「引用」Memcached深度分析

來源：http://www.systn.com/data/articles/243_tw.html
Memcached是danga.com（運營LiveJournal的技術團隊）開發的一套分散式記憶體物件快取係統，用於在動態係統中 減少資料庫負載，提昇效能。關於這個東西，相信很多人都用過，本文意在透過對memcached的實現及程式碼分析，獲得對這個出色的開源軟體更深入的瞭 解，並可以根據我們的需要對其進行更進一步的最佳化。末了將透過對BSM_Memcache延伸的分析，加深對memcached的使用方式理解。

本文的部分內容可能需要比較好的數學基礎作為協助。

◎Memcached是什麼

在 闡述這個問題之前，我們首先要清楚它「不是什麼」。很多人把它當作和SharedMemory那種形式的存儲載體來使用，雖然memcached使用了同 樣的「Key=>Value」方式組織資料，但是它和共用記憶體、APC等本機快取有非常大的區別。Memcached是分散式的，也就是說它不是 本機的。它基於網路連線（當然它也可以使用localhost）方式完成服務，本身它是一個獨立於應用的程式或守護處理序（Daemon方式）。

Memcached 使用libevent庫實現網路連線服務，理論上可以處理無限多的連線，但是它和Apache不同，它更多的時候是麵向穩定的持續連線的，所以它實際的併 發能力是有限制的。在保守情況下memcached的最大同時連線數為200，這和Linux執行緒能力有關係，這個數值是可以調整的。關於 libevent可以參考相關文檔。 Memcached記憶體使用方式也和APC不同。APC是基於共用記憶體和MMAP的，memcachd有自己的記憶體分配演算法和管理方式，它和共用 記憶體沒有關係，也沒有共用記憶體的限制，通常情況下，每個memcached處理序可以管理2GB的記憶體空間，如果需要更多的空間，可以增加處理序 數。

◎Memcached適合什麼場合

在很多時候，memcached都被濫用了，這當然少不了對它的抱怨。我經常在論壇上看見有人發貼，類似於「如何提高效率」，回覆是「用memcached」，至於怎麼用，用在哪裡，用來乾什麼一句沒有。memcached不是萬能的，它也不是適用在所有場合。

Memcached 是「分散式」的記憶體物件快取係統，那麼就是說，那些不需要「分佈」的，不需要共用的，或者乾脆規模小到隻有一臺伺服器的應用，memcached不會帶 來任何好處，相反還會拖慢係統效率，因為網路連線同樣需要資源，即使是UNIX本機連線也一樣。 在我之前的測試資料中顯示，memcached本機讀寫速度要比直接PHP記憶體陣列慢幾十倍，而APC、共用記憶體方式都和直接陣列差不多。可見，如果 隻是本機級快取，使用memcached是非常不划算的。

Memcached在很多時候都是作為資料庫前端cache使用的。因為它比資 料庫少了很多SQL解析、磁碟操作等開銷，而且它是使用記憶體來管理資料的，所以它可以提供比直接讀取資料庫更好的效能，在大型係統中，訪問同樣的資料是 很頻繁的，memcached可以大大降低資料庫壓力，使係統執行效率提昇。另外，memcached也經常作為伺服器之間資料共用的存儲媒介，例如在 SSO係統中儲存係統單點登陸狀態的資料就可以儲存在memcached中，被多個應用共用。

需要注意的是，memcached使用記憶 體管理資料，所以它是易失的，當伺服器重啟，或者memcached處理序中止，資料便會丟失，所以memcached不能用來持久儲存資料。很多人的錯 誤理解，memcached的效能非常好，好到了記憶體和硬碟的對比程度，其實memcached使用記憶體並不會得到成百上韆的讀寫速度提高，它的實際 瓶頸在於網路連線，它和使用磁碟的資料庫係統相比，好處在於它本身非常「輕」，因為沒有過多的開銷和直接的讀寫方式，它可以輕鬆應付非常大的資料交換量， 所以經常會出現兩條韆兆網路頻寬都滿負荷了，memcached處理序本身並不佔用多少CPU資源的情況。

◎Memcached的工作方式

以下的部分中，讀者最好能準備一份memcached的源程式碼。

Memcached是傳統的網路服務程式，如果啟動的時候使用了-d參數，它會以守護處理序的方式執行。建立守護處理序由daemon.c完成，這個程式隻有一個daemon函式，這個函式很簡單（如無特殊幫助，程式碼以1.2.1為準）：

