HTTP 缓存的工作原理

Posted 2023-03-19

缓存是解决http1.1当中的性能问题主要手段。缓存可能存在于客户端浏览器上，也可以存在服务器上面，当使用过期缓存可能给用户展示的是错误的信息而导致一些bug。

HTTP 缓存：为当前请求复用前请求的响应

• 目标：减少时延；降低带宽消耗（可能压根没有发出任何请求，所以整个吞吐量下降了）

• 可选而又必要

缓存其实是在时间维度上面的缓存，第一个请求缓存了，那么为后续的请求就可以使用第一个请求缓存住的响应。

request发出请求到web server发出的响应，其中这个响应当中可以得到一些信息，告诉我们这个响应是可以被缓存的，接下来缓存到本地的浏览器的缓存当中。

后面想要再次发起请求的时候，会先去判断浏览器当中的缓存是否过期了，因为在响应当中明确的指出js css只能存在几天，几个小时，之后就必须到服务器获取，如果没有过期，那么就直接使用本地的缓存。

 jss css文件都是使用的缓存。因为可以从size这里看到memory cache表示从缓存当中读出来的，也就是这个文件压根没有向服务器端发送（所以这些请求压根不会发送，也就是压根没有网络请求，没有网络带宽，这样用户体验也会好一些）。

如果缓存过期，则继续从服务器验证

首先去看到缓存是过期了，但是缓存得有一个标签，这个标签告诉服务器再返回304你可以继续使用，那么直接可以和用户来展示。

百度首页告诉我们过期时间还是挺久的，可以从max-age和expire这里看到过期时间还是很久的，浏览器要想认为它过期是比较难的。

curl http://ss.bdimg.com/static/superman/css/recommand/init-c52228535a.css \\
  -H Referer: http://www1.baidu.com/ \\
  -H User-Agent: Mozilla/5.0 (Windows NT 10.0; Win64; x64) AppleWebKit/537.36 (Khtml, like Gecko) Chrome/110.0.0.0 Safari/537.36 \\
  --compressed

 如果浏览器中有缓存，但是过期了会怎么样？那么浏览器会添加一些相应的头部

curl http://ss.bdimg.com/static/superman/css/recommand/init-c52228535a.css \\
  -H Referer: http://www1.baidu.com/ \\
  -H User-Agent: Mozilla/5.0 (Windows NT 10.0; Win64; x64) AppleWebKit/537.36 (KHTML, like Gecko) Chrome/110.0.0.0 Safari/537.36 \\
  --compressed -H if-None-Match: "6387f366-2a20" -I

etag就是响应的一个指纹，这个时候服务器就知道缓存了一个响应，服务器端会保存这个指纹，比较是Ok的，它就会返回304,好处就是content-length为0，这样就节约了大量的带宽。

这个时候浏览器客户端就知道了，直接使用缓存中的过期响应就行了。

私有缓存与共享缓存

• 私有缓存：仅供一个用户使用的缓存，通常只存在于如浏览器这样的客户端上

比如浏览器，那么只能提供给一个用户使用。

• 共享缓存：可以供多个用户的缓存，存在于网络中负责转发消息的代理服务器（对热点资源常使用共享缓存，以减轻源服务器的压力，并提升网络效率）

共享缓存都是放在服务器上面的，他可以供很多用户共同使用，比如热点视频，js这样的资源

，正向代理和反向代理都可以使用到缓存。

          • Authentication 响应不可被代理服务器缓存（验证类型的响应是不能被代理服务器缓存的）

          • 正向代理

          • 反向代理

8.5 高速缓存的工作原理

计算机组成

8 存储层次结构

8.5 高速缓存的工作原理

因为CPU的速度和内存的速度差距越来越大，计算机整体系统的性能，就受到了巨大的影响。而高速缓存技术的出现，则挽救了这个局面。

那在这一节，我们就来看一看高速缓存是如何工作的。

这是计算机的存储层次结构。高速缓存，也就是Cache位于CPU和主存之间。相比于主存，它的容量要小的多，但是速度也快很多。

为什么在CPU和主存之间，增加这么一个速度很快，但是容量很小的存储部件，就可以提升整个计算机系统的性能呢？这就要得益于计算机中运行程序的一个特点，这个特点被称为程序的局部性原理。

我们通过一个例子来进行说明。

这是一段很常见的程序，有两层循环。对一个二维数组进行累加，如果sum这个变量是保存在内存中的，那它所在的这个存储单元就会不断的被访问，这就称为时间局部性。这些对循环变量进行判断和对循环变量进行递增的指令，也都会被反复执行。而另一点，叫作空间局部性，指的是正在被访问的存储器单元附近的那些数据，也很快会被访问到。

那么就来看这个数组。它在内存当中是连续存放的，从 (a_{[0][0]}) (a_{[0][1]}) (a_{[0][2]}) (a_{[0][3]}) ... ... 这样一个接一个的存放下去。那么在这段循环访问它的时候，访问了 (a_{[0][0]}) 之后，很快就会访问 (a_{[0][1]})，然后很快会访问 (a_{[0][2]})，这样的特征就被称为空间局部性。

