用户中心是一个典型的读多写少系统，可以说我们大部分的系统都属于这种类型，而这类系统通过缓存就能获得很好的性能提升。并且在流量增大后，用户中心通常是系统改造中第一个要优化的模块，因为它常常和多个系统重度耦合，所以梳理这个模块对整个系统后续的高并发改造非常重要。
如果我们从数据结构出发，先对一些场景进行改造，然后再去做缓存，会让之后的改造变得简单很多。所以先梳理数据库结构，再对系统进行高并发改造是很有帮助的。
用户中心的主要功能是维护用户信息、用户权限和登录状态，它保存的数据大部分都属于读多写少的数据。用户中心常见的优化方式主要是将用户中心和业务彻底拆开，不再与业务耦合，并适当增加缓存来提高系统性能。
一些表优化的思路
精简数据表。比如账户表只保存用户名和密码，这样即使数据量很大，查询性能也不错。不过你要注意，精简数据量虽然能换来更好的响应速度，但不提倡过度设计。因为表字段如果缺少冗余会导致业务实现更为繁琐，比如账户表如果把昵称和头像删减掉，我们每次登录就需要多读取一次数据库，并且需要一直关注账户表的缓存同步更新。
数据归类整理
数据主要有四种：实体对象主表、辅助查询表、实体关系和历史数据，不同类型的数据所对应的缓存策略是不同的。
实体对象表是适合放在缓存中的。实体数据是我们业务的主要承载体，当我们找到实体主体的时候，就可以根据这个主体在缓存中查到所有和它有关联的数据，来服务用户。
实体辅助表
为了精简数据且方便管理，我们经常会根据不同用途对主表拆分，常见的方式是做纵向表拆分。
纵向表拆分的目的一般有两个，一个是把使用频率不高的数据摘出来。
辅助表的另一个用途是辅助查询，当原有业务数据结构不能满足其他维度的实体查询时，可以通过辅助表来实现。比如用户账号表为主体用于做用户登陆使用，而辅助信息表保存家庭住址、省份、微信、邮编等平时不会展示的信息。
对于实体关系表可以将M:n拆分一下避免依赖维护困难。
动作历史数据表记录的是数据实体的动作或状态变化过程，比如用户登陆日志、用户积分消费获取记录等。这类数据会随着时间不断增长，它们一般用于记录、展示最近信息，不建议用在业务的实时统计计算上。
总结：
能够通过 ID 快速匹配的实体，以及通过关系快速查询的数据，适合放在长期缓存当中；
通过组合条件筛选统计的数据，也可以放到临时缓存，但是更新有延迟；
数据增长量大或者跟设计初衷不一样的表数据，这种不适合、也不建议去做做缓存。
二、缓存性价比和缓存一致性问题
缓存可以滥用吗？
我们一开始肯定想把实体表（账号密码）放到缓存中。但是这些信息只会在登录时用到。用户即使频繁登录，也不会造成太大的流量冲击。我们需要评估缓存是否有效，一般来说，只有热点数据放到缓存才更有价值。
临时热缓存
我们把目标放到会被高频查询的信息上，也就是用户信息。用户信息的使用频率很高，在很多场景下会被频繁查询展示，比如我们在论坛上看到的发帖人头像、昵称、性别等，这些都是需要频繁展示的数据，不过这些数据的总量很大，全部放入缓存很浪费空间。对于这种数据，我建议使用临时缓存方式，就是在用户信息第一次被使用的时候，同时将数据放到缓存当中，短期内如果再次有类似的查询就可以快速从缓存中获取
// 尝试从缓存中直接获取用户信息userinfo, err := Redis.Get("user_info_9527")if err != nil { return nil, err}//缓存命中找到，直接返回用户信息if userinfo != nil { return userinfo, nil}//没有命中缓存，从数据库中获取userinfo, err := userInfoModel.GetUserInfoById(9527)if err != nil { return nil, err}//查找到用户信息if userinfo != nil { //将用户信息缓存，并设置TTL超时时间让其60秒后失效 Redis.Set("user_info_9527", userinfo, 60) return userinfo, nil}// 没有找到，放一个空数据进去，短期内不再问数据库// 可选，这个是用来预防缓存穿透查询攻击的Redis.Set("user_info_9527", "", 30)return nil, nil这种临时缓存适合表中数据量大，但热数据少的情况，可以降低热点数据的压力。