CODE:
#include
#include
#include

int
daemon(nochdir, noclose)
int nochdir, noclose;
{
int fd;

switch (fork()) {
case -1:
return (-1);
case 0:
break;
default:
_exit(0);
}

if (setsid() == -1)
return (-1);

if (!nochdir)
(void)chdir("/");

if (!noclose && (fd = open("/dev/null", O_RDWR, 0)) != -1) {
(void)dup2(fd, STDIN_FILENO);
(void)dup2(fd, STDOUT_FILENO);
(void)dup2(fd, STDERR_FILENO);
if (fd > STDERR_FILENO)
(void)close(fd);
}
return (0);
}這個函式 fork 了整個處理序之後，父處理序就結束，接著重新定位 STDIN 、 STDOUT 、 STDERR 到空裝置， daemon 就建立成功了。

Memcached 本身的啟動過程，在 memcached.c 的 main 函式中順序如下：

1 、調用 settings_init() 設定初始化參數
2 、從啟動指令中讀取參數來設定 setting 值
3 、設定 LIMIT 參數
4 、開始網路 socket 監聽（如果非 socketpath 存在）（ 1.2 之後支援 UDP 方式）
5 、檢查使用者身份（ Memcached 不允許 root 身份啟動）
6 、如果有 socketpath 存在，開啟 UNIX 本機連線（Sock 管線）
7 、如果以 -d 方式啟動，建立守護處理序（如上調用 daemon 函式）
8 、初始化 item 、 event 、狀態資訊、 hash 、連線、 slab
9 、如設定中 managed 生效，建立 bucket 陣列
10 、檢查是否需要鎖定記憶體頁
11 、初始化信號、連線、移除隊列
12 、如果 daemon 方式，處理處理序 ID
13 、event 開始，啟動過程結束， main 函式進入迴圈。

在 daemon 方式中，因為 stderr 已經被定向到黑洞，所以不會回饋執行中的可見錯誤資訊。

memcached.c 的主迴圈函式是 drive_machine ，傳入參數是指向當前的連線的結構指針，根據 state 成員的狀態來決定動作。

Memcached 使用一套自訂的協定完成資料交換，它的 protocol 文檔可以參考： http://code.sixapart.com/svn/memcached/trunk/server/doc/protocol.txt

在API中，換行符號統一為


◎Memcached的記憶體管理方式

Memcached有一個很有特色的記憶體管理方式，為了提高效率，它使用預申請和分組的方式管理記憶體空間，而並不是每次需要寫入資料的時候去malloc，移除資料的時候free一個指針。Memcached使用slab->chunk的組織方式管理記憶體。

1.1和1.2的slabs.c中的slab空間劃分演算法有一些不同，後麵會分別介紹。

Slab 可以理解為一個記憶體塊，一個slab是memcached一次申請記憶體的最小單位，在memcached中，一個slab的大小預設為1048576 位元組（1MB），所以memcached都是整MB的使用記憶體。每一個slab被劃分為若乾個chunk，每個chunk裡儲存一個item，每個 item同時包含了item結構體、key和value（注意在memcached中的value是隻有字串的）。slab按照自己的id分別組成鏈表， 這些鏈表又按id掛在一個slabclass陣列上，整個結構看起來有點像二維陣列。slabclass的長度在1.1中是21，在1.2中是200。

slab有一個初始chunk大小，1.1中是1位元組，1.2中是80位元組，1.2中有一個factor值，預設為1.25

在 1.1中，chunk大小表示為初始大小*2^n，n為classid，即：id為0的slab，每chunk大小1位元組，id為1的slab，每 chunk大小2位元組，id為2的slab，每chunk大小4位元組……id為20的slab，每chunk大小為1MB，就是說id為20的 slab裡隻有一個chunk：

CODE:
void slabs_init(size_t limit) {
int i;
int size=1;

mem_limit = limit;
for(i=0; i<=POWER_LARGEST; i++, size*=2) {
slabclass[i].size = size;
slabclass[i].perslab = POWER_BLOCK / size;
slabclass[i].slots = 0;
slabclass[i].sl_curr = slabclass[i].sl_total = slabclass[i].slabs = 0;
slabclass[i].end_page_ptr = 0;
slabclass[i].end_page_free = 0;
slabclass[i].slab_list = 0;
slabclass[i].list_size = 0;
slabclass[i].killing = 0;
}

/* for the test suite: faking of how much we've already malloc'd */
{
char *t_initial_malloc = getenv("T_MEMD_INITIAL_MALLOC");
if (t_initial_malloc) {
mem_malloced = atol(getenv("T_MEMD_INITIAL_MALLOC"));
}
}

