本篇內(nèi)容主要講解“怎么打造高性能的 Go 緩存庫(kù)”，感興趣的朋友不妨來看看。本文介紹的方法操作簡(jiǎn)單快捷，實(shí)用性強(qiáng)。下面就讓小編來帶大家學(xué)習(xí)“怎么打造高性能的 Go 緩存庫(kù)”吧!
成都創(chuàng)新互聯(lián)總部坐落于成都市區(qū)，致力網(wǎng)站建設(shè)服務(wù)有網(wǎng)站建設(shè)、成都網(wǎng)站設(shè)計(jì)、網(wǎng)絡(luò)營(yíng)銷策劃、網(wǎng)頁(yè)設(shè)計(jì)、網(wǎng)站維護(hù)、公眾號(hào)搭建、小程序制作、軟件開發(fā)等為企業(yè)提供一整套的信息化建設(shè)解決方案。創(chuàng)造真正意義上的網(wǎng)站建設(shè)，為互聯(lián)網(wǎng)品牌在互動(dòng)行銷領(lǐng)域創(chuàng)造價(jià)值而不懈努力！
我在看一些優(yōu)秀的開源庫(kù)的時(shí)候看到一個(gè)有意思的緩存庫(kù) fastcache，在它的介紹主要有以下幾點(diǎn)特點(diǎn)：
讀寫數(shù)據(jù)要快，即使在并發(fā)下;
即使在數(shù) GB 的緩存中，也要保持很好的性能，以及盡可能減少 GC 次數(shù);
設(shè)計(jì)盡可能簡(jiǎn)單;
本文會(huì)通過模仿它寫一個(gè)簡(jiǎn)單的緩存庫(kù)，從而研究其內(nèi)核是如何實(shí)現(xiàn)這樣的目標(biāo)的。希望各位能有所收獲。
在項(xiàng)目中，我們經(jīng)常會(huì)用到 Go 緩存庫(kù)比如說 patrickmn/go-cache庫(kù)。但很多緩存庫(kù)其實(shí)都是用一個(gè)簡(jiǎn)單的 Map 來存放數(shù)據(jù)，這些庫(kù)在使用的時(shí)候，當(dāng)并發(fā)低，數(shù)據(jù)量少的時(shí)候是沒有問題的，但是在數(shù)據(jù)量比較大并發(fā)比較高的時(shí)候會(huì)延長(zhǎng) GC 時(shí)間，增加內(nèi)存分配次數(shù)。
比如，我們使用一個(gè)簡(jiǎn)單的例子：
重慶分公司
重慶分公司
func main() { a := make(map[string]string, 1e9) for i := 0; i < 10; i++ { runtime.GC() } runtime.KeepAlive(a) }在這個(gè)例子中，預(yù)分配了大小是10億(1e9) 的 map，然后我們通過 gctrace 輸出一下 GC 情況：
做實(shí)驗(yàn)的環(huán)境是 Linux，機(jī)器配置是 16C 8G ，想要更深入理解 GC，可以看這篇：《 Go 語言 GC 實(shí)現(xiàn)原理及源碼分析 https://www.luozhiyun.com/archives/475 》
[root@localhost gotest]# GODEBUG=gctrace=1 go run main.go ... gc 6 @13.736s 17%: 0.010+1815+0.004 ms clock, 0.17+0/7254/21744+0.067 ms cpu, 73984->73984->73984 MB, 147968 MB goal, 16 P (forced) gc 7 @15.551s 18%: 0.012+1796+0.005 ms clock, 0.20+0/7184/21537+0.082 ms cpu, 73984->73984->73984 MB, 147968 MB goal, 16 P (forced) gc 8 @17.348s 19%: 0.008+1794+0.004 ms clock, 0.14+0/7176/21512+0.070 ms cpu, 73984->73984->73984 MB, 147968 MB goal, 16 P (forced) gc 9 @19.143s 19%: 0.010+1819+0.005 ms clock, 0.16+0/7275/21745+0.085 ms cpu, 73984->73984->73984 MB, 147968 MB goal, 16 P (forced) gc 10 @20.963s 19%: 0.011+1844+0.004 ms clock, 0.18+0/7373/22057+0.076 ms cpu, 73984->73984->73984 MB, 147968 MB goal, 16 P (forced)