Cache就是利用了程序的局部性原理，而设计出来的。

首先，我们来看Cache对空间局部性的利用。当CPU要访问主存时，实际上是把地址发给了Cache，最开始，Cache里面是没有数据的。所以，Cache会把地址再发给主存，然后从主存中取得对应的数据，但Cache并不会只取回CPU当前需要的那个数据，而是会把与这个数据位置相邻的主存单元里的数据一并取回来，这些数据就称为一个数据块。那么Cache会从主存里，取回这么一个数据块，存放在自己内部。然后，再选出CPU需要的那个数据送出去，那过一会儿，CPU很可能就会需要刚才那个数据附近的其它数据，这时候，这些数据已经在Cache当中了，就可以很快的返回，从而提升了访存的性能。第二种情况，是Cache对时间局部性的利用。因为这个数据块暂时会保存在Cache当中，CPU如果要再次用到刚才用过的那个存储单元，Cache也可以很快的提供这个单元的数据，这就是Cache对程序局部性的利用。

我们要注意，这些操作都是由硬件完成的。对于软件编程人员来说，他编写的程序代码当中，只是访问了主存当中的某个地址，而并不知道这个地址对应的存储单元到底是放在主存当中，还是在Cache当中。

如果这个不太好理解的话，那我来打个比方。我们可以把主存看作一个图书馆，里面可能有几千万册的藏书。CPU就像一个来借书的人，他给出了一个书号，希望借到这本书。管理员可能要花几个小时，才能找到这本书，拿出来交给借书的人。过一会儿，借书的人把这本书还了以后，管理员又把它放回到仓库当中去。再过一会儿，这个人又要借这本书，管理人员又要花几个小时，从仓库里再找到这本书拿出来。后来，管理员发现这样的工作实在是太低效了，于是就在这个仓库的外面，借阅的柜台旁边准备了一个柜子，把刚才借过的书暂时先存放在这个柜子里。有些书在很短的时间内会被多次借阅。所以，这本书放在这个临时柜子里的时候，经常就会被借阅到，那管理员就可以很快的把这本书交给借阅的人，而不用去大库里面，花几个小时去寻找。与此同时，管理员还发现了另一个现象，那就是有一个人来借了一本明朝的故事，然后过一会儿，就会再来借清朝的故事，再过一会儿，可能又来借宋朝的故事。而这些书在仓库里面都是紧挨着排放的。所以，他干脆这么做，当要从仓库里取出一本书的时候，就把和这个书在同一层书架上的所有的书都一次性拿出来。这样并不会比取一本书多花多少时间，而对于借书的人来说，他并不会知道管理员做了这件事情。对他来说，还是给出了一个书号，然后过一会儿得到这本书。他只会发现借书的速度变快了。这个类比差不多就是Cache所做的事情。

那我们再来整理一下Cache的访问过程。

那现在CPU发出读请求，都是直接发给Cache了。然后，Cache这个硬件的部件，会检查这个数据是否在Cache当中。如果是，就称为Cache命中，然后从Cache当中取出对应的数据，返回给CPU就可以了。但是如果这个数不在Cache中，我们就称为Cache失效，这时候，就要由Cache这个部件，向主存发起读请求，这个过程CPU是不知情的，它仍然是在等待Cache返回数据。Cache向主存发出读请求之后，就会等待主存将数据返回，这个过程会很长。那么当包含这个数据的一整个数据块返回之后，Cache就会更新自己内部的内容，并将CPU需要的那个数据返回给CPU。这样就完成了一次Cache读的操作。

那么Cache这个部件内部是如何组织的呢？

Cache主要组成部分是一块SRAM，当然还有配套的一些控制逻辑电路。

这个SRAM的组织形式就像这个表格，它会分为很多行。那么在这个示例的结构当中，一共有16行。每一行当中有一个比特，是有效位，还有若干个比特是标签，然后其它的位置都是用来存放从内存取回来的数据块。在这个例子当中，一个数据块是16个字节。

那么还是通过一个例子，来看一看这个Cache是如何运行的。

我们就用这个表格来代表Cache。假设现在这个Cache里面全是空的，有效位为0，代表它对应的这一行没有数据。

那么现在来执行这四条指令。

第一步，我们要访问2011H这个内存地址，并取出对应的字节，放在AL寄存器当中去。那CPU就会把这个地址发给Cache，因为现在Cache全是空的，所以，显然没有命中，Cache就会向内存发起一次读操作的请求。

但我们要注意，因为Cache一次要从内存中读出一个数据块。而现在这个Cache的结构，一个数据块是16个字节。所以，它发出的地址都是16个字节对齐的。所以，这时Cache向主存发出的地址是2010H这个地址，是16个字节对齐的，而且从它开始的16个字节的这个数据块当中，包含了2011H这个地址单元。当Cache把这个数据块读回来之后，会分配到表项1中。那么在这个表项（表项1）当中，这个字节（字节0）就是2010所对应的数据；这个字节（字节1）就是2011所对应的数据。所以，Cache会将这个字节返回给CPU。