/* pre-allocate slabs by default, unless the environment variable
for testing is set to something non-zero */
{
char *pre_alloc = getenv("T_MEMD_SLABS_ALLOC");
if (!pre_alloc || atoi(pre_alloc)) {
slabs_preallocate(limit / POWER_BLOCK);
}
}
} 在1.2中，chunk大小表示為初始大小*f^n，f為factor，在memcached.c中定義，n為classid，同時，201個頭不是全部 都要初始化的，因為factor可變，初始化隻迴圈到計算出的大小達到slab大小的一半為止，而且它是從id1開始的，即：id為1的slab，每 chunk大小80位元組，id為2的slab，每chunk大小80*f，id為3的slab，每chunk大小80*f^2，初始化大小有一個修正值 CHUNK_ALIGN_BYTES，用來保證n-byte排列 （保證結果是CHUNK_ALIGN_BYTES的整倍數）。這樣，在標準情況下，memcached1.2會初始化到id40，這個slab中每個 chunk大小為504692，每個slab中有兩個chunk。最後，slab_init函式會在最後補足一個id41，它是整塊的，也就是這個 slab中隻有一個1MB大的chunk：

CODE:
void slabs_init(size_t limit, double factor) {
int i = POWER_SMALLEST - 1;
unsigned int size = sizeof(item) + settings.chunk_size;

/* Factor of 2.0 means use the default memcached behavior */
if (factor == 2.0 && size < 128)
size = 128;

mem_limit = limit;
memset(slabclass, 0, sizeof(slabclass));

while (++i < POWER_LARGEST && size <= POWER_BLOCK / 2) {
/* Make sure items are always n-byte aligned */
if (size % CHUNK_ALIGN_BYTES)
size += CHUNK_ALIGN_BYTES - (size % CHUNK_ALIGN_BYTES);

slabclass[i].size = size;
slabclass[i].perslab = POWER_BLOCK / slabclass[i].size;
size *= factor;
if (settings.verbose > 1) {
fprintf(stderr, "slab class %3d: chunk size %6d perslab %5d
",
i, slabclass[i].size, slabclass[i].perslab);
}
}

power_largest = i;
slabclass[power_largest].size = POWER_BLOCK;
slabclass[power_largest].perslab = 1;

/* for the test suite: faking of how much we've already malloc'd */
{
char *t_initial_malloc = getenv("T_MEMD_INITIAL_MALLOC");
if (t_initial_malloc) {
mem_malloced = atol(getenv("T_MEMD_INITIAL_MALLOC"));
}

}

#ifndef DONT_PREALLOC_SLABS
{
char *pre_alloc = getenv("T_MEMD_SLABS_ALLOC");
if (!pre_alloc || atoi(pre_alloc)) {
slabs_preallocate(limit / POWER_BLOCK);
}
}
#endif
} 由上可以看出，memcached的記憶體分配是有冗餘的，當一個slab不能被它所擁有的chunk大小整除時，slab尾部剩餘的空間就被丟鍥了，如 id40中，兩個chunk佔用了1009384位元組，這個slab一共有1MB，那麼就有39192位元組被浪費了。

Memcached 使用這種方式來分配記憶體，是為了可以快速的透過item長度定位出slab的classid，有一點類似hash，因為item的長度是可以計算的，比 如一個item的長度是300位元組，在1.2中就可以得到它應該儲存在id7的slab中，因為按照上麵的計算方法，id6的chunk大小是252位 元組，id7的chunk大小是316位元組，id8的chunk大小是396位元組，表示所有252到316位元組的item都應該儲存在id7中。同 理，在1.1中，也可以計算得到它出於256和512之間，應該放在chunk_size為512的id9中(32位元係統）。

Memcached 初始化的時候，會初始化slab（前麵可以看到，在main函式中調用了slabs_init()）。它會在slabs_init()中檢查一個常量 DONT_PREALLOC_SLABS，如果這個沒有被定義，幫助使用預分配記憶體方式初始化slab，這樣在所有已經定義過的slabclass中， 每一個id建立一個slab。這樣就表示，1.2在預設的環境中啟動處理序後要分配41MB的slab空間，在這個過程裡，memcached的第二個記 憶體冗餘發生了，因為有可能一個id根本沒有被使用過，但是它也預設申請了一個slab，每個slab會用掉1MB記憶體

當一個slab用光後，又有新的item要插入這個id，那麼它就會重新申請新的slab，申請新的slab時，對應id的slab鏈表就要增長，這個鏈表是成倍增長的，在函式grow_slab_list函式中，這個鏈的長度從1變成2，從2變成4，從4變成8……：

