互联网应用通常面向海量用户，其后台系统必须支撑高并发请求。在后端开发面试中，高并发技术也是一个常见的考察点。

那么，高并发系统通常是怎么设计的呢？需要采用哪些技术呢？本文就简单聊一聊高并发背后的各种技术栈。

必须明确高并发本身是目的，而不是某一项技术；只要能够提高连接数或系统处理吞吐的技术都算。因此，这是一个涉及面非常广的话题，本文无法事无巨细地展开。

我会重点罗列实现高并发的常见技术栈，并简单介绍每种技术的工作原理和应用场景，帮大家快速建立整体的知识脉络。

虽然每种技术的讲解篇幅有限，但我会列出更详细的学习资料，方便查阅学习。

大家可以以此知识地图为指引，制定学习计划，查漏补缺。

并发与并行

应用程序

多进程
多线程
非阻塞轮询
IO多路复用
内核参数调优

负载均衡

Nginx
HAProxy
LVS
F5
DNS

数据库

数据库调优
主从同步
读写分离
数据分片
MongoDB分布式架构

队列异步化

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并发与并行

通常大家对并发的理解就是同时处理多个任务，虽说没有错，但不够具体。因此，开始之前，我们有必要更准确地理解：什么是并发（ concurrentcy ）？并发跟并行（ parallel ）有何不同？

以文件下载场景为例，假设你需要下载 10 个文件，服务器响应时间是 1 秒，那么串行下载需要耗时 10 秒。文件下载这种 IO密集型应用 ，绝大部分时间都消耗在等待上。如果我们同时建立 10 个连接发出请求，再逐个等待服务器响应，那么最终可能只需消耗 1 秒左右。

这就是一个典型的并发场景，最显著的特征是 同时发起 多个任务。

再来看另一个场景，假设你有一台单核的电脑，正在压缩一个很大的文件。压缩程序需要消耗很长时间，期间你要处理邮件，编辑文档。操作系统提供分时机制，压缩程序时间片用完就调度其他程序到 CPU 上执行。

这也是一个并发的场景，用户同时发起多个任务进程，它们轮流使用 CPU 。这样用户不用等待压缩程序执行完毕就能同时收发邮件，操作体验好很多。

如果你同时压缩两个大文件，假设每个都要消耗 2 分钟，最终还是要至少消耗 4 分钟。因为 CPU 是单核的，就算两个压缩程序都在运行，但同一时间只有一个能在 CPU 上执行。因此，像这种 计算密集型应用 ，并发并不能缩短执行时间。

这时您可能会想到多核 CPU ——没错！多核 CPU 每个核心可以近似看成一个完整的 CPU ，能够独立执行程序。这样一来，两个压缩程序可以分布在不同核心上，同时执行，整体耗时将减半！

这个场景就是所谓的并行（ parallel ），一种比并发更进一步的形态，最显著的特征是 同时执行 。

并发（ concurrency ），同时发起，但不一定同时执行；
并行（ parallel ），同时执行；

应用程序

互联网应用系统想要支持高并发，势必要具备同时处理大量 TCP 连接的能力。应用进程通过操作系统提供的套接字进行 TCP 通信，如果采用经典同步阻塞模式，一个程序同一时间只能处理一个套接字连接，何谈高并发？

在同步阻塞 IO 编程模型中，套接字默认是阻塞的。程序读写套接字时，recv 和 send 等系统调用会一直等待直到对方数据到达，或者本方数据发出。在阻塞等待期间，程序无法执行其他任务。

那么，如何实现在同一个程序中同时处理多个 TCP 连接呢？

多进程

在远古时代，我们通常利用多进程技术来处理并发 TCP 连接：

主进程负责监听端口，收到新连接后 fork 子进程进行处理；
新连接套接字被子进程继承，子进程为新连接提供服务，处理完毕后便退出；

这个方案在同步阻塞 IO 模式下采用多进程实现并发处理能力，胜在开发简单，但缺点也很明显：

每个连接占用一个进程，资源开销将严重制约程序的最大并发数；
多个进程轮流竞争 CPU 执行权，上下文切换开销大；

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多线程

由于进程的资源开销相对较大，操作系统提供了一种更轻量的进程——线程。一个进程可以创建多个执行线程，它们共享进程内存等资源，因此开销相对较小。编程模式上跟前面提到的经典多进程方案类似：