长期热数据缓存
当 TTL 到期时，如果大量缓存请求没有命中，透传的流量会不会打沉我们的数据库？这其实就是行业里常提到的缓存击穿问题，如果缓存出现大规模并发穿透，那么很有可能导致我们服务宕机。不过，要想实现长期缓存，就需要我们人工做更多的事情来保持缓存和数据表数据的一致性。
这里介绍一下缓存穿透，缓存击穿，缓存雪崩以及解决方案
缓存穿透就是查询一个缓存和数据库都不存在的数据，这样的话就直接透过缓存，直接查库，返回空。数据库压力很大。解决办法：缓存空对象。当数据库查不到时就在缓存中缓存一个空对象，设置过期时间。下次再请求就直接在缓存拿到。缺点是缓存空间占用问题，以及数据不一致问题，即使设置了过期时间也会导致这段时间的不一致。第二种就是布隆过滤器。m位的数组初始化0和n个哈希函数，一个Key经过哈希函数映射让n个位变为1。下次有新元素看看key映射后是不是都是1，不是说明不存在直接返回空，是说明存在走缓存。缺陷是判断存在时可能误判，因为哈希冲突，不存在一定是不存在的。第二是删除元素比较困难，因为会把其他key的元素变成0。另外我感觉key越多，产生哈希冲突的可能性越大。
缓存击穿：某个热点数据过期后，大量的请求穿过缓存到达数据库，压力很大。解决方案：设置Key永不过期，或者启动一个任务定期将该数据送入缓存。第二种是加锁，当大量请求查询同一个key，只有一个请求获取锁，查询数据库放入缓存，解锁，其他请求再从缓存拿数据。但是感觉这样很影响并发性，请求延迟。
缓存雪崩：缓存中大量的key同时过期，或者redis直接宕机，压力很大。
解决方案就是每个Key过期时间打散，均匀分布。redis故障可以采用主从架构、哨兵机制、集群等高可用架构。
我们可以结合长期热缓存和临时缓存。
如果是热key，缓存查不到，直接返回空。如果不是热key，就查询临时缓存，找不到的话，查数据库，更新临时缓存。更新时优化是锁，只有一个线程更新，其他线程等待1秒，再查缓存。这样可以保证后端不会有多个线程读取同一条数据，从而冲垮缓存和数据库服务（缓存的写并发没有读性能那么好）
另外，热key是会更新的。来自于统计一段时间内数据访问流量，计算得出的热点数据。那长期缓存的更新会异步脚本去定期扫描热缓存列表，通过这个方式来主动推送缓存，同时把 TTL 设置成更长的时间，来保证新的热数据缓存不会过期。当这个 key 的热度过去后，热缓存 key 就会从当前 set 中移除，腾出空间给其他地方使用。
缓存一致性问题
临时缓存是有 TTL 的，如果 60 秒内修改了用户的昵称，缓存是不会马上更新的。最糟糕的情况是在 60 秒后才会刷新这个用户的昵称缓存，显然这会给系统带来一些不必要的麻烦。
单条实体数据缓存刷新
单条实体数据缓存更新是最简单的一个方式，比如我们缓存了 9527 这个用户的 info 信息，当我们对这条数据做了修改，我们就可以在数据更新时同步更新对应的数据缓存：整体来讲就是先更新数据库，再识别出被修改数据的 ID，然后根据 ID 删除被修改的数据缓存，等下次请求到来时，再把最新的数据更新到缓存中，这样就会有效减少并发操作把脏数据带入缓存的可能性。
关系型和统计型数据缓存刷新
这种刷新较比较复杂。因为这些统计是由多条数据计算而成的。当我们对这类数据更新缓存时，很难识别出需要刷新哪些关联缓存。
我们可以采用人工编码维护。比较麻烦，还要考虑新增数据关联的ID等。除了人工维护缓存外，还有一种方式就是通过订阅数据库来找到 ID 数据变化。如下图，我们可以使用 Maxwell 或 Canal，对 MySQL 的更新进行监控。（这样变更信息会推送到 Kafka 内，我们可以根据对应的表和具体的 SQL 确认更新涉及的数据 ID，然后根据脚本内设定好的逻辑对相 关 key 进行更新。例如用户更新了昵称，那么缓存更新服务就能知道需要更新 user_info_9527 这个缓存，同时根据配置找到并且删除其他所有相关的缓存。）
如果我们表内的数据更新很少，那么可以采用版本号缓存设计。这个方式比较狂放：一旦有任何更新，整个表内所有数据缓存一起过期
思考？布隆过滤器误判和无法删除元素的机制怎么改进?