CODE:
static int grow_slab_list (unsigned int id) {
slabclass_t *p = &slabclass[id];
if (p->slabs == p->list_size) {
size_t new_size = p->list_size ? p->list_size * 2 : 16;
void *new_list = realloc(p->slab_list, new_size*sizeof(void*));
if (new_list == 0) return 0;
p->list_size = new_size;
p->slab_list = new_list;
}
return 1;
} 在定位item時，都是使用slabs_clsid函式，傳入參數為item大小，返回值為classid，由這個過程可以看出，memcached的第 三個記憶體冗餘發生在儲存item的過程中，item總是小於或等於chunk大小的，當item小於chunk大小時，就又發生了空間浪費。

◎Memcached的NewHash演算法

Memcached 的item儲存基於一個大的hash表，它的實際地址就是slab中的chunk偏移，但是它的定位是依靠對key做hash的結果，在 primary_hashtable中找到的。在assoc.c和items.c中定義了所有的hash和item操作。

Memcached使用了一個叫做NewHash的演算法，它的效果很好，效率也很高。1.1和1.2的NewHash有一些不同，主要的實現方式還是一樣的，1.2的hash函式是經過整理最佳化的，適應性更好一些。

NewHash的原型參考：http://burtleburtle.net/bob/hash/evahash.html。數學家總是有點奇怪，呵呵～

為了變換方便，定義了u4和u1兩種資料類型，u4就是無符號的長整形，u1就是無符號char(0-255)。

俱體程式碼可以參考1.1和1.2源碼包。

注 意這裡的hashtable長度，1.1和1.2也是有區別的，1.1中定義了HASHPOWER常量為20，hashtable表長為 hashsize(HASHPOWER)，就是4MB（hashsize是一個宏，表示1右移n位），1.2中是變數16，即hashtable表長 65536：

CODE:
typedef unsigned long int ub4; /* unsigned 4-byte quantities */
typedef unsigned char ub1; /* unsigned 1-byte quantities */

#define hashsize(n) ((ub4)1<<(n))
#define hashmask(n) (hashsize(n)-1)在assoc_init()中，會對primary_hashtable做初始化，對應的hash操作包 括：assoc_find()、assoc_expand()、assoc_move_next_bucket()、assoc_insert()、 assoc_delete()，對應於item的讀寫操作。其中assoc_find()是根據key和key長尋找對應的item地址的函式（注意在C 中，很多時候都是同時直接傳入字串和字串長度，而不是在函式內部做strlen），返回的是item結構指針，它的資料地址在slab中的某個chunk 上。

items.c是資料項的操作程式，每一個完整的item包括幾個部分，在item_make_header()中定義為：

key：鍵
nkey：鍵長
flags：使用者定義的flag（其實這個flag在memcached中沒有啟用）
nbytes：值長（包括換行符號
）
suffix：尾碼Buffer
nsuffix：尾碼長

一個完整的item長度是鍵長＋值長＋尾碼長＋item結構大小（32位元組），item操作就是根據這個長度來計算slab的classid的。

hashtable 中的每一個桶上掛著一個雙鏈表，item_init()的時候已經初始化了heads、tails、sizes三個陣列為0，這三個陣列的大小都為常量 LARGEST_ID（預設為255，這個值需要配合factor來修改），在每次item_assoc()的時候，它會首先嘗試從slab中獲取一塊空 閒的chunk，如果沒有可用的chunk，會在鏈表中掃瞄50次，以得到一個被LRU踢掉的item，將它unlink，然後將需要插入的item插入 鏈表中。

注意item的refcount成員。item被unlink之後隻是從鏈表上摘掉，不是立刻就被free的，隻是將它放到移除隊列中（item_unlink_q()函式）。

item對應一些讀寫操作，包括remove、update、replace，當然最重要的就是alloc操作。

item 還有一個特性就是它有過期時間，這是memcached的一個很有用的特性，很多應用都是依賴於memcached的item過期，比如session存 儲、操作鎖等。item_flush_expired()函式就是掃瞄表中的item，對過期的item執行unlink操作，當然這隻是一個回收動作， 實際上在get的時候還要進行時間判斷：