主线程负责监听端口，收到新连接后创建一个子线程进行处理；
子线程启动后为新连接提供服务，服务完毕后则退出；

相比多进程，多线程方案有不少优点：

所有线程共用进程中的内存资源，内存开销相对较少；
线程切换成本比进程小，因为内存是共享的，页表不用切换，TLB 缓存也不用刷；

现代操作系统进程采用虚拟地址来访问内存，由 CPU 负责将虚拟地址转换成物理地址。虚拟地址和物理地址的映射关系由页表（ page table ）维护。CPU 根据页表做地址转换，并采用 TLB 缓存提升转换速度。当 CPU 发生进程切换，需要先加载新进程的页表，并刷新 TLB 缓存。这是一个开销相对较大的操作，会制约系统的最终性能。因此，应用工作进程通常不能超过 CPU 核数，有些场景甚至会将主要进程跟 CPU 核心一一绑定，以避免进程切换开销。

那么，线程是不是就没有开销了呢？当然不是啦！

线程有独立的执行栈，线程数一多也要消耗很多内存；
线程切换要保存旧进程 CPU 寄存器（执行状态），然后加载新线程的寄存器，由此导致的 CPU 缓存和指令流水线失效，也会带来不少损耗；

关于多进程和多线程编程技术，本文就简单介绍这些。想要进一步理解进程和线程的工作原理、区别和联系，可以复习一下操作系统：

推荐书籍：《现代操作系统原书第4版操作系统教材从入门到精通》

想要学习 CPU 的运行原理，更深入理解页表和 TLB 缓存的作用，可以复习计算机组成原理：

推荐书籍：《计算机组成与设计：硬件/软件接口（原书第5版 RISC-V版）》

想要学习多进程和多线程编程方法，掌握相关系统调用和代码开发技巧，可以看看 APUE ：

推荐书箱：《UNIX环境高级编程第3版》

非阻塞轮询

既然一个连接开一个进程或线程来处理开销太大，那有办法在一个执行流中同时处理多个连接吗？

同步阻塞模式下最棘手的问题是，套接字读写操作是阻塞的，会卡住进程或线程执行流。为此，操作系统支持将套接字设置成非阻塞模式：就算数据仍未就绪，读写操作也不会一直等待；而是直接返回错误，程序可以接着执行。

阻塞模式：读写操作会等待，直到数据就绪（函数调用迟迟不返回）；
非阻塞模式：读写操作不会等待（函数调用立马返回）；

由于应用程序不知道每个连接的数据何时就绪，因此只能进行轮询。举个例子，假设服务器进程通过 accept 系统调用接收到 3 个新连接，它并不知道这三个连接何时发请求上来。它只能采用轮询策略，定期尝试读取每个新套接字，看哪个有发数据过来。

非阻塞轮询方案也不完美，主要硬伤还是性能问题：

轮询时无差别读取，空闲连接也要读一遍，开销较大；
连接数据发上来后，要下一次轮询才能读到，及时性差；
为提升及时性，势必要提高轮询频率，但这样开销更大；

IO多路复用

为克服非阻塞轮询方案的种种缺点，操作系统又提供了 IO多路复用 （ IO multiplexing ）技术。

IO 多路复用顾名思义，就是通过一次系统调用同时监视多个 IO 对象（套接字）：应用进程执行系统调用告诉操作系统监视哪些文件描述符，当它们有可读、可写或错误事件时，系统调用返回告知应用程序。

IO 多路复用技术发展至今，已历经若干代，以 Linux 为例：

第一代：select ，解决有无问题；
第二代：poll ，优化文件描述符传递，突破数量限制；
第三代：epoll ，全面解决性能问题；

select

应用进程执行 select 系统调用，将要监视的文件描述符（套接字）列表传给内核：

int select(int nfds, fd_set *readfds, fd_set *writefds,
                  fd_set *exceptfds, struct timeval *timeout);

文件描述符列表分为 3 组，分别是：

readfds ，监视可读事件，套接字上有数据到底时触发；
writefds ，监视可写事件，数据送达对端套接字发送缓冲区释放时触发；
exceptfds ，监视异常事件，内核网络协议栈检测到异常时触发；

内核接到系统调用后，逐一遍历每个文件描述符；当有文件描述符就绪时，select 系统调用便返回。就绪的套接字同样通过这几个参数，传回应用程序（通过指针修改数据）。

