE 16
/* If an item's storage are chained chunks. */
#define ITEM_CHUNKED 32
#define ITEM_CHUNK 64
/* ITEM_data bulk is external to item */
#define ITEM_HDR 128
/* additional 4 bytes for item client flags */
#define ITEM_CFLAGS 256
/* 7 bits free! */

首先，在slabs中的空闲chunk的it_flags设置为ITEM_SLABBED，当该chunk被分配时清除该标记；然后如果item加入了hashtable与lru的双向链表，设置ITEM_LINKED，从hashtable与lru双向链表移除后清除该标志。

ITEM_CHUNKED标记表明该缓存对象存储在多个chunk中，且此item是头节点，数据区存储了一个item_chunk结构指向存储数据的chunk；ITEM_CHUNK表示这是一个存储数据的item_chunk结构

ITEM_CAS标记表示item使用cas字段；ITEM_CFLAGS表示item使用flgas字段；ITEM_HDR表示使用外部存储，此处slabs的chunk中仅存储了一个头部。

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