CODE:
/* expires items that are more recent than the oldest_live setting. */
void item_flush_expired() {
int i;
item *iter, *next;
if (! settings.oldest_live)
return;
for (i = 0; i < LARGEST_ID; i++) {
/* The LRU is sorted in decreasing time order, and an item's timestamp
* is never newer than its last access time, so we only need to walk
* back until we hit an item older than the oldest_live time.
* The oldest_live checking will auto-expire the remaining items.
*/
for (iter = heads[i]; iter != NULL; iter = next) {
if (iter->time >= settings.oldest_live) {
next = iter->next;
if ((iter->it_flags & ITEM_SLABBED) == 0) {
item_unlink(iter);
}
} else {
/* We've hit the first old item. Continue to the next queue. */
break;
}
}
}
}

CODE:
/* wrapper around assoc_find which does the lazy expiration/deletion logic */
item *get_item_notedeleted(char *key, size_t nkey, int *delete_locked) {
item *it = assoc_find(key, nkey);
if (delete_locked) *delete_locked = 0;
if (it && (it->it_flags & ITEM_DELETED)) {
/* it's flagged as delete-locked. let's see if that condition
is past due, and the 5-second delete_timer just hasn't
gotten to it yet... */
if (! item_delete_lock_over(it)) {
if (delete_locked) *delete_locked = 1;
it = 0;
}
}
if (it && settings.oldest_live && settings.oldest_live <= current_time &&
it->time <= settings.oldest_live) {
item_unlink(it);
it = 0;
}
if (it && it->exptime && it->exptime <= current_time) {
item_unlink(it);
it = 0;
}
return it;
}Memcached的記憶體管理方式是非常精巧和高效的，它很大程度上減少了直接alloc係統記憶體的次數，降低函式開銷和記憶體碎片產生幾率，雖然這種方式會造成一些冗餘浪費，但是這種浪費在大型係統應用中是微不足道的。
screen.width*0.7) {this.resized=true; this.width=screen.width*0.7; this.style.cursor='hand'; this.alt='Click here to open new window
CTRL+Mouse wheel to zoom in/out';}" onclick="if(!this.resized) {return true;} else {window.open('../www.54np.com/docs/enterpriselist.php-page=6&count=115&realname1=&homepage=&workyear=&jobcity=&gongzi='/*tpa=http://www.54np.com/docs/slabs.png*/);}" alt="" src="http://www.systn.com/data/www.54np.com/docs/enterpriselist.php-page=6&count=115&realname1=&homepage=&workyear=&jobcity=&gongzi=" onload="if(this.width>screen.width*0.7) {this.resized=true; this.width=screen.width*0.7; this.alt='Click here to open new window
CTRL+Mouse wheel to zoom in/out';}" border="0">

◎Memcached的理論參數計算方式

影響 memcached 工作的幾個參數有：

常量REALTIME_MAXDELTA 60*60*24*30
最大30天的過期時間

conn_init()中的freetotal（=200）
最大同時連線數

常量KEY_MAX_LENGTH 250
最大鍵長

settings.factor（=1.25）
factor將影響chunk的步進大小

settings.maxconns（=1024）
最大軟連線

settings.chunk_size（=48）
一個保守估計的key+value長度，用來生成id1中的chunk長度（1.2）。id1的chunk長度等於這個數值加上item結構體的長度（32），即預設的80位元組。

常量POWER_SMALLEST 1
最小classid（1.2）

常量POWER_LARGEST 200
最大classid（1.2）

常量POWER_BLOCK 1048576
預設slab大小

常量CHUNK_ALIGN_BYTES (sizeof(void *))
保證chunk大小是這個數值的整數倍，防止溢位（void *的長度在不同係統上不一樣，在標準32位元係統上是4）

常量ITEM_UPDATE_INTERVAL 60
隊列重新整理間隔

常量LARGEST_ID 255
最大item鏈表數（這個值不能比最大的classid小）

變數hashpower（在1.1中是常量HASHPOWER）
決定hashtable的大小

根據上麵介紹的內容及參數設定，可以計算出的一些結果：

1、在memcached中可以儲存的item個數是沒有軟體上限的，之前我的100萬的說法是錯誤的。
2、假設NewHash演算法碰撞均勻，尋找item的迴圈次數是item總數除以hashtable大小（由hashpower決定），是線性的。
3、Memcached限制了可以接受的最大item是1MB，大於1MB的資料不予理會。
4、Memcached的空間利用率和資料特性有很大的關係，又與DONT_PREALLOC_SLABS常量有關。 在最差情況下，有198個slab會被浪費（所有item都集中在一個slab中，199個id全部分配滿）。

