一 Redis数据结构

Redis底层数据结构有三层意思：

• 从Redis本身数据存储的结构层面来看，Redis数据结构是一个HashMap。
• 从使用者角度来看，Redis的数据结构是String，List，Hash，Set，Sorted Set。
• 从内部实现角度来看，Redis的数据结构是ict，sds，ziplist，quicklist，skiplist，intset。

这五种数据类型分别对应以下几种数据结构：

如图所示：

• String的底层是：简单动态字符串
• List的底层是：双向链表和压缩列表。
• Hash的底层是：压缩链表和哈希表
• Set底层是：整数数组和哈希表。
• Sort Set底层是：压缩链表和跳表。

1.Redis哈希表如何实现

  Redis是一个k-v的数据库。为了实现从key到value的快速访问，Redis使用了一个哈希表来保存所有的键值对。

• 一个哈希表，本身就是一个数组，数组的每个元素称为一个哈希桶。
• 不管是键类型还是值类型，哈希桶内的元素保存的都不是值本身，而是指向具体值的指针。

  如下图中可以看到，哈希桶中的entry元素中保存了key和value指针，分别指向了实际的键和值，这样一来，即使值是一个集合，也可以通过*value指针被查找到：

因为这个哈希表保存了所有的键值对，所以，它也叫做全局哈希表。

• 哈希表的最大好处就是让我们可以用O(1)的时间复杂度来快速查找到键值对----我们只需要计算键的哈希值，就可以知道它对应的哈希桶位置，然后就可以访问相应的entry元素。
• 这个查找过程主要依赖于哈希计算，和数据量的多少并没有直接关系。也就是说，不管哈希表里有10万个键还是 100 万个键，我们只需要一次计算就能找到相应的键。
• 也就是说，整个数据库就是一个全局hash表，而hash表的时间复杂度就是O(1)，只需要计算每个键的hash值，就知道对应的hash桶的位置，定位桶里面的entry找到对应数据，这个也是redis块的原因之一。

2.Redis哈希冲突

1，什么是hash冲突？

  哈希冲突，也就是指，两个key的哈希值和哈希桶计算对应关系时，正好落在了同一个哈希桶中。毕竟，哈希桶的个数通常要少于key的数量，hash冲突是不可避免。

2，hash冲突如何解决？

  Redis解决哈希冲突的方式，就是链式哈希：所谓的链式哈希，就是指同一个哈希桶中的多个元素用一个链表来保存，它们之间一次用指针连接。如下图：

  图中的entry1、entry2 和 entry3 都需要保存在哈希桶 3 中，导致了哈希冲突。此时，entry1 元素会通过一个next指针指向 entry2，同样，entry2 也会通过next指针指向entry3。这样一来，即使哈希桶 3 中的元素有 100 个，我们也可以通过 entry 元素中的指针，把它们连起来。这就形成了一个链表，也叫作哈希冲突链。

3，渐进式rehash

  上面说过，哈希冲突的解决办法是hash链表，但是hash链表中如果hash冲突链越来越长，肯定会导致redis的性能下降，解决办法是什么尼？也就是渐进式rehash。
  为了使得rehash操作更加高效，redis默认使用了两个全局哈希表：哈希表1和哈希表2.一开始，当你刚插入数据时，默认使用哈希表1，此时的哈希表2并没有被分配空间。随着数据逐步增多，redis开始执行rehash，这个过程分为三步：

1. 把哈希表2分配更大的空间，比如是当前哈希表1大小的两倍
2. 把哈希表1中的数据重新映射并拷贝到哈希表2中
3. 释放哈希表1的空间

  至此，我们就可以从哈希表1切换到哈希表2，用增大的哈希表2保存更多的数据，而原来的哈希表1操作留作下一次rehash扩容备用。

  上面步骤有一个问题，那就是第二步涉及大量的数据拷贝，如果一次性把哈希表1中的数据都迁移完，会造成redis线程阻塞，无法服务其他请求。此时，redis就无法快速访问数据了。为了避免这个问题，redis采用了渐进式rehash。
  简单来说就是在第二步拷贝数据时，Redis 仍然正常处理客户端请求，每处理一个请求时，从哈希表 1 中的第一个索引位置开始，顺带着将这个索引位置上的所有 entries 拷贝到哈希表 2 中；等处理下一个请求时，再顺带拷贝哈希表 1 中的下一个索引位置的entries。如下图所示：

  这样就巧妙地把一次性大量拷贝的开销，分摊到了多次处理请求的过程中，避免了耗时操作，保证了数据的快速访问。另外，渐进式rehash执行时，除了根据键值对的操作来进行数据迁移，redis本身还会有一群定时任务在执行rehash，如果没有键值对操作，这个定时任务会周期性的搬移一些数据到新的哈希表中。