上面展示了最后 5 次 GC 的情況，下面我們看看具體的含義是什么：
gc 1 @0.004s 4%: 0.22+1.4+0.021 ms clock, 1.7+0.009/0.40/0.073+0.16 ms cpu, 4->5->1 MB, 5 MB goal, 8 P gc 10 @20.963s 19%: 0.011+1844+0.004 ms clock, 0.18+0/7373/22057+0.076 ms cpu, 73984->73984->73984 MB, 147968 MB goal, 16 P (forced) gc 10 ：程序啟動(dòng)以來第10次GC @20.963s：距離程序啟動(dòng)到現(xiàn)在的時(shí)間 19%：當(dāng)目前為止，GC 的標(biāo)記工作所用的CPU時(shí)間占總CPU的百分比
垃圾回收的時(shí)間
gc 1 @0.004s 4%: 0.22+1.4+0.021 ms clock, 1.7+0.009/0.40/0.073+0.16 ms cpu, 4->5->1 MB, 5 MB goal, 8 P gc 10 @20.963s 19%: 0.011+1844+0.004 ms clock, 0.18+0/7373/22057+0.076 ms cpu, 73984->73984->73984 MB, 147968 MB goal, 16 P (forced) gc 10 ：程序啟動(dòng)以來第10次GC @20.963s：距離程序啟動(dòng)到現(xiàn)在的時(shí)間 19%：當(dāng)目前為止，GC 的標(biāo)記工作所用的CPU時(shí)間占總CPU的百分比 垃圾回收的時(shí)間 0.011 ms：標(biāo)記開始 STW 時(shí)間 1844 ms：并發(fā)標(biāo)記時(shí)間 0.004 ms：標(biāo)記終止 STW 時(shí)間 垃圾回收占用cpu時(shí)間 0.18 ms：標(biāo)記開始 STW 時(shí)間 0 ms：mutator assists占用的時(shí)間 7373 ms：標(biāo)記線程占用的時(shí)間 22057 ms：idle mark workers占用的時(shí)間 0.076 ms：標(biāo)記終止 STW 時(shí)間 內(nèi)存 73984 MB：標(biāo)記開始前堆占用大小 73984 MB：標(biāo)記結(jié)束后堆占用大小 73984 MB：標(biāo)記完成后存活堆的大小 147968 MB goal：標(biāo)記完成后正在使用的堆內(nèi)存的目標(biāo)大小 16 P：使用了多少處理器
可以從上面的輸出看到每次 GC 處理的時(shí)間非常的長(zhǎng)，占用的 CPU 資源也非常多。那么造成這樣的原因是什么呢?
string 實(shí)際上底層數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)是由兩部分組成，其中包含指向字節(jié)數(shù)組的指針和數(shù)組的大小：
type StringHeader struct { Data uintptr Len int }由于 StringHeader中包含指針，所以每次 GC 的時(shí)候都會(huì)掃描每個(gè)指針，那么在這個(gè)巨大的 map中是包含了非常多的指針的，所以造成了巨大的資源消耗。
在上面的例子 map a 中數(shù)據(jù)大概是這樣存儲(chǔ)：
一個(gè) map 中里面有多個(gè) bucket ，bucket 里面有一個(gè) bmap 數(shù)組用來存放數(shù)據(jù)，但是由于 key 和 value 都是 string 類型的，所以在 GC 的時(shí)候還需要根據(jù) StringHeader中的 Data指針掃描 string 數(shù)據(jù)。
對(duì)于這種情況，如果所有的 string 字節(jié)都在一個(gè)單一內(nèi)存片段中，我們就可以通過偏移來追蹤某個(gè)字符串在這段內(nèi)存中的開始和結(jié)束位置。通過追蹤偏移，我們不在需要在我們大數(shù)組中存儲(chǔ)指針，GC 也不在會(huì)被困擾。如下：
如同上面所示，如果我們將字符串中的字節(jié)數(shù)據(jù)拷貝到一個(gè)連續(xù)的字節(jié)數(shù)組 chunks 中，并為這個(gè)字節(jié)數(shù)組提前分配好內(nèi)存，并且僅存儲(chǔ)字符串在數(shù)組中的偏移而不是指針。
除了上面所說的優(yōu)化內(nèi)容以外，還有其他的方法嗎?