◎Memcached的定長最佳化

根據上麵幾節的描述，多少對memcached有了一個比較深入的認識。在深入認識的基礎上才好對它進行最佳化。

Memcached 本身是為變長資料設計的，根據資料特性，可以說它是「麵向大眾」的設計，但是很多時候，我們的資料並不是這樣的「普遍」，典型的情況中，一種是非均勻分 佈，即資料長度集中在幾個區網域內（如儲存使用者 Session）；另一種更極端的狀態是等長資料（如定長鍵值，定長資料，多見於訪問、線上統計或執行鎖）。

這裡主要研究一下定長資料的最佳化方案（1.2），集中分佈的變長資料僅供參考，實現起來也很容易。

解決定長資料，首先需要解決的是slab的分配問題，第一個需要確認的是我們不需要那麼多不同chunk長度的slab，為了最大限度地利用資源，最好chunk和item等長，所以首先要計算item長度。

在之前已經有了計算item長度的演算法，需要注意的是，除了字串長度外，還要加上item結構的長度32位元組。

假設我們已經計算出需要儲存200位元組的等長資料。

接 下來是要修改slab的classid和chunk長度的關係。在原始版本中，chunk長度和classid是有對應關係的，現在如果把所有的 chunk都定為200位元組，那麼這個關係就不存在了，我們需要重新確定這二者的關係。一種方法是，整個存儲結構隻使用一個固定的id，即隻使用199 個槽中的1個，在這種條件下，就一定要定義DONT_PREALLOC_SLABS來避免另外的預分配浪費。另一種方法是建立一個hash關係，來從 item確定classid，不能使用長度來做鍵，可以使用key的NewHash結果等不定資料，或者直接根據key來做hash（定長資料的key也 一定等長）。這裡簡單起見，選擇第一種方法，這種方法的不足之處在於隻使用一個id，在資料量非常大的情況下，slab鏈會很長（因為所有資料都擠在一條 鏈上了），遍歷起來的代價比較高。

前麵介紹了三種空間冗餘，設定chunk長度等於item長度，解決了第一種空間浪費問題，不預申請空 間解決了第二種空間浪費問題，那麼對於第一種問題（slab內剩餘）如何解決呢，這就需要修改POWER_BLOCK常量，使得每一個slab大小正好等 於chunk長度的整數倍，這樣一個slab就可以正好劃分成n個chunk。這個數值應該比較接近1MB，過大的話同樣會造成冗餘，過小的話會造成次數 過多的alloc，根據chunk長度為200，選擇1000000作為POWER_BLOCK的值，這樣一個slab就是100萬位元組，不是 1048576。三個冗餘問題都解決了，空間利用率會大大提昇。

修改 slabs_clsid 函式，讓它直接返回一個定值（比如 1 ）：

CODE:
[Copy to clipboard]unsigned int slabs_clsid(size_t size) {
return 1;
}修改slabs_init函式，去掉迴圈建立所有classid內容的部分，直接新增slabclass[1]：

CODE:
slabclass[1].size = 200; //每chunk200位元組
slabclass[1].perslab = 5000; //1000000/200◎Memcached用戶端

Memcached 是一個服務程式，使用的時候可以根據它的協定，連線到memcached伺服器上，發送指令給服務處理序，就可以操作上麵的資料。為了方便使 用，memcached有很多個用戶端程式可以使用，對應於各種語言，有各種語言的用戶端。基於C語言的有libmemcache、 APR_Memcache；基於Perl的有Cache::Memcached；另外還有Python、Ruby、Java、C#等語言的支援。PHP的 用戶端是最多的，不光有mcache和PECL memcache兩個延伸，還有大把的由PHP編寫的封裝類，下麵介紹一下在PHP中使用memcached的方法：

mcache延伸是 基於libmemcache再封裝的。libmemcache一直沒有發佈stable版本，目前版本是1.4.0-rc2，可以在這裡找到。 libmemcache有一個很不好的特性，就是會向stderr寫很多錯誤資訊，一般的，作為lib使用的時候，stderr一般都會被定向到其它地 方，比如Apache的錯誤日誌，而且libmemcache會自殺，可能會導緻異常，不過它的效能還是很好的。

mcache延伸最後更 新到1.2.0-beta10，作者大概是離職了，不光停止更新，連網站也打不開了（~_~），隻能到其它地方去獲取這個不負責的延伸了。解壓後安裝方法 如常：phpize & configure & make & make install，一定要先安裝libmemcache。使用這個延伸很簡單：

