最近我在思考实时数仓问题的时候，想到了巨量的redis的存储的问题，然后翻阅到这篇文章，与各位分享

一 需求背景

该应用场景为DMP缓存存储需求，DMP需要管理非常多的第三方id数据，其中包括各媒体cookie与自身cookie（以下统称supperid）的mapping关系，还包括了supperid的人口标签、移动端id（主要是idfa和imei）的人口标签，以及一些黑名单id、ip等数据。

在hdfs的帮助下离线存储千亿记录并不困难，然而DMP还需要提供毫秒级的实时查询。由于cookie这种id本身具有不稳定性， 所以很多的真实用户的浏览行为会导致大量的新cookie生成，只有及时同步mapping的数据才能命中DMP的人口标签，无法通过预热来获取较高的命中，这就跟缓存存储带来了极大的挑战。

经过实际测试， 对于上述数据，常规存储超过五十亿的kv记录就需要1T多的内存，如果需要做高可用多副本那带来的消耗是巨大的，另外kv的长短不齐也会带来很多内存碎片，这就需要超大规模的存储方案来解决上述问题。

二 存储何种数据

人⼝标签主要是cookie、imei、idfa以及其对应的gender（性别）、age（年龄段）、geo（地域）等；mapping关系主要是媒体cookie对supperid的映射。以下是数据存储⽰示例：

1. PC端的ID：

   媒体编号-媒体cookie=>supperid

supperid => { age=>年龄段编码，gender=>性别编码，geo=>地理位置编码 }
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2. Device端的ID：

   imei or idfa => { age=>年龄段编码，gender=>性别编码，geo=>地理位置编码 }
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显然PC数据需要存储两种key=>value还有key=>hashmap，⽽而Device数据需要存储⼀一种

key=>hashmap即可。

三 数据特点

• 短key短value：

   其中superid为21位数字：比如1605242015141689522；
imei为小写md5：比如2d131005dc0f37d362a5d97094103633；
idfa为大写带”-”md5：比如：51DFFC83-9541-4411-FA4F-356927E39D04；
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• 媒体自身的cookie长短不一；
• 需要为全量数据提供服务，supperid是百亿级、媒体映射是千亿级、移动id是几十亿级；
• 每天有十亿级别的mapping关系产生；
• 对于较大时间窗口内可以预判热数据（有一些存留的稳定cookie）；
• 对于当前mapping数据无法预判热数据，有很多是新生成的cookie；

4 存在的技术挑战

1） 长短不一容易造成内存碎片；

2） 由于指针大量存在，内存膨胀率比较高，一般在7倍，纯内存存储通病；

3） 虽然可以通过cookie的行为预判其热度，但每天新生成的id依然很多（百分比比较敏感，暂不透露）；

4） 由于服务要求在公网环境（国内公网延迟60ms以下）下100ms以内，所以原则上当天新更新的mapping和人口标签需要全部in memory，而不会让请求落到后端的冷数据；

5） 业务方面，所有数据原则上至少保留35天甚至更久；

6） 内存至今也比较昂贵，百亿级Key乃至千亿级存储方案势在必行！

5 解决方案

5.1 淘汰策略

存储吃紧的一个重要原因在于每天会有很多新数据入库，所以及时清理数据尤为重要。主要方法就是发现和保留热数据淘汰冷数据。

网民的量级远远达不到几十亿的规模，id有一定的生命周期，会不断的变化。所以很大程度上我们存储的id实际上是无效的。而查询其实前端的逻辑就是广告曝光，跟人的行为有关，所以一个id在某个时间窗口的（可能是一个campaign，半个月、几个月）访问行为上会有一定的重复性。

数据初始化之前，我们先利用hbase将日志的id聚合去重，划定TTL的范围，一般是35天，这样可以砍掉近35天未出现的id。另外在Redis中设置过期时间是35天，当有访问并命中时，对key进行续命，延长过期时间，未在35天出现的自然淘汰。这样可以针对稳定cookie或id有效，实际证明，续命的方法对idfa和imei比较实用，长期积累可达到非常理想的命中。

5.2 减少膨胀

Hash表空间大小和Key的个数决定了冲突率（或者用负载因子衡量），再合理的范围内，key越多自然hash表空间越大，消耗的内存自然也会很大。 再加上大量指针本身是长整型，所以内存存储的膨胀十分可观。先来谈谈如何把key的个数减少。

大家先来了解一种存储结构。我们期望将key1=>value1存储在redis中，那么可以按照如下过程去存储。 先用固定长度的随机散列md5(key)值作为redis的key，我们称之为BucketId，而将key1=>value1存储在hashmap结构中，这样在查询的时候就可以让client按照上面的过程计算出散列，从而查询到value1。

过程变化简单描述为：get(key1) -> hget(md5(key1), key1) 从而得到value1。

如果我们通过预先计算， 让很多key可以在BucketId空间里碰撞，那么可以认为一个BucketId下面挂了多个key。比如平均每个BucketId下面挂10个key，那么理论上我们将会减少超过90%的redis key的个数。

具体实现起来有一些麻烦，而且用这个方法之前你要想好容量规模。 我们通常使用的md5是32位的hexString（16进制字符），它的空间是128bit，这个量级太大了，我们需要存储的是百亿级，大约是33bit（2的33次方），所以我们需要有一种机制计算出合适位数的散列，而且为了节约内存，我们需要利用全部字符类型（ASCII码在0~127之间）来填充，而不用HexString，这样Key的长度可以缩短到一半。

下面是具体的实现方式

   
public static byte [] getBucketId(byte [] key, Integer bit) {

    MessageDigest mdInst = MessageDigest.getInstance("MD5");

    mdInst.update(key);

    byte [] md = mdInst.digest();

    byte [] r = new byte[(bit-1)/7 + 1];// 因为一个字节中只有7位能够表示成单字符，ascii码是7位

    int a = (int) Math.pow(2, bit%7)-2;

    md[r.length-1] = (byte) (md[r.length-1] & a);

    System.arraycopy(md, 0, r, 0, r.length);

    for(int i=0;iif(r[i]<0) r[i] &= 127;

    }

    return r;

}
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参数bit决定了最终BucketId空间的大小，空间大小集合是2的整数幂次的离散值。这里解释一下为何一个字节中只有7位可用，是因为redis存储key时需要是ASCII（0~127），而不是byte array。 如果规划百亿级存储，计划每个桶分担10个kv，那么我们只需2^30=1073741824的桶个数即可，也就是最终key的个数。

5.3 减少碎片

碎片主要原因在于内存无法对齐、过期删除后，内存无法重新分配。 通过上文描述的方式，我们可以将人口标签和mapping数据按照上面的方式去存储，这样的好处就是redis key是等长的。另外对于hashmap中的key我们也做了相关优化，截取cookie或者deviceid的后六位作为key，这样也可以保证内存对齐，理论上会有冲突的可能性，但在同一个桶内后缀相同的概率极低(试想id几乎是随机的字符串，随意10个由较长字符组成的id后缀相同的概率*桶样本数=发生冲突的期望值<<0.05,也就是说出现一个冲突样本则是极小概率事件，而且这个概率可以通过调整后缀保留长度控制期望值)。而value只存储age、gender、geo的编码，用三个字节去存储。

另外提一下，减少碎片还有个很low但是有效的方法，将slave重启，然后强制的failover切换主从，这样相当于给master整理的内存的碎片。

推荐Google-tcmalloc， facebook-jemalloc内存分配，可以在value不大时减少内存碎片和内存消耗。有人测过大value情况下反而libc更节约。