可以考虑用一个表记录误判的那些元素，把它空对象计入缓存。因为误判的概率小，所以数量不会很多。当布隆判断完，再让这个表判断。代价是建表查表的代价。
也可以增加哈希函数，这样误判概率变小。不过计算代价变大。
删除元素机制可以加一个过期时间一起缓存，到期就删除。
好像有一种布谷鸟过滤器，可以解决这些问题。
如何降低用户中心鉴权时的流量压力？
答案是token技术。
传统的 Session 方式是把用户的登录信息通过 SessionID 统一缓存到服务端中，然后客户端以cookie的方式缓存在客户端，客户端和子系统每次请求都需要到用户中心服务器去“提取”用户信息（比如密码等），这就会导致用户中心的流量很大，所有业务都很依赖用户中心。
为了降低用户中心的流量压力，同时让各个子系统与用户中心脱耦，我们采用信任“签名”的 token，**把用户信息加密发放到客户端，让客户端本地拥有这些信息。而子系统只需通过签名算法对 token 进行验证，就能获取到用户信息。**这种方式的核心是把用户信息放在服务端外做传递和维护，以此解决用户中心的流量性能瓶颈。此外，通过定期更换 token，用户中心还拥有一定的用户控制能力，也加大了破解难度，可谓一举多得。
其实用布隆过滤器也是类似的思想，把一些东西放在外面，简化系统的压力。
缓存一致性问题
缓存和数据库，无论先处理谁，只要后者有延迟/失败，都会导致不一致的情况，这也正是缓存不一致的根本原因所在。所有解决方案和讨论都是围绕这一点来进行的。
最差的就是先写缓存再写数据库。如果写完缓存，数据库写失败，那么缓存的数据就是脏数据，不行。
先写数据库，再写缓存。问题又来了，写数据库成功，但写缓存失败了，依然会造成缓存脏数据的问题。但写缓存失败比写数据库失败的概率要小很多了(因为数据库可能有加锁、外键约束、超时等机制限制)，所以此方案要比第一种方案好一点。在高并发场景中，如果多个线程同时执行先写数据库，再写缓存的操作，可能会出现数据库是新值，而缓存中是旧值，两边数据不一致的情况。
既然更新缓存会有浪费系统资源等问题，那就直接删除缓存来代替更新缓存呢？
先删缓存，再写数据库。也会造成不一致的问题。
延迟双删：写完数据库后，再删除一次。
该方案有个非常关键的地方是：第二次删除缓存，并非立马就删，而是要在一定的时间间隔之后。sleep的时间要对业务读写缓存的时间做出评估，sleep时间大于读写缓存的时间即可。（为什么要延迟，如果旧的请求还没来得及把旧值写到缓存，新的请求就删除旧值，没有意义的操作）
再结合上文的，对于关系统计查询的不一致，可以用canal来辅助。
下面还有机房双活,机房之间的数据同步常常会因为网络延迟或数据冲突而停止，最终导致两个机房的数据不一致。（必须实现数据同步，阿里有OTTER）
共识Raft：如何保证多机房数据的一致性？
但如果业务对“事务 + 强一致”的要求极高，比如库存不允许超卖，那我们通常只有两种选择：一种是将服务做成本地服务，但这个方式并不适合所有业务；另一种是采用多机房，但需要用分布式强一致算法保证多个副本的一致性。相比 Paxos，Raft 不仅更容易理解，还能保证数据操作的顺序，因此在分布式数据服务中被广泛使用，像 etcd、Kafka 这些知名的基础组件都是用 Raft 算法实现的。可以说了解了 Raft，就相当于了解了分布式强一致性数据服务的半壁江山。
我们启动五个 Raft 分布式数据服务：S1、S2、S3、S4、S5，
每个节点都有以下三种状态：
Leader：负责数据修改，主动同步修改变更给 Follower；
Follower：接收 Leader 推送的变更数据；