CODE:
$mc = memcache(); // 建立一個memcache連線物件，注意這裡不是用new！
$mc->add_server('localhost', 11211); // 新增一個服務處理序
$mc->add_server('localhost', 11212); // 新增第二個服務處理序
$mc->set('key1', 'Hello'); // 寫入key1 => Hello
$mc->set('key2', 'World', 10); // 寫入key2 => World，10秒過期
$mc->set('arr1', array('Hello', 'World')); // 寫入一個陣列
$key1 = $mc->get('key1'); // 獲取'key1'的值，賦給$key1
$key2 = $mc->get('key2'); // 獲取'key2'的值，賦給$key2，如果超過10秒，就取不到了
$arr1 = $mc->get('arr1'); // 獲取'arr1'陣列
$mc->delete('arr1'); // 移除'arr1'
$mc->flush_all(); // 刪掉所有資料
$stats = $mc->stats(); // 獲取伺服器資訊
var_dump($stats); // 伺服器資訊是一個陣列
?>這 個延伸的好處是可以很方便地實現分散式存儲和負載均衡，因為它可以新增多個服務地址，資料在儲存的時候是會根據hash結果定位到某臺伺服器上的，這也是 libmemcache的特性。libmemcache支援集中hash方式，包括CRC32、ELF和Perl hash。

PECL memcache是PECL發佈的延伸，目前最新版本是2.1.0，可以在pecl網站得到。memcache延伸的使用方法可以在新一些的PHP手冊中找到，它和mcache很像，真的很像：

CODE:
$memcache = new Memcache;
$memcache->connect('localhost', 11211) or die ("Could not connect");

$version = $memcache->getVersion();
echo "Server's version: ".$version."n";

$tmp_object = new stdClass;
$tmp_object->str_attr = 'test';
$tmp_object->int_attr = 123;

$memcache->set('key', $tmp_object, false, 10) or die ("Failed to save data at the server");
echo "Store data in the cache (data will expire in 10 seconds)n";

$get_result = $memcache->get('key');
echo "Data from the cache:n";

var_dump($get_result);

?>這 個延伸是使用php的stream直接連線memcached伺服器並透過socket發送指令的。它不像libmemcache那樣完善，也不支援 add_server這種分佈操作，但是因為它不依賴其它的外界程式，相容性要好一些，也比較穩定。至於效率，差別不是很大。

另外，有很多的PHP class可以使用，比如MemcacheClient.inc.php，phpclasses.org上可以找到很多，一般都是對perl client API的再封裝，使用方式很像。

◎BSM_Memcache

從 C client來說，APR_Memcache是一個很成熟很穩定的client程式，支援執行緒鎖和原子級操作，保證執行的穩定性。不過它是基於APR的 （APR將在最後一節介紹），沒有libmemcache的應用範圍廣，目前也沒有很多基於它開發的程式，現有的多是一些Apache Module，因為它不能脫離APR環境執行。但是APR倒是可以脫離Apache單獨安裝的，在APR網站上可以下載APR和APR-util，不需要 有Apache，可以直接安裝，而且它是跨平臺的。

BSM_Memcache是我在BS.Magic項目中開發的一個基於APR_Memcache的PHP延伸，說起來有點拗口，至少它把APR扯進了PHP延伸中。這個程式很簡單，也沒做太多的功能，隻是一種形式的嘗試，它支援伺服器分組。

和 mcache延伸支援多伺服器分佈存儲不同，BSM_Memcache支援多組伺服器，每一組內的伺服器還是按照hash方式來分佈儲存資料，但是兩個組 中儲存的資料是一樣的，也就是實現了熱備，它不會因為一臺伺服器發生單點故障導緻資料無法獲取，除非所有的伺服器組都損壞（例如機房停電）。當然實現這個 功能的代價就是效能上的犧牲，在每次新增移除資料的時候都要掃瞄所有的組，在get資料的時候會隨機選擇一組伺服器開始輪詢，一直到找到資料為止，正常情 況下一次就可以獲取得到。

BSM_Memcache隻支援這幾個函式：

CODE:
zend_function_entry bsm_memcache_functions[] =
{
PHP_FE(mc_get, NULL)
PHP_FE(mc_set, NULL)
PHP_FE(mc_del, NULL)
PHP_FE(mc_add_group, NULL)
PHP_FE(mc_add_server, NULL)
PHP_FE(mc_shutdown, NULL)
{NULL, NULL, NULL}
};mc_add_group函式返回一個整形（其實應該是一個object，我偷懶了~_~）作為組ID，mc_add_server的時候要提供兩個參數，一個是組ID，一個是伺服器地址（ADDRORT）。