其實(shí)我們還可以直接從系統(tǒng) OS 中調(diào)用 mmap syscall 進(jìn)行內(nèi)存分配，這樣 GC 就永遠(yuǎn)不會(huì)對(duì)這塊內(nèi)存進(jìn)行內(nèi)存管理，因此也就不會(huì)掃描到它。如下：
func main() { test := "hello syscall" data, _ := syscall.Mmap(-1, 0, 13, syscall.PROT_READ|syscall.PROT_WRITE, syscall.MAP_ANON|syscall.MAP_PRIVATE) p := (*[13]byte)(unsafe.Pointer(&data[0])) for i := 0; i < 13; i++ { p[i] = test[i] } fmt.Println(string(p[:])) }通過系統(tǒng)調(diào)用直接向 OS 申請(qǐng)了 13bytes 的內(nèi)存，然后將一個(gè)字符串寫入到申請(qǐng)的內(nèi)存數(shù)組中。
所以我們也可以通過提前向 OS 申請(qǐng)一塊內(nèi)存，而不是用的時(shí)候才申請(qǐng)內(nèi)存，減少頻繁的內(nèi)存分配從而達(dá)到提高性能的目的。
我們?cè)陂_發(fā)前先把這個(gè)庫(kù)的 API 定義一下：
func New(maxBytes int) *Cache
創(chuàng)建一個(gè) Cache 結(jié)構(gòu)體，傳入預(yù)設(shè)的緩存大小，單位是字節(jié)。
func (c *Cache) Get(k []byte) []byte
獲取 Cache 中的值，傳入的參數(shù)是 byte 數(shù)組。
func (c *Cache) Set(k, v []byte)
設(shè)置鍵值對(duì)到緩存中，k 是鍵，v 是值，參數(shù)都是 byte 數(shù)組。
const bucketsCount = 512 type Cache struct { buckets [bucketsCount]bucket } type bucket struct { // 讀寫鎖 mu sync.RWMutex // 二維數(shù)組，存放數(shù)據(jù)的地方，是一個(gè)環(huán)形鏈表 chunks [][]byte // 索引字典 m map[uint64]uint64 // 索引值 idx uint64 // chunks 被重寫的次數(shù)，用來校驗(yàn)環(huán)形鏈表中數(shù)據(jù)有效性 gen uint64 }通過我們上面的分析，可以看到，實(shí)際上真正存放數(shù)據(jù)的地方是 chunks 二維數(shù)組，在實(shí)現(xiàn)上是通過 m 字段來映射索引路徑，根據(jù) chunks 和 gen 兩個(gè)字段來構(gòu)建一個(gè)環(huán)形鏈表，環(huán)形鏈表每轉(zhuǎn)一圈 gen 就會(huì)加一。
func New(maxBytes int) *Cache { if maxBytes <= 0 { panic(fmt.Errorf("maxBytes must be greater than 0; got %d", maxBytes)) } var c Cache // 算出每個(gè)桶的大小 maxBucketBytes := uint64((maxBytes + bucketsCount - 1) / bucketsCount) for i := range c.buckets[:] { // 對(duì)桶進(jìn)行初始化 c.buckets[i].Init(maxBucketBytes) } return &c }我們會(huì)設(shè)置一個(gè) New 函數(shù)來初始化我們 Cache 結(jié)構(gòu)體，在 Cache 結(jié)構(gòu)體中會(huì)將緩存的數(shù)據(jù)大小平均分配到每個(gè)桶中，然后對(duì)每個(gè)桶進(jìn)行初始化。
const bucketSizeBits = 40 const maxBucketSize uint64 = 1 << bucketSizeBits const chunkSize = 64 * 1024 func (b *bucket) Init(maxBytes uint64) { if maxBytes == 0 { panic(fmt.Errorf("maxBytes cannot be zero")) } // 我們這里限制每個(gè)桶最大的大小是 1024 GB if maxBytes >= maxBucketSize { panic(fmt.Errorf("too big maxBytes=%d; should be smaller than %d", maxBytes, maxBucketSize)) } // 初始化 Chunks 中每個(gè) Chunk 大小為 64 KB，計(jì)算 chunk 數(shù)量 maxChunks := (maxBytes + chunkSize - 1) / chunkSize b.chunks = make([][]byte, maxChunks) b.m = make(map[uint64]uint64) // 初始化 bucket 結(jié)構(gòu)體 b.Reset() }在這里會(huì)將桶里面的內(nèi)存按 chunk 進(jìn)行分配，每個(gè) chunk 占用內(nèi)存約為 64 KB。在最后會(huì)調(diào)用 bucket 的 Reset 方法對(duì) bucket 結(jié)構(gòu)體進(jìn)行初始化。