Candidate：集群中如果没有 Leader，那么进入选举模式。
如果集群中的 Follower 节点在指定时间内没有收到 Leader 的心跳，那就代表 Leader 损坏，集群无法更新数据。这时候 Follower 会进入选举模式，在多个 Follower 中选出一个 Leader，保证一组服务中一直存在一个 Leader，同时确保数据修改拥有唯一的决策进程。
那 Leader 服务是如何选举出来的呢？进入选举模式后，这 5 个服务会随机等待一段时间。等待时间一到，当前服务先投自己一票，并对当前的任期“term”加 1 （上图中 term:4 就代表第四任 Leader），然后对其他服务发送 RequestVote RPC（即请求投票）进行拉票。
收到投票申请的服务，并且申请服务（即“发送投票申请的服务”）的任期和同步进度都比它超前或相同，那么它就会投申请服务一票，并把当前的任期更新成最新的任期。同时，这个收到投票申请的服务不再发起投票，会等待其他服务邀请。
注意，每个服务在同一任期内只投票一次。如果所有服务都没有获取到多数票（三分之二以上服务节点的投票），就会等当前选举超时后，对任期加 1，再次进行选举。最终，获取多数票且最先结束选举倒计时的服务会被选为 Leader。
被选为 Leader 的服务会发布广播通知其他服务，并向其他服务同步新的任期和其进度情况。同时，新任 Leader 会在任职期间周期性发送心跳，保证各个子服务（Follwer）不会因为超时而切换到选举模式。在选举期间，若有服务收到上一任 Leader 的心跳，则会拒绝（如下图 S1）。
如何保证多副本写一致？
在数据同步期间，Follower 会与 Leader 的日志完全保持一致。不难看出，Raft 算法采用的也是主从方式同步，只不过 Leader 不是固定的服务，而是被选举出来的。这样当个别节点出现故障时，是不会影响整体服务的。不过，这种机制也有缺点：如果 Leader 失联，那么整体服务会有一段时间忙于选举，而无法提供数据服务。通常来说，客户端的数据修改请求都会发送到 Leader 节点（如下图 S1）进行统一决策，如果客户端请求发送到了 Follower，Follower 就会将请求重定向到 Leader。那么，Raft 是怎么实现同分区数据备份副本的强一致性呢？
具体来讲，Leader 成功修改数据后，会产生对应的日志，然后 Leader 会给所有 Follower 发送单条日志同步信息。只要大多数 Follower 返回同步成功，Leader 就会对预提交的日志进行 commit，并向客户端返回修改成功。接着，Leader 在下一次心跳时（消息中 leader commit 字段），会把当前最新 commit 的 Log index（日志进度）告知给各 Follower 节点，然后各 Follower 按照这个 index 进度对外提供数据，未被 Leader 最终 commit 的数据则不会落地对外展示。如果在数据同步期间，客户端还有其他的数据修改请求发到 Leader，那么这些请求会排队，因为这时候的 Leader 在阻塞等待其他节点回应。
不过，这种阻塞等待的设计也让 Raft 算法对网络性能的依赖很大，因为每次修改都要并发请求多个节点，等待大部分节点成功同步的结果。最惨的情况是，返回的 RTT 会按照最慢的网络服务响应耗时（“两地三中心”的一次同步时间为 100ms 左右），再加上主节点只有一个，一组 Raft 的服务性能是有上限的。对此，我们可以减少数据量并对数据做切片，提高整体集群的数据修改性能。请你注意，当大多数 Follower 与 Leader 同步的日志进度差异过大时，数据变更请求会处于等待状态，直到一半以上的 Follower 与 Leader 的进度一致，才会返回变更成功。当然，这种情况比较少见。