二 Redis中value的内部实现数据结构

  redis是通过对象来表示存储的数据的，redis 也是键值对存储的方式，那么每存储一条数据，redis至少会生成2个对象，一个是redisObject，用来描述具体数据的类型的，比如用的是那种数据类型，底层用了哪种数据结构，还有一个对象就是具体存储的数据。 这个存储对象数据就是通过redisObject这个对象的指针来指引的。
  由于不同的数据类型，是有不同的内部实现且互相交叉的，具体如图所示：

  下面我们将分开介绍简单动态字符串，双向列表，压缩列表，哈希表，跳表和整数数组。

1.RedisObject对象解析

  上面说过redis本身在存储数据的时候会产生一个redisObject对象用来存储当前key对应的value的数据类型。其结构如下：

typedef struct redisObject 
{ 
	unsigned type:4; 
	unsigned encoding:4; 
	//对象最后一次被访问的时间
	unsigned lru:REDIS_LRU_BITS;  
	/* lru time (relative to server.lruclock) */  
	int refcount; 
	//指向底层实现数据结构的指针
	void *ptr;
} robj;

其中具体的值含义如下：
1，type： 字段表示value的对象类型，占4byte。目前包括REDIS_STRING(字符串)、REDIS_LIST (列表)、REDIS_HASH(哈希)、REDIS_SET(集合)、REDIS_ZSET(有序集合)。在执行 type key的时候能查看到对应的类型：

2，encoding 表示对象的内部编码，占4个比特。对于redis支持的每种类型都至少有两种编码，对于字符串有int、embsre、row三种
通过encoding属性，redis可以根据不同的使用场景来对对象使用不同的编码，大大提高的redis的灵活性和效率。命令：object encoding key;

3，lru： 记录对象最后一次被访问的时间，当配置了maxmemory和maxmemory-policy=valatile-lru ｜ allkeys-lru时，用于辅助LRU算法删除键数据。可以使用 object idletime {key} 命令在不更新lru字段情况下查看当前键的空闲时间。开发提示：可以使用scan + object idletime 命令批量查询哪些键长时间未被访问，找出长时间不访问的键进行清理降低内存占用。
4，refcount字段: 记录当前对象被引用的次数，用于通过引用次数回收内存，当refcount=0时，可以安全回收当前对象空间。使用object refcount {key} 获取当前对象引用。当对象为整数且范围在[0-9999]时，Redis可以使用共享对象的方式来节省内存。具体细节见之后共享对象池部分。
5，ptr字段: 与对象的数据内容相关，如果是整数直接存储数据，否则表示指向数据的指针。Redis在3.0之后对值对象是字符串且长度<=39字节的数据，内部编码为embstr类型，字符串sds和redisObject一起分配，从而只要一次内存操作。开发提示：高并发写入场景中，在条件允许的情况下建议字符串长度控制在39字节以内，减少创建redisObject内存分配次数从而提高性能。eg：一个代表string的robj，它的ptr可能指向一个sds结构；一个代表list的robj，它的ptr可能指向一个quicklist。

2.SDS：简单动态字符串

1，实现原理

  在c语音中，定义的字符串是不可被修改的，因此redis设计了可变的字符串长度对象，接SDS（simple dynamic string），实现原理：

struct sdshdr{
    //记录buf数组中已存的字节数量，也就是sds保存的字符串长度
    int len;
 
    // buf数组中剩余可用的字节数量
    int free;
 
    //字节数组，用来存储字符串的
    char buf[];
}

参数解析：

1. len ： 保存的字符串长度。获取字符串的长度就是O(1)
2. free：剩余可用存储字符串的长度
3. buf：保存字符串

这样设计的优点：
1）：当用户修改字符串时sds api会先检查空间是否满足需求，如果满足，直接执行修改操作，如果不满足，将空间修改至满足需求的大小，然后再执行修改操作
2）：空间预分配

1. 如果修改后的sds的字符串小于1MB时（也就是len的长度小于1MB），那么程序会分配与len属性相同大小的未使用空间（就是再给未使用空间free也分配与len相同的空间） 例：字符串大小为600k，那么会分配600k给这个字符串使用，再分配600k的free空间在那。
2. 惰性空间释放，当缩短sds的存储内容时，并不会立即使用内存重分配来回收字符串缩短后的空间，而是通过free将空闲的空间记录起来，等待将来使用。真正需要释放内存的时候，通过调用api来释放内存
3. 通过空间预分配操作，redis有效的减少了执行字符串增长所需要的内存分配次数
4. 如果修改后sds大于1MB时（也就是len的长度大于等于1MB），那么程序会分配1MB的未使用空间 例：字符串大小为3MB，那么会分配3MB给这个字符串使用，再分配1MB的free空间在那。