func (b *bucket) Reset() { b.mu.Lock() chunks := b.chunks // 遍歷 chunks for i := range chunks { // 將 chunk 中的內(nèi)存歸還到緩存中 putChunk(chunks[i]) chunks[i] = nil } // 刪除索引字典中所有的數(shù)據(jù) bm := b.m for k := range bm { delete(bm, k) } b.idx = 0 b.gen = 1 b.mu.Unlock() }Reset 方法十分簡(jiǎn)單，主要就是清空 chunks 數(shù)組、刪除索引字典中所有的數(shù)據(jù)以及重置索引 idx 和 gen 的值。
在上面這個(gè)方法中有一個(gè) putChunk ，其實(shí)這個(gè)就是直接操作我們提前向 OS 申請(qǐng)好的內(nèi)存，相應(yīng)的還有一個(gè) getChunk 方法。下面我們具體看看 Chunk 的操作。
const chunksPerAlloc = 1024 const chunkSize = 64 * 1024 var ( freeChunks []*[chunkSize]byte freeChunksLock sync.Mutex ) func getChunk() []byte { freeChunksLock.Lock() if len(freeChunks) == 0 { // 分配 64 * 1024 * 1024 = 64 MB 內(nèi)存 data, err := syscall.Mmap(-1, 0, chunkSize*chunksPerAlloc, syscall.PROT_READ|syscall.PROT_WRITE, syscall.MAP_ANON|syscall.MAP_PRIVATE) if err != nil { panic(fmt.Errorf("cannot allocate %d bytes via mmap: %s", chunkSize*chunksPerAlloc, err)) } // 循環(huán)遍歷 data 數(shù)據(jù) for len(data) > 0 { //將從系統(tǒng)分配的內(nèi)存分為 64 * 1024 = 64 KB 大小，存放到 freeChunks中 p := (*[chunkSize]byte)(unsafe.Pointer(&data[0])) freeChunks = append(freeChunks, p) data = data[chunkSize:] } } //從 freeChunks 獲取最后一個(gè)元素 n := len(freeChunks) - 1 p := freeChunks[n] freeChunks[n] = nil freeChunks = freeChunks[:n] freeChunksLock.Unlock() return p[:] }初次調(diào)用 getChunk 函數(shù)時(shí)會(huì)使用系統(tǒng)調(diào)用分配 64MB 的內(nèi)存，然后循環(huán)將內(nèi)存切成 1024 份，每份 64KB 放入到 freeChunks 空閑列表中。然后獲取每次都獲取 freeChunks 空閑列表最后一個(gè)元素 64KB 內(nèi)存返回。需要注意的是 getChunk 會(huì)下下面將要介紹到的 Cache 的 set 方法中使用到，所以需要考慮到并發(fā)問題，所以在這里加了鎖。
func putChunk(chunk []byte) { if chunk == nil { return } chunk = chunk[:chunkSize] p := (*[chunkSize]byte)(unsafe.Pointer(&chunk[0])) freeChunksLock.Lock() freeChunks = append(freeChunks, p) freeChunksLock.Unlock() }putChunk 函數(shù)就是將內(nèi)存數(shù)據(jù)還回到 freeChunks 空閑列表中，會(huì)在 bucket 的 Reset 方法中被調(diào)用。
const bucketsCount = 512 func (c *Cache) Set(k, v []byte) { h := xxhash.Sum64(k) idx := h % bucketsCount c.buckets[idx].Set(k, v, h) }Set 方法里面會(huì)根據(jù) k 的值做一個(gè) hash，然后取模映射到 buckets 桶中，這里用的 hash 庫(kù)是 cespare/xxhash。