如果当前所有文件描述符均为就绪，select 系统调用会阻塞等待，直到：

有文件描述符就绪；
进程通过 timeout 指定的超时时间到达；

应用进程只需执行一次 select 系统调用，即可监视多个套接字，效率比应用进程自己轮询显著提高。不过，您可能也猜到了，select 也有它的局限性：

文件描述符列表 fd_set 大小有限制，通常只支持 1024 个文件描述符；

该限制由一个宏定义指定，虽然可以调节，但需要重新编译内核
每次调用需要将关注的全部文件描述符拷贝到内核，开销很大；
内核需要遍历每个文件描述符，本质上还是轮询；

select 在内核中轮询比进程在用户空间自己轮询高效，因为系统调用的开销降低了：本来每检查一个套接字就需要执行一次系统调用，现在总共只需要执行一次。进程执行系统调用是有开销的，因为需要进行用户态和内核态切换（ CPU 执行栈和寄存器）。只不过跟进、线程切换相比，系统调用上下文切换开销要小很多。进程切换 > 线程切换 > 用户态内核态切换

更多关于 select IO多路复用的编程技巧，可以参考 APUE 或 Unix网络编程：

推荐书箱：《UNIX网络编程卷1 套接字联网API 第3版》

更多关于内核态、用户态、系统调用、上下文切换的细节，请查阅操作系统和 Linux 内核相关资料：

推荐书箱：《Linux内核设计与实现原书第3版》

poll

poll 主要解决 select 文件描述符列表大小限制问题，它采用 pollfd 结构，列表大小可灵活调节：

int poll(struct pollfd *fds, nfds_t nfds, int timeout)

fds ，即待监控文件描述符列表，它是一个 pollfd 结构体数组，数组大小是动态的；
nfds ，fds 数组长度；

虽然 poll 解决了文件描述符大小限制问题，但其他实现跟 select 差不多：

文件描述符集合仍需在用户态和内核态间复制；
检测仍需要轮询遍历每个文件描述符；

总体而言，随着监控套接字集合的增加，poll 性能会线性下降，因此也不适用于大并发场景。

epoll

为解决 select 和 poll 的性能问题，Linux 内核后来实现了 epoll 机制，有针对性地进行了优化：

文件描述符只需注册一次，不用每次都传进内核；
执行 epoll_ctl 系统调用，注册/修改/取消要监视的文件描述符；
内核用红黑树维护注册的文件描述符，提高查找效率（避免遍历）；
采用回调函数机制订阅 IO 事件，避免轮询；
epoll_ctl 添加新文件描述符的同时，内核会注册 IO 事件回调函数；
当相关 IO 事件发生，回调函数就会执行，内核就知道哪些文件描述符就绪了；
只返回就绪文件描述符到用户空间；
回调函数执行时，内核会将对应的活跃描述符加入就绪链表；
epoll_wait 等待文件描述符就绪，然后只需取出就绪链表并返回，不用遍历；
应用进程只处理就绪文件描述符，无需遍历每个文件描述符进行判断；

采用 epoll 机制，应用进程通常这样操作：

执行 epoll_create 系统调用，创建 epoll 专用文件描述符（保存相关上下文）；

参数 size 告诉内核监听规模，这不是一个限制，只是一个建议值，内核据此分配资源初始化相关数据结构；
epoll 创建红黑树用于保存待监听文件描述符；
epoll 创建就绪链表用于保存就绪的文件描述符；
执行 epoll_ctl 系统调用，注册、修改、移除待监听文件描述符；
EPOLL_CTL_ADD 注册新的文件描述符，内核将该文件描述符保存到红黑树，然后注册 IO 事件回调函数；
当 IO 事件发生，回调函数被执行，对应文件描述符将被放入就绪链表；
EPOLL_CTL_MOD 修改已注册的文件描述符，根据要订阅的事件，调整回调函数注册；
EPOLL_CTL_DEL 移除文件描述符注册，删除回调函数注册；
执行 epoll_wait 系统调用，等待文件描述符就绪；
内核直接从链表中取出就绪文件描述符并返回；
应用程序直接处理就绪文件描述符，无需逐个遍历；
如果就行链表为空，epoll_wait 可以阻塞直到其中有一个就绪；

另外，epoll 还支持不同的触发模式：

水平触发，以读事件为例，只要文件描述符可读，就会一直返回；
边缘触发，以读事件为例，仅当文件描述符从不可读变成可读时，才会返回；

边缘触发模式通常效率更高——因为 epoll 只在文件描述符变为可读时通知一次，不会重复通知。但边缘触发模式代码编写起来要复杂一些，应用进程必须自己持续读取，以免遗漏。