2，不同的编码实现

查看key的编码：object encoding key

1）int (REDIS_ENCODING_INT)整数值实现：
  存储的数据是整数时，redis会将键值设置为int类型来进行存储，对应的编码类型是REDIS_ENCODING_INT。
2）embstr(REDIS_ENCODING_EMBSTR)
  由sds实现 ，字节数 <= 39。存储的数据是字符串时，且字节数小于等于39 ，用的是embstr
优点：
1、创建字符串对象由两次变成了一次
2、连续的内存，更好的利用缓存优势
缺点：
1、由于是连续的空间，所以适合只读，如果修改的话，就会变成raw
2、由于是连续的空间，所以值适合小字符串

3）raw (REDIS_ENCODING_RAW)
  由sds实现。字节数 > 39

3.双向链表(LinkedList)

1，List结构：

typedef struct list {
     listNode *head;
     listNode *tail;
     unsigned long len;
     void *(*dup) (void *ptr);
     void (*free) (void *ptr);
     int (*match) (void *ptr,void *key);
} list;
其中:
	head：表头节点
	tail：表尾节点
	len：包含的节点数量
	(*dup)函数：节点值复制函数
	(*free)函数：节点值释放函数
	(*match)函数：节点值比较函数，比较值是否相等

2，ListNode链表节点结构：

typedef  struct listNode {
    struct listNode *prev;
    struct listNode *next;
    void *value;  
} listNode;
其中:
	prev：前置节点
	next：后置节点
	value：当前节点的值

3，linkedlist结构

拥有4个节点的linkedlist示意图如下:

4，总结：

• 双端：链表节点带有prev和next指针，获取某个节点的前置节点和后置节点的复杂度都是O(n)。
• 无环：表头节点的prev指针和表尾节点的next指针都指向NULL，对链表的访问以NULL为终点。
• 带表头指针和表尾指针：通过list结构的head指针和tail指针，程序获取链表的表头节点和表尾节点的复杂度为O(1)。
• 带链表长度计数器：程序使用list结构的len属性来对list持有的节点进行计数，程序获取链表中节点数量的复杂度为O(1)。
• 多态：链表节点使用void*指针来保存节点值，可以保存各种不同类型的值。

4.压缩列表(zipList)

1，使用场景

  适用于长度较小的值，因为他是由连续的空间实现的。存取的效率高，内存占用小，但由于内存是连续的，在修改的时候要重新分配内存
在数据量比较小的时候使用的是ziplist
当list对象同时满足以下两个条件是，使用的ziplist编码

1. list对象保存的所有字符串元素长度都小于64字节
2. list对象保存的元素数量小于512个(redis版本3.2之前)之后是128个

2，ZipList结构

struct ziplist<T> {
    int32 zlbytes; // 整个压缩列表占用字节数
    int32 zltail_offset; // 最后一个元素距离压缩列表起始位置的偏移量，用于快速定位到最后一个节点
    int16 zllength; // 元素个数
    T[] entries; // 元素内容列表，挨个挨个紧凑存储
    int8 zlend; // 标志压缩列表的结束，值恒为 0xFF
}

  如果我们要查找定位第一个元素和最后一个元素，可以通过表头三个字段的长度直接定位，复杂度是 O(1)。而查找其他元素时，就没有这么高效了，只能逐个查找，此时的复杂度就是 O(N)

3，entry结构如下：

struct entry {
    int<var> previous_entry_length; //前一个entry的字节长度
    int<var> encoding; //当前元素编码类型
    optional byte[] content; //当前元素内容
}

  previous_entry__length记录前一个节点的长度，所以程序可以通过指针运算（当前节点的起始位置-previous_entry__length得到上一个节点的起始位置。），压缩列表从表尾遍历操作就是通过这个原理实现的。encoding属性记录节点的content属性所保存数据的类型以及长度。content保存节点的内容，可以是整数或者是字节数组。
  当前entry的总字节数 = 下一个entry的previous_entry_length的值 = previous_entry_length字节数 + encoding字节数 + content字节数

• 如果前一节点的长度小于254字节，那么previous_entry__length属性的长度为1字节：前一节点的长度就保存在这一字节里面。
• 如果前一节点的长度大于等于254字节，那么previous_entry__length属性的长度为5字节：其属性的第一字节会被设置为0xFE（十进制254），而之后的四个字节长度则用于保存前一节点的长度。

4，连锁更新

  连锁更新是由于previous_entry_length造成的。现在考虑这样一种情况：在一个压缩列表中，有多个连续的，长度介于250字节到253字节之间的节点e1-eN，如下图

  因为e1到eN的长度都介于250字节到253字节之间，所以它们的previous_entry__length均为1字节。现在将一个长度大于254字节的节点插入到e1前面，如下图：

  因为newE的长度大于254字节，所以他后面的e1的previous_entry__length长度需要从1字节变为5字节。但是由于e1原本的长度为250字节到253字节之间，这样子扩展后，长度必然超过254字节，就会导致后面的e2的previous_entry__length也需要改变…以此类推，后面的节点的previous_entry__length都需要扩展。Redis将这种特殊情况下产生的连续多次空间扩展操作称之为"连锁更新"。除了插入节点会发生"连锁更新"。删除节点也会，如下图：
  假设small及后面的节点的长度都介于250-253字节，big长度大于254字节，现在把samll删除了，导致e1的previous_entry__length需要扩展，后面依此类推，这样就会发生"连锁更新"。
  因为连锁更新在最坏的情况下需要对压缩列表执行N次空间重分配，而每次空间重分配的最坏复杂度为O(N)，所以连锁更新的最坏复杂度为O(N^2)