最主要的還是 buckets 里面的 Set 方法：
func (b *bucket) Set(k, v []byte, h uint64) { // 限定 k v 大小不能超過 2bytes if len(k) >= (1<<16) || len(v) >= (1<<16) { return } // 4個(gè)byte 設(shè)置每條數(shù)據(jù)的數(shù)據(jù)頭 var kvLenBuf [4]byte kvLenBuf[0] = byte(uint16(len(k)) >> 8) kvLenBuf[1] = byte(len(k)) kvLenBuf[2] = byte(uint16(len(v)) >> 8) kvLenBuf[3] = byte(len(v)) kvLen := uint64(len(kvLenBuf) + len(k) + len(v)) // 校驗(yàn)一下大小 if kvLen >= chunkSize { return } b.mu.Lock() // 當(dāng)前索引位置 idx := b.idx // 存放完數(shù)據(jù)后索引的位置 idxNew := idx + kvLen // 根據(jù)索引找到在 chunks 的位置 chunkIdx := idx / chunkSize chunkIdxNew := idxNew / chunkSize // 新的索引是否超過當(dāng)前索引 // 因?yàn)檫€有chunkIdx等于chunkIdxNew情況，所以需要先判斷一下 if chunkIdxNew > chunkIdx { // 校驗(yàn)是否新索引已到chunks數(shù)組的邊界 // 已到邊界，那么循環(huán)鏈表從頭開始 if chunkIdxNew >= uint64(len(b.chunks)) { idx = 0 idxNew = kvLen chunkIdx = 0 b.gen++ // 當(dāng) gen 等于 1<鴻蒙官方戰(zhàn)略合作共建——HarmonyOS技術(shù)社區(qū)
在這段代碼開頭實(shí)際上我會(huì)限制鍵值的大小不能超過 2bytes;
然后將 2bytes 大小長(zhǎng)度的鍵值封裝到 4bytes 的 kvLenBuf 作為數(shù)據(jù)頭，數(shù)據(jù)頭和鍵值的總長(zhǎng)度是不能超過一個(gè) chunk 長(zhǎng)度，也就是 64 * 1024;
然后計(jì)算出原索引 chunkIdx 和新索引 chunkIdxNew，用來判斷這次添加的數(shù)據(jù)加上原來的數(shù)據(jù)有沒有超過一個(gè) chunk 長(zhǎng)度;
根據(jù)新的索引找到對(duì)應(yīng)的 chunks 中的位置，然后將鍵值以及 kvLenBuf 追加到 chunk 后面;
設(shè)置新的 idx 以及 m 字典對(duì)應(yīng)的值，m 字典中存放的是 gen 和 idx 通過取與的放置存放。
在 Set 一個(gè)鍵值對(duì)會(huì)有 4bytes 的 kvLenBuf 作為數(shù)據(jù)頭，后面的數(shù)據(jù)會(huì)接著 key 和 value ，在 kvLenBuf 中，前兩個(gè) byte 分別代表了 key 長(zhǎng)度的低位和高位;后兩個(gè) byte 分別代表了 value 長(zhǎng)度的低位和高位，數(shù)據(jù)圖大致如下：
下面舉個(gè)例子來看看是是如何利用 chunks 這個(gè)二維數(shù)組來實(shí)現(xiàn)環(huán)形鏈表的。
我們?cè)?bucket 的 Init 方法中會(huì)根據(jù)傳入 maxBytes 桶字節(jié)數(shù)來設(shè)置 chunks 的長(zhǎng)度大小，由于每個(gè) chunk 大小都是 64 * 1024bytes，那么我們?cè)O(shè)置 3 * 64 * 1024bytes 大小的桶，那么 chunks 數(shù)組長(zhǎng)度就為 3。
如果當(dāng)前算出 chunkIdx 在 chunks 數(shù)組為 1 的位置，并且在 chunks[1] 的位置中，還剩下 6bytes 未被使用，那么有如下幾種情況：
現(xiàn)在假設(shè)放入的鍵值長(zhǎng)度都是 1byte，那么在 chunks[1] 的位置中剩下的 6bytes 剛好可以放下;
現(xiàn)在假設(shè)放入的鍵值長(zhǎng)度超過了 1byte，那么在 chunks[1] 的位置中剩下的位置就放不下，只能放入到 chunks[2] 的位置中。
如果當(dāng)前算出 chunkIdx 在 chunks 數(shù)組為 2 的位置，并且現(xiàn)在 Set 一個(gè)鍵值，經(jīng)過計(jì)算 chunkIdxNew 為 3，已經(jīng)超過了 chunks 數(shù)組長(zhǎng)度，那么會(huì)將索引重置，重新將數(shù)據(jù)從 chunks[0] 開始放置，并將 gen 加一，表示已經(jīng)跑完一圈了。
