redis

当客户端操作一个过期的key时，会触发惰性删除

由于一些冷数据很难触发惰性删除，redis每隔一段时间会主动删除过期的key

当redis已使用内存超过macmemory时，触发主动清理，redis4之前6中策略，redis4之后加上两种供8中

redis默认使用noeviction，不删除任何key并报错。redis默认不会设置maxmemory，但是有个问题，如果不设置的话redis会将部分数据同步到磁盘，并频繁发生磁盘io，性能急剧下降，推荐合理设置maxmemory

set [key] [value] EX [seconds] / PX [milliseconds] 设置键值(失效时间)。同setex [key] [seconds] value/psetex [key] [seconds] value

set [key] [value] NX 当key不存在设置value，当key存在则不设置。同setnx [key] [value]

set [key] [value] XX 当key存在设置value，当key不存在则不设置。

get [key] 获取key对应的[value]

getset [key] [value] 返回key的值并将key设置为新[value]

append [key] [value] 如果key存在并且value为字符串，将[value]追加原来的value末尾；如果key不存在，设置key的值为[value]

incr [key] 如果key存在是数字，key++并返回，key存在不是数字，返回错误，key不存在，先将key设为0并执行incr

incrby [key] [increment] 与上面相同，key+ increment

decr [key] 与incr相反

decrby [key] 与incrby相反

mset [key1] [value1] [key2] [value2] ... 批量设置key，如果key存在则会覆盖

mget [key1] [key2] ... 批量获取key对应的value并以list<Object> 返回，如果某个key不存在，将会返回nil

hset [key] [fied value] 设置key中fied值为value，如果key不存在，会创建新的hash表，如果fied已存在hash表中，会覆盖原来的

hsetnx [key] [fied value] 与setnx类似，如果fied存在key的hash表中则不设置，如果不存在则设置

hget [key] [fied] 获取key的hash表中fied对应的value值，如果不存在则返回nil

hdel [key] [fied1 fied2 ...] 删除key的hash表中的一个或者多个fied，如果fied不存在则忽略

hlen [key] 返回key的hash表中fied的数量

hstrlen [key] [fied] 返回key的表中fied的value的字符串长度

hincrby [key] [fied] [increment] key的hash表中fied+increment，如果存在是数字直接加并返回，如果不存在先设置为0再加，如果存在不是数字返回异常

hincrbyfloat [key] [fied] [increment] key的hash表中fied加一个浮点型数

hmset [key] [fied1 value1] [fied2 value2] ... 批量设置key中fied

hmget [key] [fied1 fied2 ...] 批量查询key的hash表中fied的value

hkeys [key] 返回key的hash表中所有的fied

hvals [key] 返回key的hash表中所有的value

hgetall [key] 返回key的hash表中所有fied和value

lpush [key] [value1 value2 ...] 将一个或多个value插入到key的列表头，key不存在则会创建，key存在但不是列表会返回错误

lpushx [key] [value1 value2 ...] 将一个或多个value插入到key的表头，如果key不存在则不会执行任何操作

rpush [key] [value1 value2 ...]将一个或多个value插入到key的表尾

rpushx [key] [value1 value2...] 将一个或多个value插入到key的表尾

lpop/rpop [key] 将key的表头或表尾第一个元素移除并返回

rpoplpush [key1] [key2] 将key1中表尾元素移除并返回，同时插入到key2表头

lindex [key] [index] 返回key列表中index位置的元素，index>0从表头开始数，index<0从表尾开始数

lset [key] [index] [value] 将key列表中index位置元素替换为value,当index超出范围返回错误

ltrim [key] [index1] [index2] 将key列表截取成index1-index2

sadd [key] [obj1 obj2 ...]将一个或多个对象存入集合中，key不存在则会创建，key不是集合返回错误

sismember [key] [member ]判断member是否是key集合的元素。是返回1，否则返回0

spop [key] 移除并返回key中任意一个个元素

srandmember [key] [count] 返回集合中count个元素组装成数组，当count>0返回数组不会重复，当count<0数组元素可能重复，count>key.length则返回整个set

srem [key] [member1 member2]移除key中一个或多个元素，不存在则忽略，key不是集合会返回错误

smove [key1] [key2] [member] 将key1中member移到key2中，如果member已存在key2中仅仅移除key1中，如果key1 key2有一个不是集合将会返回错误

会阻塞用户线程，如果redis中数据较多用户线程会被阻塞，直到save完成

不会阻塞用户线程，redis会开启一个后台的子线程处理save，用户的操作不受影响

全量复制

部分复制

主从复制风暴

集中式：集群的元数据信息集中管理，存储在一个机器上，所有节点向这台机器获取集群信息。优点在于数据更新及时，准群。缺点在于元数据存储压力较大

gossip通信：包含多种命令，ping，频繁向其他节点发送ping包含自己的元数据信息，meet，每个节点向新加入的节点发送meet命令告知自己的集群信息，pong，回复ping和meet，回复自己的集群元数据信息，fail，某个节点发现某个节点挂掉之后会发送fail命令给其他节点以通知大家这个节点宕机了。gossip通信端口，该节点的redis服务端口+10000,比如当前7379端口，那么gossip通信端口就是16379。元数据分散存储，每个节点维护自己的元数据信息，更新不及时是主要问题

搭建高可用的cluster集群。cluster实际上是若干个redis 主从，分片存储，内置了redis自己的hash散列。集群可支持上万个节点，官方推荐1000个。redis会分配16384和虚拟槽位，根据集群中节点数量分配每个槽位存储的数据区间。redis每个节点都会存储槽位信息，如果操作的数据不在当前节点，会返回应该操作的节点信息。

当slave发现自己的master挂掉，会像集群其他节点广播FAILOVER_AUTH_REQUEST消息，只有mater会回复FAILOVER_AUTH_ACK消息，并且只会回复每个小集群中的一个，当slave收到超过半数的master消息，就会把自己置为主节点，并广播整个集群发送pong消息通知其他节点。
slave发现自己的master挂掉并不是马上开始选举，而是有延迟的。根据延迟计算公式，得知节点复制数据越多，延迟越小，越有可能成为新的主节点。

1主2从中，主从节点之间通信异常，客户端与主节点通信正常，从节点判断主节点挂掉，实际上主节点没有挂掉(正常对外服务)，两个从节点重新选举了一个主节点。当网络恢复，旧的主节点会变成slave，并向新的master同步数据，此时，外接向旧的主节点的操作数据全部丢失。

脑裂的解决方案：min‐replicas‐to‐write 1//写数据成功最少同步的slave数量，如果不满足，master会拒绝写数据请求，也就不会有新数据生成，当然不会有数据丢失。此配置有一定风险，如果配置比较大，部分从节点挂掉也不会成功，集群拒绝对外提供写服务。推荐参考半数选举

cluster-require-full-coverage配置为no，表示集群中某个槽位的master下线后集群任可对外提供服务(其他槽位正常服务)

取第一个操作的hash计算槽位从而决定存储在哪个节点