5.quickList类型

1，quicklist简介

  Redis 中的 list 数据类型在版本 3.2 之前，其底层的编码是 ziplist 和 linkedlist 实现的，但是在版本 3.2 之后，重新引入了一个 quicklist 的数据结构，list 底层都由 quicklist 实现。
  在早期的设计中， 当 list 对象中元素的长度比较小或者数量比较少的时候，采用 ziplist 来存储，当 list 对象中元素的长度比较大或者数量比较多的时候，则会转而使用双向列表 linkedlist 来存储。
  快速列表 quicklist 可以看成是用双向链表将若干小型的 ziplist 连接到一起组成的一种数据结构。
​
  说白了就是把 ziplist 和 linkedlist 结合起来。每个双链表节点中保存一个 ziplist，然后每个 ziplist 中存一批list 中的数据(具体 ziplist 大小可配置)，这样既可以避免大量链表指针带来的内存消耗，也可以避免 ziplist 更新导致的大量性能损耗，将大的 ziplist 化整为零。

2，zipList和linkedList的优缺点

  双端链表 linkedlist 便于在表的两端进行 push 和 pop 操作，在插入节点上复杂度很低，但是它的内存开销比较大。首先，它在每个节点上除了要保存数据之外，还要额外保存两个指针；其次，双向链表的各个节点是单独的内存块，地址不连续，节点多了容易产生内存碎片。
​
  压缩列表 ziplist 存储在一段连续的内存上，所以存储效率很高。但是，它不利于修改操作，插入和删除操作需要频繁的申请和释放内存。特别是当 ziplist 长度很长的时候，一次 realloc 可能会导致大批量的数据拷贝。
​
  因此，在 Redis3.2 以后，采用了 quicklist，quicklist 是综合考虑了时间效率与空间效率而引入的新型数据结构。

3，quickList的极端情况

情况一： 当 ziplist 节点过多的时候，quicklist 就会退化为双向链表。效率较差；效率最差时，一个 ziplist 中只包含一个 entry，即只有一个元素的双向链表。（增加了查询的时间复杂度）
情况二： 当 ziplist 元素个数过少时，quicklist 就会退化成为 ziplist，最极端的时候，就是 quicklist 中只有一个 ziplist 节点。（当增加数据时，ziplist 需要重新分配空间）
  所以说：quicklist 其实就是综合考虑了时间和空间效率引入的新型数据结构。（使用 ziplist 能提高空间的使用率，使用 linkedlist 能够降低插入元素时的时间）

4，quickList结构

  quicklist 作为一个链表结构，在它的数据结构中，是定义了整个 quicklist 的头、尾指针，这样一来，可以通过 quicklist 的数据结构，来快速定位到 quicklist 的链表头和链表尾。

typedef struct quicklist {
    quicklistNode *head;   // quicklist的链表头
    quicklistNode *tail;   // quicklist的链表尾
    unsigned long count;   // 所有ziplist中的总元素个数
    unsigned long len;     // quicklistNodes的个数
    int fill : QL_FILL_BITS;  // 单独解释
    unsigned int compress : QL_COMP_BITS; // 具体含义是两端各有compress个节点不压缩
    ...
} quicklist;

  fill用来指明每个quicklistNode中ziplist长度，当fill为正数时，表明每个ziplist最多含有的数据项数，当fill为负数时，如下：

• Length -1: 4k，即ziplist节点最大为4KB
• Length -2: 8k，即ziplist节点最大为8KB
• Length -3: 16k …
• Length -4: 32k
• Length -5: 64k

  fill取负数时，必须大于等于-5。可以通过Redis修改参数list-max-ziplist-size配置节点所占内存大小。实际上每个ziplist节点所占的内存会在该值上下浮动。默认：list-max-ziplist-size -2

  考虑quicklistNode节点个数较多时，我们经常访问的是两端的数据，为了进一步节省空间，Redis允许对中间的quicklistNode节点进行压缩，通过修改参数list-compress-depth进行配置，即设置compress参数，该项的具体含义是两端各有compress个节点不压缩。默认：list-compress-depth 0