Get
func (c *Cache) Get(dst, k []byte) []byte { h := xxhash.Sum64(k) idx := h % bucketsCount dst, _ = c.buckets[idx].Get(dst, k, h, true) return dst }這里和 Set 方法是一樣的，首先是要找到對(duì)應(yīng)的桶的位置，然后才去桶里面拿數(shù)據(jù)。需要注意的是，這里的 dst 可以從外部傳入一個(gè)切片，以達(dá)到減少重復(fù)分配返回值。
func (b *bucket) Get(dst, k []byte, h uint64,returnDst bool) ([]byte, bool) { found := false b.mu.RLock() v := b.m[h] bGen := b.gen & ((1 << genSizeBits) - 1) if v > 0 { // 高于bucketSizeBits位置表示gen gen := v >> bucketSizeBits // 低于bucketSizeBits位置表示idx idx := v & ((1 << bucketSizeBits) - 1) // 這里說明chunks還沒被寫滿 if gen == bGen && idx < b.idx || // 這里說明chunks已被寫滿，并且當(dāng)前數(shù)據(jù)沒有被覆蓋 gen+1 == bGen && idx >= b.idx || // 這里是邊界條件gen已是最大，并且chunks已被寫滿bGen從1開始，，并且當(dāng)前數(shù)據(jù)沒有被覆蓋 gen == maxGen && bGen == 1 && idx >= b.idx { chunkIdx := idx / chunkSize // chunk 索引位置不能超過 chunks 數(shù)組長(zhǎng)度 if chunkIdx >= uint64(len(b.chunks)) { goto end } // 找到數(shù)據(jù)所在的 chunk chunk := b.chunks[chunkIdx] // 通過取模找到該key 對(duì)應(yīng)的數(shù)據(jù)在 chunk 中的位置 idx %= chunkSize if idx+4 >= chunkSize { goto end } // 前 4bytes 是數(shù)據(jù)頭 kvLenBuf := chunk[idx : idx+4] // 通過數(shù)據(jù)頭算出鍵值的長(zhǎng)度 keyLen := (uint64(kvLenBuf[0]) << 8) | uint64(kvLenBuf[1]) valLen := (uint64(kvLenBuf[2]) << 8) | uint64(kvLenBuf[3]) idx += 4 if idx+keyLen+valLen >= chunkSize { goto end } // 如果鍵值是一致的，表示找到該數(shù)據(jù) if string(k) == string(chunk[idx:idx+keyLen]) { idx += keyLen // 返回該鍵對(duì)應(yīng)的值 if returnDst { dst = append(dst, chunk[idx:idx+valLen]...) } found = true } } } end: b.mu.RUnlock() return dst, found }Get 方法主要是考慮環(huán)形鏈表的邊界問題。我們?cè)?Set 方法中會(huì)將每一個(gè) key 對(duì)應(yīng)的 gen 和 idx 索引存放到 m 字典中，所以我們通過 hash 獲取 m 字典的值之后通過位運(yùn)算就可以獲取到 gen 和 idx 索引。
找到 gen 和 idx 索引之后就是邊界條件的判斷了，用一個(gè) if 條件來進(jìn)行判斷：
gen == bGen && idx < b.idx
這里是判斷如果是在環(huán)形鏈表的同一次循環(huán)中，那么 key 對(duì)應(yīng)的索引應(yīng)該小于當(dāng)前桶的索引;
gen+1 == bGen && idx >= b.idx
這里表示當(dāng)前桶已經(jīng)進(jìn)入到下一個(gè)循環(huán)中，所以需要判斷 key 對(duì)應(yīng)的索引是不是大于當(dāng)前索引，以表示當(dāng)前 key 對(duì)應(yīng)的值沒有被覆蓋;
gen == maxGen && bGen == 1 && idx >= b.idx
因?yàn)?gen 和 idx 索引要塞到 uint64 類型的字段中，所以留給 gen 的最大值只有 maxGen = 1<< 24 -1，超過了 maxGen 會(huì)讓 gen 從 1 開始。所以這里如果 key 對(duì)應(yīng) gen 等于 maxGen ，那么當(dāng)前的 bGen 應(yīng)該等于 1，并且 key 對(duì)應(yīng)的索引還應(yīng)該大于當(dāng)前 idx，這樣才這個(gè)鍵值對(duì)才不會(huì)被覆蓋。