更多关于 epoll 的工作原理和编程技巧，可以参考《Unix网络编程》：

推荐书箱：《UNIX网络编程卷1 套接字联网API 第3版》

操作系统调优

采用 IO 多路复用之后，进程连接数可能还是上不去，这时需要检查 Linux 系统参数。有两个非常重要的参数制约一个进程能够打开的文件数上限，包括套接字。第一个是内核参数 /proc/sys/fs/file-max ：

$ cat /proc/sys/fs/file-max
100000

这个参数控制 Linux 系统最多允许同时打开多少个文件，是系统级别的硬限制。如果这个参数设置过小，进程连接数肯定上不去。通常 Linux 内核会根据系统硬件资源（内存）状况自动计算该限制，如无特殊需要不必调整。

如果该参数当前设置太小，可以手工调大：

$ echo 1000000 > /proc/sys/fs/file-max

还有另一个限制是 ulimit ，更具体讲是其中的 nofile ，它控制一个进程能够打开的最大文件数。nofile 参数分两个值来设置，其中：

hard ，设置硬限制，进程能自己调节，但只能调小；
soft ，设置软限制，进程能自己调节，既能调大也能调小，但不能超过 hard ；

最终进程能打开的最大文件数受 soft 值直接控制，受 hard 值间接控制。之所以将参数分成两个值，我猜是内核想想让进程自主控制最大文件数，又不想其超过既定范围，分成两个值更灵活一些。

很多 Linux 系统 ulimit.nofile 默认设置为 1024 ，这意味着进程最多能同时处理的连接数只有一千出头！如果需要调大，可以执行 ulimit 命令或编辑 /etc/security/limits.conf 文件，本文不再赘述。

关于 Linux 资源限制（ resource limit 或 rlimit ）更多细节，可以查阅 Linux 经典书籍：

推荐书箱：《鸟哥的Linux私房菜基础学习篇第3版》

采用 IO 多路复用技术，并调好关键内核参数，单个应用进程能够实现相当可观的并发。由于现代 CPU 通常有很多核心，因此我们还可以采用多进程技术，进一步提高并发能力。

这里的多进程跟之前的已有本质区别，每个进程都能同时支持很多并发连接，而不仅仅是一个。如果还想继续优化，将单机性能发挥到极致，就只能深挖处理器架构和 Unix 内核相关知识了。

处理器方面要了解 SMP 和 MUMA 架构、流水线以及缓存原理，才能有针对性地进行优化。举个例子，处理同样的大矩阵，按行还是按列遍历性能可能会相差一个数量级，因为不好的访问方式会让 CPU 缓存失效。

这方面我推荐看《深入理解计算机系统》，里面有很多例子：

推荐书箱：《深入理解计算机系统原书第3版》

Linux 内核方面则可以看看《Linux内核设计与实现》，补全关于进程调度、内存管理等知识。

负载均衡

采用 IO 多路复用技术配合多进程，我们可以将多核机器的性能发挥到极致。然而性能再好的机器，它能够支撑的并发负载也是有限的，毕竟 CPU 核心就那么多个。这时又该如何优化呢？

我们可以将应用从 单机架构 升级到 分布式架构 ，以实现 水平扩展 。水平扩展的思路简单粗暴，一台机器不够，那就两台；两台不够就三台，还不够还可以继续加！

那么，如何实现能够水平扩展的分布式架构呢？

我们可以将应用部署到若干台机器上，请求可以送到任意一台机器上处理。这样一来，一个 N 节点组成的应用，其处理能力理论上可以达到单机模式的 N 倍。

换句话讲，系统的处理能力，跟系统的节点数成线性关系。这是一种非常有弹性的系统架构，特别适用于应用负载会随时间变化的场景。当系统负载上升时，只需为系统扩容新机器；当负载下降时，则反过来缩容一些。

还有一个问题，怎么将请求分发到不同的机器上执行，并且尽量均匀呢？总不能让客户端自己来决定请求哪个节点吧？这就需要引入 负载均衡 （ load balancing ）技术。