5，quickListNode结构

typedef struct quicklistNode {
    struct quicklistNode *prev;  //前一个quicklistNode
    struct quicklistNode *next;  //后一个quicklistNode
    unsigned char *zl;           //quicklistNode指向的ziplist
    unsigned int sz;             //ziplist的字节大小
    unsigned int count : 16;     //ziplist中的元素个数
    unsigned int encoding : 2;   //编码格式，1:原生字节数组，2:使用LZF压缩存储
    unsigned int container : 2;  //container为quicklistNode节点zl指向的容器类型：1代表none,2代表使用ziplist存储数据
    unsigned int recompress : 1; //代表这个节点之前是否是压缩节点，若是，则在使用压缩节点前先进行解压缩，使用后需要重新压缩，此外为1，代表是压缩节点；
    unsigned int attempted_compress : 1; //数据能否被压缩，测试时使用；
    unsigned int extra : 10;     //预留的bit位
} quicklistNode;

6，quickListEntry结构

typedef struct quicklistEntry {
    const quicklist *quicklist;//quicklist指向当前元素所在的quicklist;
    quicklistNode *node;//node指向当前元素所在的quicklistNode结构；
    unsigned char *zi;//zi指向当前元素所在的ziplist;
    unsigned char *value;//value指向该节点的字符串内容；
    long long longval;//为该节点的整型值；
    unsigned int sz;//代表该节点的大小，与value配合使用；
    int offset;//明该节点相对于整个ziplist的偏移量，即该节点是ziplist第多少个entry
} quicklistEntry;

7，quicklistIter结构

在redis的quicklist结构中，实现了自己的迭代器，用于遍历节点。

//quicklist的迭代器结构
typedef struct quicklistIter {
    const quicklist *quicklist;//指向所属的quicklist的指针
    quicklistNode *current;//指向当前迭代的quicklist节点的指针
    unsigned char *zi;//指向当前quicklist节点中迭代的ziplist
    long offset; //当前ziplist结构中的偏移量      /* offset in current ziplist */
    int direction;//迭代方向
} quicklistIter;

8，数据压缩

quicklist每个节点的实际数据存储结构为ziplist，这种结构的主要优势在于节省存储空间。为了进一步降低ziplist所占用的空间，Redis允许对ziplist进一步压缩，Redis采用的压缩算法是LZF，压缩过后的数据可以分成多个片段，每个片段有2部分：

• 一部分是解释字段，另一部分是存放具体的数据字段。
• 解释字段可以占用1～3个字节，数据字段可能不存在。

解释字段|数据|…|解释字段|数据

LZF压缩的数据格式有3种，即解释字段有3种：

1. 000LLLLL：字面型，解释字段占用1个字节，数据字段长度由解释字段后5位决定；L是数据长度字段，数据长度是长度字段组成的字面值加1。例如：0000 0001代表数据长度为2
2. LLLooooo oooooooo：简短重复型，解释字段占用2个字节，没有数据字段，数据内容与前面数据内容重复，重复长度小于8；L是长度字段，数据长度为长度字段的字面值加2, o是偏移量字段，位置偏移量是偏移字段组成的字面值加1。例如：0010 0000 0000 0100代表与前面5字节处内容重复，重复3字节。
3. 111ooooo LLLLLLLL oooooooo：批量重复型，解释字段占3个字节，没有数据字段，数据内容与前面内容重复；L是长度字段，数据长度为长度字段的字面值加9, o是偏移量字段，位置偏移量是偏移字段组成的字面值加1。例如：1110 0000 0000 0010 0001 0000代表与前面17字节处内容重复，重复11个字节。

//quicklistLZF结构：
typedef struct quicklistLZF {
    unsigned int sz;//该压缩node的的总长度
    char compressed[];//压缩后的数据片段(多个)，每个数据片段由解释字段和数据字段组成
} quicklistLZF;

//当前ziplist未压缩长度存在于quicklistNode->sz字段中
//当ziplist被压缩时，node->zl字段将指向quicklistLZF

1）压缩：
  LZF数据压缩的基本思想是：数据与前面重复的，记录重复位置以及重复长度，否则直接记录原始数据内容。
  压缩算法的流程如下：遍历输入字符串，对当前字符及其后面2个字符进行散列运算，如果在Hash表中找到曾经出现的记录，则计算重复字节的长度以及位置，反之直接输出数据。

/*
 * compressed format
 *
 * 000LLLLL <L+1>    ; literal, L+1=1..33 octets
 * LLLooooo oooooooo ; backref L+1=1..7 octets, o+1=1..4096 offset
 * 111ooooo LLLLLLLL oooooooo ; backref L+8 octets, o+1=1..4096 offset
 */
unsigned int
lzf_compress (const void *const in_data, unsigned int in_len, void *out_data, unsigned int out_len)

2)解压缩
  根据LZF压缩后的数据格式，可以较为容易地实现LZF的解压缩。需要注意的是，可能存在重复数据与当前位置重叠的情况，例如在当前位置前的15个字节处，重复了20个字节，此时需要按位逐个复制。

unsigned int
lzf_decompress (const void *const in_data, unsigned int in_len, void *out_data, unsigned int out_len)