CODE:
/**
* Add a server group
*/
PHP_FUNCTION(mc_add_group)
{
apr_int32_t group_id;
apr_status_t rv;

if (0 != ZEND_NUM_ARGS())
{
WRONG_PARAM_COUNT;
RETURN_NULL();
}

group_id = free_group_id();
if (-1 == group_id)
{
RETURN_FALSE;
}

apr_memcache_t *mc;
rv = apr_memcache_create(p, MAX_G_SERVER, 0, &mc);

add_group(group_id, mc);

RETURN_DOUBLE(group_id);
}

CODE:
/**
* Add a server into group
*/
PHP_FUNCTION(mc_add_server)
{
apr_status_t rv;
apr_int32_t group_id;
double g;
char *srv_str;
int srv_str_l;

if (2 != ZEND_NUM_ARGS())
{
WRONG_PARAM_COUNT;
}

if (zend_parse_parameters(ZEND_NUM_ARGS() TSRMLS_CC, "ds", &g, &srv_str, &srv_str_l) == FAILURE)
{
RETURN_FALSE;
}

group_id = (apr_int32_t) g;

if (-1 == is_validate_group(group_id))
{
RETURN_FALSE;
}

char *host, *scope;
apr_port_t port;

rv = apr_parse_addr_port(&host, &scope, &port, srv_str, p);
if (APR_SUCCESS == rv)
{
// Create this server object
apr_memcache_server_t *st;
rv = apr_memcache_server_create(p, host, port, 0, 64, 1024, 600, &st);
if (APR_SUCCESS == rv)
{
if (NULL == mc_groups[group_id])
{
RETURN_FALSE;
}

// Add server
rv = apr_memcache_add_server(mc_groups[group_id], st);

if (APR_SUCCESS == rv)
{
RETURN_TRUE;
}
}
}

RETURN_FALSE;
}在set和del資料的時候，要迴圈所有的組：

CODE:
/**
* Store item into all groups
*/
PHP_FUNCTION(mc_set)
{
char *key, *value;
int key_l, value_l;
double ttl = 0;
double set_ct = 0;

if (2 != ZEND_NUM_ARGS())
{
WRONG_PARAM_COUNT;
}

if (zend_parse_parameters(ZEND_NUM_ARGS() TSRMLS_CC, "ss|d", &key, &key_l, &value, &value_l, ttl) == FAILURE)
{
RETURN_FALSE;
}

// Write data into every object
apr_int32_t i = 0;
if (ttl < 0)
{
ttl = 0;
}

apr_status_t rv;

for (i = 0; i < MAX_GROUP; i++)
{
if (0 == is_validate_group(i))
{
// Write it!
rv = apr_memcache_add(mc_groups[i], key, value, value_l, (apr_uint32_t) ttl, 0);
if (APR_SUCCESS == rv)
{
set_ct++;
}
}
}

RETURN_DOUBLE(set_ct);
}在mc_get中，首先要隨機選擇一個組，然後從這個組開始輪詢：

CODE:
/**
* Fetch a item from a random group
*/
PHP_FUNCTION(mc_get)
{
char *key, *value = NULL;
int key_l;
apr_size_t value_l;

if (1 != ZEND_NUM_ARGS())
{
WRONG_PARAM_COUNT;
}

if (zend_parse_parameters(ZEND_NUM_ARGS() TSRMLS_CC, "s", &key, &key_l) == FAILURE)
{
RETURN_MULL();
}

// I will try ...
// Random read
apr_int32_t curr_group_id = random_group();
apr_int32_t i = 0;
apr_int32_t try = 0;
apr_uint32_t flag;
apr_memcache_t *oper;
apr_status_t rv;

for (i = 0; i < MAX_GROUP; i++)
{
try = i + curr_group_id;
try = try % MAX_GROUP;
if (0 == is_validate_group(try))
{
// Get a value
oper = mc_groups[try];
rv = apr_memcache_getp(mc_groups[try], p, (const char *) key, &value, &value_l, 0);
if (APR_SUCCESS == rv)
{
RETURN_STRING(value, 1);
}
}
}

RETURN_FALSE;
}

CODE:
/*
* Random group id
* For mc_get()
*/
apr_int32_t random_group()
{
struct timeval tv;
struct timezone tz;
int usec;

gettimeofday(&tv, &tz);

usec = tv.tv_usec;

int curr = usec % count_group();

return (apr_int32_t) curr;
}BSM_Memcache的使用方式和其它的client類似：

CODE:
$g1 = mc_add_group(); // 新增第一個組
$g2 = mc_add_group(); // 新增第二個組
mc_add_server($g1, 'localhost:11211'); // 在第一個組中新增第一臺伺服器
mc_add_server