负载均衡顾名思义就是负责将请求负载，均匀地分发到背后的工作节点。按负载均衡工作的网络层次，可以进一步分为两种：

四层负载均衡，工作在传输层；
七层负载均衡，工作在应用层；

业界的负载均衡技术很多，常用的有

Nginx
HAProxy
LVS
DNS
etc

Nginx

Nginx 是一款非常强大的 Web 服务器，常用于 路由转发 和 负载均衡 场景。

假设有一个电商站点，后台应用原来部署在一台机器上。现在由于用户量快速上涨，急需扩容。我们可以再找一台机器，部署上后台应用，然后前面再部署一个 Nginx 来分发流量：

如上图，Nginx 充当 反向代理（ reversed proxy ）的角色，客户端直接将请求发给 Nginx ，由 Nginx 负责转发到其后面的两台 Web 应用服务器。这一切对客户端来说是完全透明的，它们只跟 Nginx 打交道，因此反向代理常被称为透明代理。

Nginx 反向代理配置起来也很简单，我们来看一个例子：

server {
    # 监听端口
    listen 80;
    # 代理对外域名
    server_name proxy-site.com;

    location / {
        # 转向服务器
        proxy_pass http://dest-site.com;
        proxy_redirect default;
    }
}

# 服务器集群及权重(可选)
upstream dest-site.com {
    server 10.0.0.1:80 weight=1;
    server 10.0.0.2:80 weight=2;
}

这个例子定义了一个 upstream ，包含两台应用服务器，假设 IP 分别是 10.0.0.1 和 10.0.0.2 ；server 节则定义 proxy_pass 将所有流量转到这个 upstream 。注意到，upstream server 还能设置权重，给性能好点的服务器分发更多流量。

简单业务场景，请求通常可以落在任一台服务器处理，因此 Nginx 只需随机转发。但在某些复杂的业务场景可能就不行，比如有的需要实现会话保持。

举个例子：如果应用服务器将登陆会话保存在本地，那么 Nginx 必须保证登录后的请求都落在原来那台。否则若登录时落在 A 节点上处理，之后又落在 B 节点就会有问题，因为 B 并没有保存该请求的会话信息。

那么，Nginx 如何配置会话保持呢？常用的配置手段有两种：

ip hash ，根据客户端 IP 哈希决定转发到哪个节点；
客户端 IP 如果发生变化，转发节点很可能也会变化，进而导致会话失效；
根据 IP 哈希，理论上可以将请求均匀地分布在不同节点；
但来自同一局域网的客户端，由于出口 IP 相同，会被转发到同一节点，可能导致负载失衡；
sticky_cookie_insert ，启用会话亲缘关系，Nginx 设置 cookie 并据此决定转发；
基于 cookie 而非客户端 IP 来判断，可以避免同一局域网或前端代理导致的负载均衡；

哈希映射 是一种简单高效的数据映射方法，做法很简单：

对映射节点进行编号，N 个节点可以编号成 0 ，1 ，…… ， N-1 ；
对数据（如 IP 地址）求哈希值，并对 N 取模（ hash % N ），得到一个 0 到 N-1 的数值，就是映射到的节点编号；

Nginx 还支持配置健康检查，对 upstream 后端服务进行监控，发现故障就将其剔除：

如上图，Nginx 背后配了 3 台 Web 应用服务器，其中第一台服务器发生故障；Nginx 通过健康检查发现了故障，并将其从 upstream 中摘除；新进来的请求将分发到正常的服务上，因此客户端对此完全无感。这种集群架构允许集群部分节点故障，系统功能完全不受影响，因此同时实现了 高可用（ high availability ）。

因此，利用负载均衡技术，我们可以实现高并发，也可以实现高可用，或者兼而有之。

HAProxy

Nginx 通常应用于七层（应用层），它可以配置复杂策略，根据 HTTP 请求内容（如 cookie ）来转发请求。如果采用其他应用层协议，或者不关心应用层协议，只需按端口转发，则可以采用 HAProxy 。

HAProxy 本质上是一个端口转发器：它监听自己的服务端口，然后把客户端的连接转发到背后的服务器上：

一个客户端连上了后，HAProxy 会拿到一个连接套接字；
HAProxy 根据转发策略，代表该客户端与背后的服务器建立连接，得到另一个套接字；
此后 HAProxy 负责在这两个套接字间来回拷贝数据；

由于 HAProxy 只是一个四层转发转发器，它配置起来比 Nginx 要简单一些。当然了，功能也更为单一，但在简单的业务场景下，也是够用的。

LVS

根据套接字编程接口，HAProxy 转发数据时需要先将数据从一个套接字读到（ recv ）用户空间，再通过对应的套接字发送（ send ）出去。很显然，这会导致了大量的数据拷贝：读取时从内核空间拷贝到用户空间，发送时从用户空间又重新拷贝回内核空间。