9，基本操作

1）插入元素
  API定义：

/* Insert a new entry before or after existing entry 'entry'.
 *
 * If after==1, the new value is inserted after 'entry', otherwise
 * the new value is inserted before 'entry'. */
REDIS_STATIC void _quicklistInsert(quicklist *quicklist, quicklistEntry *entry, void *value, const size_t sz, int after)

  其中，参数after用于控制在entry之前或者之后插入。正因为 quicklist 采用了链表结构，所以当插入一个新的元素时，quicklist 首先就会检查插入位置的 ziplist 是否能容纳该元素，这是通过 _quicklistNodeAllowInsert 函数来完成判断的。

REDIS_STATIC int _quicklistNodeAllowInsert(const quicklistNode *node,
                                           const int fill, const size_t sz) {
    if (unlikely(!node))
        return 0;

    int ziplist_overhead;
    /* size of previous offset */
    if (sz < 254)
        ziplist_overhead = 1;
    else
        ziplist_overhead = 5;

    /* size of forward offset */
    if (sz < 64)
        ziplist_overhead += 1;
    else if (likely(sz < 16384))
        ziplist_overhead += 2;
    else
        ziplist_overhead += 5;

    /* new_sz overestimates if 'sz' encodes to an integer type */
    unsigned int new_sz = node->sz + sz + ziplist_overhead;
    if (likely(_quicklistNodeSizeMeetsOptimizationRequirement(new_sz, fill)))
        return 1;
    else if (!sizeMeetsSafetyLimit(new_sz))
        return 0;
    else if ((int)node->count < fill)
        return 1;
    else
        return 0;
}

  _quicklistNodeAllowInsert 函数会计算新插入元素后的大小（new_sz），这个大小等于 quicklistNode 的当前大小（node->sz）、插入元素的大小（sz），以及插入元素后 ziplist 的 prevlen 占用大小。在计算完大小之后，_quicklistNodeAllowInsert 函数会依次判断新插入的数据大小（sz）是否满足要求，即单个 ziplist 是否不超过 8KB，或是单个 ziplist 里的元素个数是否满足要求。
  只要这里面的一个条件能满足，quicklist 就可以在当前的 quicklistNode 中插入新元素，否则 quicklist 就会新建一个 quicklistNode，以此来保存新插入的元素。这样一来，quicklist 通过控制每个 quicklistNode 中，ziplist 的大小或是元素个数，就有效减少了在 ziplist 中新增或修改元素后，发生连锁更新的情况，从而提供了更好的访问性能。

2）删除元素：
quicklist对于元素删除提供了删除单一元素以及删除区间元素2种方案。
  1]:删除单一元素 :可以使用quicklist对外的接口quicklistDelEntry实现，也可以通过quicklistPop将头部或者尾部元素弹出。quicklistDelEntry函数调用底层quicklistDelIndex函数，该函数可以删除quicklistNode指向的ziplist中的某个元素，其中p指向ziplist中某个entry的起始位置。
  quicklistPop可以弹出头部或者尾部元素，具体实现是通过ziplist的接口获取元素值，再通过上述的quicklistDelIndex将数据删除

void quicklistDelEntry(quicklistIter *iter, quicklistEntry *entry) {
    quicklistNode *prev = entry->node->prev;
    quicklistNode *next = entry->node->next;
    // 底层仍然通过quicklistDelIndex删除
    int deleted_node = quicklistDelIndex((quicklist *)entry->quicklist,
                                         entry->node, &entry->zi);

    /* after delete, the zi is now invalid for any future usage. */
    iter->zi = NULL;

    /* If current node is deleted, we must update iterator node and offset. */
    if (deleted_node) {
        if (iter->direction == AL_START_HEAD) {
            iter->current = next;
            iter->offset = 0;
        } else if (iter->direction == AL_START_TAIL) {
            iter->current = prev;
            iter->offset = -1;
        }
    }
}

  2]:删除区间元素 :quicklist提供了quicklistDelRange接口，该函数可以从指定位置删除指定数量的元素

int quicklistDelRange(quicklist *quicklist, const long start, const long count)

  start为需要删除的元素的起始位置，count为需要删除的元素个数。返回0代表没有删除任何元素，返回1并不代表删除了count个元素，因为count可能大于quicklist所有元素个数，故而只能代表操作成功。

总体删除逻辑为： 不管什么方式删除，最终都会通过ziplist来执行元素删除操作。先尝试删除该链表节点所指向的ziplist中的元素，如果ziplist中的元素已经为空了，就将该链表节点也删除掉。
3) 更改元素：
  quicklist更改元素是基于index，主要的处理函数quicklistReplaceAtIndex。其基本思路是先删除原有元素，之后插入新的元素。quicklist不适合直接改变原有元素，主要由于其内部是ziplist结构，ziplist在内存中是连续存储的，当改变其中一个元素时，可能会影响后续元素。故而，quicklist采用先删除后插入的方案。