判斷完邊界條件之后就會(huì)找到對(duì)應(yīng)的 chunk ，然后取模后找到數(shù)據(jù)位置，通過偏移量找到并取出值。
Benchmark
下面我上一下過后的 Benchmark：
代碼位置： https://github.com/devYun/mycache/blob/main/cache_timing_test.go
GOMAXPROCS=4 go test -bench='Set|Get' -benchtime=10s goos: linux goarch: amd64 pkg: gotest // GoCache BenchmarkGoCacheSet-4 836 14595822 ns/op 4.49 MB/s 2167340 B/op 65576 allocs/op BenchmarkGoCacheGet-4 3093 3619730 ns/op 18.11 MB/s 5194 B/op 23 allocs/op BenchmarkGoCacheSetGet-4 236 54379268 ns/op 2.41 MB/s 2345868 B/op 65679 allocs/op // BigCache BenchmarkBigCacheSet-4 1393 12763995 ns/op 5.13 MB/s 6691115 B/op 8 allocs/op BenchmarkBigCacheGet-4 2526 4342561 ns/op 15.09 MB/s 650870 B/op 131074 allocs/op BenchmarkBigCacheSetGet-4 1063 11180201 ns/op 11.72 MB/s 4778699 B/op 131081 allocs/op // standard map BenchmarkStdMapSet-4 1484 7299296 ns/op 8.98 MB/s 270603 B/op 65537 allocs/op BenchmarkStdMapGet-4 4278 2480523 ns/op 26.42 MB/s 2998 B/op 15 allocs/op BenchmarkStdMapSetGet-4 343 39367319 ns/op 3.33 MB/s 298764 B/op 65543 allocs/op // sync.map BenchmarkSyncMapSet-4 756 15951363 ns/op 4.11 MB/s 3420214 B/op 262320 allocs/op BenchmarkSyncMapGet-4 11826 1010283 ns/op 64.87 MB/s 1075 B/op 33 allocs/op BenchmarkSyncMapSetGet-4 1910 5507036 ns/op 23.80 MB/s 3412764 B/op 262213 allocs/op PASS ok gotest 215.182s
上面的測(cè)試是 GoCache、BigCache、Map、sync.Map 的情況。下面是本篇文章中所開發(fā)的緩存庫(kù)的測(cè)試：
// myCachce BenchmarkCacheSet-4 4371 2723208 ns/op 24.07 MB/s 1306 B/op 2 allocs/op BenchmarkCacheGet-4 6003 1884611 ns/op 34.77 MB/s 951 B/op 1 allocs/op BenchmarkCacheSetGet-4 2044 6611759 ns/op 19.82 MB/s 2797 B/op 5 allocs/op
可以看到內(nèi)存分配是幾乎就不存在，操作速度在上面的庫(kù)中也是佼佼者的存在。
總結(jié)
在本文中根據(jù)其他緩存庫(kù)，并分析了如果用 Map 作為緩存所存在的問題，然后引出存在這個(gè)問題的原因，并提出解決方案;在我們的緩存庫(kù)中，第一是通過使用索引加內(nèi)存塊的方式來存放緩存數(shù)據(jù)，再來是通過 OS 系統(tǒng)調(diào)用來進(jìn)行內(nèi)存分配讓我們的緩存數(shù)據(jù)塊脫離了 GC 的控制，從而做到降低 GC 頻率提高并發(fā)的目的。
其實(shí)不只是緩存庫(kù)，在我們的項(xiàng)目中當(dāng)遇到需要使用大量的帶指針的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)并需要長(zhǎng)時(shí)間保持引用的時(shí)候，也是需要注意這樣做可能會(huì)引發(fā) GC 問題，從而給系統(tǒng)帶來隱患。
到此，相信大家對(duì)“怎么打造高性能的 Go 緩存庫(kù)”有了更深的了解，不妨來實(shí)際操作一番吧！這里是創(chuàng)新互聯(lián)網(wǎng)站，更多相關(guān)內(nèi)容可以進(jìn)入相關(guān)頻道進(jìn)行查詢，關(guān)注我們，繼續(xù)學(xué)習(xí)！
名稱欄目：怎么打造高性能的Go緩存庫(kù)
鏈接地址：http://weahome.cn/article/pcdosi.html