为避免不必要的数据拷贝，内核提供了 sendfile 系统调用进行优化。sendfile 系统调用将数据从一个文件描述符读取出来，并写到另一个，期间无需在用户态和内核态间拷贝数据。

虽然 sendfile 避免了数据拷贝，但系统调用还是避免不了。如果端口转发可以绕过进程，直接在内核中做，那性能肯定还会大幅提升。为此，章文嵩博士在内核中实现了 LVS（ Linux Virtual Server ）。

LVS 是一个基于四层，工作于内核且性能十分强悍的反向代理服务器，支持很多模式：

DR 模式；
NAT 模式；
FULLNAT 模式；

对比 HAProxy ，LVS 的工作原理要复杂很多。因篇幅关系，本文就不再深入介绍了。后续有机会，我再写篇文章详细讲解一下。现在，我们只这样理解 LVS ：

工作于内核；
实现四层转发；
无数据拷贝，性能强悍；
支持回程流量不经过代理接入节点直接回给客户端，能有效缓解接入节点的带宽瓶颈；

F5

LVS 性能比 HAProxy 要好很多，但毕竟只是软件负载均衡技术，性能仍达不到极致。如果想要得到更好的性能，可以采用一些硬件解决方案，比如 F5 。

硬件负载均衡技术，本质上跟前面介绍的软件解决方案是一样的。只不过硬件不存在操作系统中断、上下文切换等软件处理开销，因此性能会好很多。当然了，硬件解决方案通常也比较贵，因为需要买专用设备。

DNS

根据 DNS 协议，一个域名可以解析到多个不同的 IP 上。因此，DNS 也可以用来做负载均衡，水平扩展系统的处理能力。

举个例子，假设我的站点 fasionchan.com 的访问量很大，我可以多部署多几台服务器，然后把 IP 都配置到 DNS 。用户访问站点需要先解析域名，由于得到的 IP 有多个，它会随机挑一个来访问。正因 IP 选择是随机的，每台服务器的负载大致是均匀的。

数据库

互联网后台通常是由应用程序和数据库组成的大型系统，如果数据库性能跟不上，就算应用程序优化得再好也是白搭。那这部分我们就一起来研究一下，如何对数据库进行优化。

数据库调优

数据库调优这个话题还是很大，涉及面非常广。小到字段类型，大到索引设计，SQL 语句写法都会影响查询性能。

举个例子，有一个长度很大的字段需要建索引，最好另存一个 MD5 字段，把索引建在 MD5 字段上。因为 MD5 值的长度是固定的，而且长度相对较短，不管是索引空间还是查询效率都会显著提高。

由于本文只是指引性介绍，姑且以这个例子抛砖引玉，有兴趣的读者可以深入学习《高性能MySQL》之类的权威著作：

主从同步高可用

前面提到，应用程序可以部署多个节点，配合负载均衡技术实现高可用。那么，数据库也可以这样实现高可用吗？

我们来考察一个简单的场景，假设我们有一个类似微信朋友圈的应用：

我们部署了多台应用服务器，提供后端 API 接口，它们都连同一个数据库。客户端的请求上来后，先经过一个负载均衡器，由它转发给应用服务器。应用服务器则根据业务逻辑，对数据库进行读写。

这个架构应用服务器是高可用的，因为不管哪个节点挂了，负载均衡器都可以将流量送到健康节点。想要容忍更多服务器故障，我们只需部署更多节点。只要不是所有服务器都挂点，我们的服务就不受影响。

但是，我们的数据库只有一台！但由于数据库是典型的有状态服务，不能无差别地部署多实例。试想用户发朋友圈写 A 库，读朋友圈读 B 库不就发现自己的数据不见了吗？

因此，数据库部署多实例后还需要同步数据，确保每个实例数据是一致的。由于多点写入会给数据同步带来挑战，数据冲突可能难以解决，因此通常采用主从同步模式：

如上图，应用连接主库读写数据，从库连接主库同步数据。平时应用不会连接从库，因此从库只起到备份数据的作用。当主库故障无法恢复时，管理员可以将应用切到从库，从库转为主库，继续提供服务：