/* Replace quicklist entry at offset 'index' by 'data' with length 'sz'.
 *
 * Returns 1 if replace happened.
 * Returns 0 if replace failed and no changes happened. */
int quicklistReplaceAtIndex(quicklist *quicklist, long index, void *data,
                            int sz) {
    quicklistEntry entry;
    if (likely(quicklistIndex(quicklist, index, &entry))) {
        /* quicklistIndex provides an uncompressed node */
        entry.node->zl = ziplistDelete(entry.node->zl, &entry.zi);
        entry.node->zl = ziplistInsert(entry.node->zl, entry.zi, data, sz);
        quicklistNodeUpdateSz(entry.node);
        quicklistCompress(quicklist, entry.node);
        return 1;
    } else {
        return 0;
    }
}

4）查找元素：
  quicklist查找元素主要是针对index，即通过元素在链表中的下标查找对应元素。基本思路是，首先找到index对应的数据所在的quicklistNode节点，之后调用ziplist的接口函数ziplistGet得到index对应的数据，源码中的处理函数为quicklistIndex。

int quicklistIndex(coquicklistnst quicklist *quicklist, const long long idx,
                   quicklistEntry *entry) {
    quicklistNode *n;
    unsigned long long accum = 0;
    unsigned long long index;
    int forward = idx < 0 ? 0 : 1; /* < 0 -> reverse, 0+ -> forward */
    
    ... 
    
    // 这里是在定位具体是在哪个quicklist节点
    while (likely(n)) {
        if ((accum + n->count) > index) {
            break;
        } else {
            D("Skipping over (%p) %u at accum %lld", (void *)n, n->count,
              accum);
            accum += n->count;
            n = forward ? n->next : n->prev;
        }
    }

    ... 
    
    // 最终还是利用ziplist获取元素
    ziplistGet(entry->zi, &entry->value, &entry->sz, &entry->longval);
    /* The caller will use our result, so we don't re-compress here.
     * The caller can recompress or delete the node as needed. */
    return 1;
}

  idx为需要查找的下标，结果写入entry，返回0代表没有找到，1代表找到。其中idx可正可负，负数时代表从后往前找。遍历的逻辑还是比较简单，仍然是链表 + ziplist特性，不同的是每个链表节点存有ziplist元素个数，因此可以快速定位到目标链表节点，然后再通过ziplist的ziplistGet方法查询目标元素。

10，总结

总结
基于ziplist存在的问题，要避免ziplist列表太大问题，因此将大ziplist分成一系列小的ziplist是一种思路。quicklist是由链表组成的结构，其中每个链表节点中都存在一个ziplist。是由ziplist改进而来，充分利用链表 + ziplist特性

• quicklist是一个双端队列，在队首和队尾添加元素十分方便，时间复杂度O(1)
• quicklist的节点ziplist越小，越有可能造成更多的内存碎片。极端情况下，一个ziplist只有一个数据entry，也就退化成了linked list
• quicklist的节点ziplist越大，分配给ziplist的连续内存空间越困难。极端情况下，一个quicklist只有一个ziplist，也就退化成了ziplist因此，合理配置参数显得至关重要，不同场景可能需要不同配置；redis提供list-max-ziplist-size参数进行配置，默认-2，表示每个ziplist节点大小不超过8KB

6.哈希表(hashTable)

hashtable 编码的哈希对象使用字典dictht作为底层实现。字典是一种保存键值对的数据结构。下面来介绍下具体使用。

1，dict字典

// 字典 数据结构
typedef struct dict {//管理两个dictht，主要用于动态扩容。
    //类型特定函数
    dictType *type;
 
    //私有数据：指向特定数据类型的数组；
    void *privdata;
 
    // 哈希表：包含了两个哈希表的数组，其中一个ht[0]保存哈希表，ht[1]只会在对ht[0]进行rehash时使用
    dictht ht[2];
 
     // rehash索引，当rehash不再进行是，值为 -1
    long rehashidx; /* 扩容标志rehashing not in progress if rehashidx == -1 */
    unsigned long iterators; /* number of iterators currently running */
} dict;

2，dictht散列表

//定义一个hash桶，用来管理hashtable
typedef struct dictht {
    // hash表数组，所谓的桶：其中一个数组元素都是一个指向哈希表节点的指针，每一个哈希表节点都保存了一对键值对。
    dictEntry **table;
 
    // hash表大小，元素个数
    unsigned long size;
 
    // hash表大小掩码，用于计算索引值，值总是size -1 
    unsigned long sizemask;
 
    // 该hash表已有的节点数量
    unsigned long used;
} dictht;

3，dictEntry散列表节点

//hash节点
typedef struct dictEntry {
    //键
    void *key;
 
    // 值
    union { 
        void *val;
        uint64_t u64;
        int64_t s64;
        double d;
    } v;
 
    // 指向下一个节点，解决碰撞冲突
    struct dictEntry *next;
} dictEntry;