服务之间如何同步日志进度？
讲到这我们不难看出，在 Raft 的数据同步机制中，日志发挥着重要的作用。在同步数据时，Raft 采用的日志是一个有顺序的指令日志 WAL（Write Ahead Log），类似 MySQL 的 binlog。该日志中记录着每次修改数据的指令和修改任期，并通过 Log Index 标注了当前是第几条日志，以此作为同步进度的依据。
其中，Leader 的日志永远不会删除，所有的 Follower 都会保持和 Leader 完全一致，如果存在差异也会被强制覆盖。同时，每个日志都有“写入”和“commit”两个阶段，在选举时，每个服务会根据还未 commit 的 Log Index 进度，优先选择同步进度最大的节点，以此保证选举出的 Leader 拥有最新最全的数据。
Leader 在任期内向各节点发送同步请求，其实就是按顺序向各节点推送一条条日志。如果 Leader 同步的进度比 Follower 超前，Follower 就会拒绝本次同步。Leader 收到拒绝后，会从后往前一条条找出日志中还未同步的部分或者有差异的部分，然后开始一个个往后覆盖实现同步。
Leader 和 Follower 的日志同步进度是通过日志 index 来确认的。Leader 对日志内容和顺序有绝对的决策权，当它发现自己的日志和 Follower 的日志有差异时，为了确保多个副本的数据是完全一致的，它会强制覆盖 Follower 的日志。
那么 Leader 是怎么识别出 Follower 的日志与自己的日志有没有差异呢？实际上，Leader 给 Follower 同步日志的时候，会同时带上 Leader 上一条日志的任期和索引号，与 Follower 当前的同步进度进行对比。对比分为两个方面：**一方面是对比 Leader 和 Follower 当前日志中的 index、多条操作日志和任期；另一方面是对比 Leader 和 Follower 上一条日志的 index 和任期。**如果有任意一个不同，那么 Leader 就认为 Follower 的日志与自己的日志不一致，这时候 Leader 会一条条倒序往回对比，直到找到日志内容和任期完全一致的 index，然后从这个 index 开始正序向下覆盖。同时，在日志数据同步期间，Leader 只会 commit 其所在任期内的数据，过往任期的数据完全靠日志同步倒序追回。
你应该已经发现了，这样一条条推送同步有些缓慢，效率不高，这导致 Raft 对新启动的服务不是很友好。所以 Leader 会定期打快照，通过快照合并之前修改日志的记录，来降低修改日志的大小。而同步进度差距过大的 Follower 会从 Leader 最新的快照中恢复数据，按快照最后的 index 追赶进度。
如何保证读取数据的强一致性？
通过前面的讲解，我们知道了 Leader 和 Follower 之间是如何做到数据同步的，那从 Follower 的角度来看，它又是怎么保证自己对外提供的数据是最新的呢？这里有个小技巧，就是 Follower 在收到查询请求时，会顺便问一下 Leader 当前最新 commit 的 log index 是什么。如果这个 log index 大于当前 Follower 同步的进度，就说明 Follower 的本地数据不是最新的，这时候 Follower 就会从 Leader 获取最新的数据返回给客户端。可见，保证数据强一致性的代价很大。