由于数据同步存在时延，因此从库跟主库可能不一致；
主从切换需要人工判断是否安全，以及切换后是否需要进行数据维护，以保证数据一致性；
当主库恢复后，可以转为从库，连接新主库同步数据；

采用主从同步架构后，就算主数据库故障短时间无法恢复，管理员也可以将应用切到从库从而恢复服务，可用性在一定程度上得到有效保障。

读写分离

假设我们要实现一个类型朋友圈的功能，后端提供一个 API 模块。用户发朋友圈时，前端调用 API 写数据库；用户刷朋友圈时则调 API 读数据库。这是一个应用的最小化模型，很简单对吧？

假设现在应用的用户量很大，很多人都在刷朋友圈，数据库查询压力很大，怎么办呢？

最简单的做法是部署主从同步架构来做读写分离：

如上图，数据库部署主从同步结构，应用写操作连到主库上，读操作连接到从库上。这样读压力就从主库分散到从库上，从而获得更大的吞吐量。如果读压力很大，我们还可以多部署几个从库，进一步分散读压力。

因此，主从同步结构特别适用于读压力很大的业务场景。

数据同步延迟

用户发朋友圈，数据写入主库后，还要经过一小段时间之后才能同步到从库。假设你发了朋友圈，数据还没同步到从库，这时你刷新自己的首页，岂不是发现自己发的朋友圈丢了！

因此，采用读写分离架构的应用，必须关注数据同步延迟，并加以处理。拿这个例子来说，应用服务只要保证当前用户的朋友圈总是到主库读，就不会有问题。

单调读

假设好友发了一条朋友圈，写入主库，但只有从库①已经同步，从库②和③尚未完成同步，这时你刷朋友圈会发生什么现象？

由于刷朋友圈是一个读操作，应用服务器会连接从库读取数据。如果连的是从库①，这时可以读到好友的朋友圈。假设这时你刷新了页面，应用服务器连接从库②读取数据，这时你会发现好友发的朋友圈消失了！你再刷新，如果又连回从库①，这时朋友圈又出现了，再刷一下可能又消失了……

由于从库的同步速度不是完全一致的，而且步调也难以控制，因此应用肯定会读到不一致的数据。那么，我们应该怎么解决这个问题呢？

其实很简单，应用服务器可以根据用户算哈希值，来决定连哪个从库，以此保证同个用户会固定读一个从库。这样一来，只要朋友圈记录从主库同步到当前从库，被用户读到之后就不会再消失。

从库数据的同步进度，决定了其数据快照的时间点。一旦读取到新的数据快照，就不会重新读到旧快照，这就是所谓的 单调读 。

关于读写分离架构就先简单介绍这些，更多细节大家可以阅读《数据密集型应用系统设计》深入学习：

数据缓存

数据库读压力太大，还可以通过引入缓存来解决。举个例子，网络论坛应用首页展示热门帖子，这需要查询数据库。而且这不是一个简单查询，开销可能较大。如果每个用户刷新首页都要查一遍数据库，压力可想而知。

热门帖子通常在短时间内不会变化，因此我们可以将查询结构缓存起来：

应用服务器先查缓存——①；
如果缓存数据不存在或者已经过期，查询数据库——②；
将数据库查询结构写到缓存，同时可以设置有效期——③；
只要缓存数据尚未失效，应用程序可以直接从缓存中读取——④；

有了缓存挡在前面，应用服务器仅当缓存失效时才会查询数据库，因此数据库压力大幅降低。如果应用服务器采用多节点部署，查库写缓存操作（如图②和③）可能需要用分布式锁加以保护。

至于缓存模块的实现，可以采用目前很流行的中间件，比如：

Redis
Memcached

数据分片

在海量业务面前，以上这些套路还是远远不够的。假设你有一个国民级应用，你光用户表就得有十几亿条数据！那问题来了，什么样的数据库才能支持单表十几亿规模的在线查询呢？

常用数据库对此可能都无能为力，以 MySQL 为例，单表数据规模达到千万级以上后，性能就会有明显下降。那问题是否就完全无解了呢？

计算机科学中有一个非常有名的分治思想，几乎放之四海而皆准。我们可以对大表进行划分，分成若干小表，然后存放到不同的数据库上。

这样一来，每个数据库中的数据量下降了，压力也就下降了。不过我们还有一个问题尚未解决，数据应该如何划分呢？如果是随机划分，查询时如何确定查哪个库呢？难不成每个库都查一遍？