4，哈希冲突

具体解决方案和一.2中的哈希冲突解决办法一致

7.跳表（skiplist）

  跳跃表(skiplist)是一种有序的数据结构，它通过在每个节点中维持多个指向其他节点的指针，从而达到快速访问节点的目的。
  Redis的跳跃表由zskiplistNode和zskiplist两个结构定义，zskiplistNode结构表示跳跃表节点，zskiplist保存跳跃表节点相关信息，比如节点的数量，以及指向表头和表尾节点的指针等。

1，zskiplist

  实际上，仅靠多个跳跃表节点就可以组成一个跳跃表，但是Redis使用了zskiplist结构来持有这些节点，这样就能够更方便地对整个跳跃表进行操作。比如快速访问表头和表尾节点，获得跳跃表节点数量等等。zskiplist结构定义如下：

typedef struct zskiplist {
    // 表头节点和表尾节点
    struct skiplistNode *header, *tail;
    // 节点数量
    unsigned long length;
    // 最大层数
    int level;
} zskiplist;

2, zskiplistNode

typedef struct zskiplistNode {
    // 后退指针
    struct zskiplistNode *backward;
    // 分值
    double score;
    // 成员对象
    robj *obj;
    // 层
    struct zskiplistLevel {
        // 前进指针
        struct zskiplistNode *forward;
        // 跨度
        unsigned int span;
    } level[];
} zskiplistNode;

下图是一个层高为5，包含4个跳跃表节点(1个表头节点和3个数据节点)组成的跳跃表:

• 每次创建一个新的跳跃表节点的时候，会根据幂次定律(越大的数出现的概率越低)随机生成一个1-32之间的值作为当前节点的"层高"。每层元素都包含2个数据，前进指针和跨度。 前进指针:每层都有一个指向表尾方向的前进指针，用于从表头向表尾方向访问节点。 跨度:层的跨度用于记录两个节点之间的距离。
• 后退指针(BW) 节点的后退指针用于从表尾向表头方向访问节点，每个节点只有一个后退指针，所以每次只能后退一个节点。
• 分值和成员 节点的分值(score)是一个double类型的浮点数，跳跃表中所有节点都按分值从小到大排列。节点的成员(obj)是一个指针，指向一个字符串对象。在跳跃表中，各个节点保存的成员对象必须是唯一的，但是多个节点的分值确实可以相同。

需要注意的是，表头节点不存储真实数据，并且层高固定为32，从表头节点第一个不为NULL最高层开始，就能实现快速查找。

8.整数集合(intset)

  整数集合(intset)是Redis用于保存整数值的集合抽象数据结构，它可以保存类型为int16_t、int32_t或者int64_t的整数值，并且保证集合中的数据不会重复。Redis使用intset结构表示一个整数集合。

typedef struct intset {
    // 编码方式
    uint32_t encoding;
    // 集合包含的元素数量
    uint32_t length;
    // 保存元素的数组
    int8_t contents[];
} intset;

  contents数组是整数集合的底层实现：整数集合的每个元素都是contents数组的一个数组项，各个项在数组中按值大小从小到大有序排列，并且数组中不包含重复项。虽然contents属性声明为int8_t类型的数组，但实际上，contents数组不保存任何int8_t类型的值，数组中真正保存的值类型取决于encoding。如果encoding属性值为INTSET_ENC_INT16，那么contents数组就是int16_t类型的数组，以此类推。

  当新插入元素的类型比整数集合现有类型元素的类型大时，整数集合必须先升级，然后才能将新元素添加进来。这个过程分以下三步进行。

1. 根据新元素类型，扩展整数集合底层数组空间大小。
2. 将底层数组现有所有元素都转换为与新元素相同的类型，并且维持底层数组的有序性。
3. 新元素添加到底层数组里面。

还有一点需要注意的是，整数集合不支持降级，一旦对数组进行了升级，编码就会一直保持升级后的状态。
  举个栗子，当我们执行SADD numbers 1 3 5向集合对象插入数据时，该集合对象在内存的结构如下：

10.小结

  redis的底层数据结构，既包括redis中用来保存每个键和值的全局哈希表结构，也包括了支持集合类型实现的双向链表、压缩列表、整数数组、哈希表和跳表这五大底层结构。
  redis为什么能够快速的操作键值对呢？

• 一方面是因为O(1)复杂度的哈希表被广泛使用，包括String、Hash、Set，它们的操作复杂度基本有哈希表决定
• 另一方面，sorted set也采用了O(logN)复杂度的跳表。
• 不过，集合类型的范围操作，因为要遍历底层数据结构，复杂度通常是O(N)。怎么解决呢？可以使用其他命令来替代，比如可以用SCAN来代替，避免在redis内部产生费时的全集合遍历操作。
• 而对于复杂度比较高的list类型，它的底层实现结构是双向链表和压缩列表，其操作的时间复杂度都是O(N)，因此，建议因地制宜地使用 List 类型。例如，既然它的 POP/PUSH 效率很高，那么就将它主要用于 FIFO 队列场景，而不是作为一个可以随机读写的集合。