数据划分

一般而言，可以采用以下两种策略来划分数据：

哈希划分，对数据键（唯一用户名）求哈希值，决定保存在哪个库；
范围划分，对数据区间进行分段后保存，比如身份证号为 44 开头的保存在某个库；

哈希划分

回到前面的例子，我们可以先对用户名求哈希值，再根据哈希值决定数据保存到哪个子库。这种划分方式通常可以保证数据基本上是均匀的，因为哈希映射是随机的。

查询时，应用需要根据查询条件决定查询哪个数据库。举个例子，如果查询 tom 的用户信息，计算 tom 的哈希值并进行映射即可知道应该查询数据库②。

不过有些查询无法确定子数据库，只能每一个都查一遍，再合并结果。例如查询 tom 的好友，查询条件没有包含哈希用的字段，也就无法做哈希映射；而 tom 的好友可能保存在任一个子库中，因此只能全部查一遍。

一致性哈希

顺便提一下，如果只是采用普通哈希方法，增减子库时会导致大量的数据迁移。因为 N 一变，哈希值取模出来的序号也跟着变，那映射关系也就全变了。映射关系一变意味着我们需要将数据从旧库，迁移到新映射的库上去。

这种问题可以采用 一致性哈希 （ consistent hashing ）算法加以解决，它通过引入一层虚拟节点，来减少映射关系的变动。

范围划分

范围划分，顾名思义就是将字段值的范围划分为若干区间，再分别保存到不同的子库。举个例子，有个应用用户 ID 的范围在 1~1000000 之间，用户表需要分 5 个子库存储，可以这样分：

1~200000 ，存在子库①；
200001~400000 ，存在子库②；
400001~600000 ，存在子库③；
600001~800000 ，存在子库④；
800001~1000000 ，存在子库⑤；

分段太大通常不太灵活，例如数据分别可能不均匀。因此，我们可能需要缩小分段范围，比如以 100 为一个段，1 百万的 ID 范围可以划分为 1 万个区间，再映射到子库上去，而映射关系作为元数据保存。

如果发现某个子库负载较高，可以将上面的某些区间数据迁移到其他节点上，数据库维护起来就灵活多了。

MongoDB案例

MongoDB 是一个典型的分布式数据库，我们就以它为学习案例，深入考察 数据复制 和 数据分片 相关架构设计。

数据复制（ replication ），通常为了实现高可用，同时也实现压力分散；
数据分片（ partitioning ），通常为了实现水平扩展；

MongoDB 支持主从同步，通常是一个主节点加两个从节点组成一个 复制集（ replica set ），检查 RS ：

如上图是一个三节点组成的复制集，三个节点保持通信，并通过分布式共识算法选举主节点。主节点接收写请求，从节点从主节点同步复制数据。读请求可以视业务场景配置读取策略：

只读 primary ；
只读 secondary（读写分离）；
两者都可读；

应用程序通常将 RS 每个节点的 IP 都配上，它可以连接任一节点，读取 RS 集群信息，然后再连接主节点。选举时要满足过半数原则，因此节点数通常为奇数，即，则为过半数。

由此一来，一个 RS 至少需要有 3 个节点：一主两从，数据为三副本。如果只要一主一从两副本模式，可以加一个仲裁节点。仲裁节点只参与选举，不存储数据。

RS 实现数据多副本，达到高可用和分散压力的目的。一方面，RS 允许有节点挂掉，只要故障节点不超过半数，数据库服务就不受影响；另一方面，通过读写分离，可以将读压力分散到 secondary 节点，从而降低 primary 的压力。

除了数据副本复制功能，MongoDB 还提供了数据分片功能：

如上图，这是一个 MongoDB 分片集群：集群中有 5 个分片，每个分片的数据由一个 RS 负责存储，RS 做数据副本复制以实现高可用；MongoDB 支持通过哈希或者范围划分，将数据分到某一个 RS 上保存；数据划分策略、分片映射关系则由一个独立的 RS 保存，称为 config ；由于这类元数据不大，因此 config 通常都很小；mongos 则负责查询路由，它解析客户端请求，根据 config 中的元数据判断数据位于哪个 RS ；如果查询条件无法确定数据位置，它会向每个 RS 都发起查询，再合并结果；mongos 是无状态的，通常可以部署多个实例，来实现高可用；此外，MongoDB 还可以自动平衡数据，将数据从负载高的 RS 迁移到负载低的 RS （迁移好后更新 config 元数据）。