但是Cache为什么要把这个数据块放在了表项1当中呢？我们详细来看一看。CPU在执行 MOV AL,[2011H] 这条指令的时候，Cache收到的地址实际上是2011H，因为现在一个数据块当中，包括16个字节，最后的这个16进制数，正好用来指定这16个字节当中的哪一个字节是当前所需的。因此，我们取回的这个数据块，要放在哪一个表项当中，就要靠前面的一个地址来决定。那么在现在的Cache设计当中，一般来说，都是用剩下的这些地址当中，最低的那几位来决定到底把这个数据块放在哪一个Cache行中，那我们现在有16个表项，所以也需要4位的地址来决定，那因此，现在剩下的最低的4位地址，就正好是这个16进制数了（红色标号1处），这个数是1。所以，Cache就决定把这个数据块放在表项1的Cache行里。那现在还剩下8位的地址（红色标号2处），我们也必须记录下来，不然以后就搞不清楚这个Cache行里存放的数据到底是对应哪一个地址的。所以，剩下的地址不管有多少都要存放在标签这个域当中。当然，在把数据块取回之后，还需要把有效位置为1。

这样，我们通过这个表格，就可以明确的知道当前的这个数据块是从2010这个地址读出来的。在这个Cache行中的第一个字节（字节1），就是CPU现在所需要的那个字节了，把这个字节取出来，交给CPU，这条指令对应的读操作就完成了。

然后，我们再来看第二条指令。

这条指令要读取4011H这个地址。这次我们就来看一看，Cache在收到这个地址后，会做哪些操作。

开始收到4011这个地址后，首先应该找到这个地址对应的Cache行在哪里。它会用这一部分的地址（第二个小蓝矩形中的1）来索引行。所以，找到的还是表项1。然后，检查有效位是1，代表这一行当中的数据是有效的。但这并不能说明它所需要的数据就在这一行里面，接下来还需要比较标签位，把地址当中的高位40H和这个标签位进行比较，结果发现不相等，那就说明这行当中的数据不是4011对应的那个数据块。因此，Cache还是需要向主存发出访存请求。发出的访存地址应该是什么呢？你先考虑一下。

还有一点要注意的就是等会儿取回的这个数据块，也还是需要放在这个表项1当中。所以，会覆盖现在Cache当中的这个数据块，而且等会儿还会把这个标签位也改成40H。

那假设现在Cache已经把对应的数据块从储存当中读回来了，并且完成了对这个Cache行的替换操作。那之后Cache就可以根据地址当中的最低四位找到对应的字节，现在还是第一个字节，把这个字节B1H返回给CPU就完成了这条指令的读操作了。

然后我们再来看第三条指令。

那请先想一想访问这个地址的时候，Cache会去检查哪一个表项，又会进行什么样的操作呢？请先思考一下。然后，我会快速地给出结果，就不再详细地解释了。其实这一次会访问表项3，然后是不命中的。

然后读取内存地址3730的数据块，并填到表项3中。然后，返回其中第二个字节C2H给CPU。这样就完成了第三条指令。

然后我们再来看第四条指令。

这条指令的地址是401F，那么Cache会首先找到对应的行，因为这部分地址（十六进制数401F第三位）是1。所以，索引到的还是表项1。然后，查看有效位，确定这一行的数据是有效的。下一步是比较标签，那么都是40。所以，标签也是匹配的。这样就可以确认这个地址对应的数据就在这个Cache行当中，那我们就称为Cache命中。最后再根据地址的最低几位（对应十六进制最低位），找到对应的字节，那这个BFH就是CPU需要的这个数据了，把这个数据返回之后，这条指令也就完成了。

那现在我们就了解了Cache读操作的几种典型的情况。一种是没有命中，而且对应的表项是空的时候；第二是没有命中，但是对应的表项已经被占用的情况；还有就是命中了的情况。

那看完了读，我们再来看一看写的情况。

当CPU要写一个数据的时候，也会先送到Cache。这时也会有命中和失效两种情况。

如果Cache命中。我们可以采用一种叫写穿透的策略，把这个数据写入Cache中命中的那一行的同时，也写入主存当中对应的单元。这样就保证了Cache中的数据和主存中的数据始终是一致的。但是因为访问主存比较慢，这样的操作效率是比较低的。所以，我们还可以用另一种策略叫做写返回，这时只需要把数据写到Cache当中，而不写回主存，只有当这个数据块被替换的时候，才把数据写回主存。那这样做的性能显然会好一些，因为有可能会对同一个单元连续进行多次的写，这样只用将最后一次写的结果在替换时，写回主存就可以了，大大减少了访问主存的次数。但是要完成这样的功能，Cache这个部件就会变得复杂得多。

那同样地，在Cache失效的时候，也有两种写策略。一种叫做写不分配。因为Cache失效，所以，要写的那个存储单元不在Cache当中。写不分配的策略就是直接将这个数据写到对应的主存单元里；而另一种策略叫写分配，那就是先将这个数据所在的数据块读到Cache里以后，再将数据写到Cache里。写不分配的策略实现起来是很简单的，但是性能并不太好；而写分配的策略，虽然第一次写的时候操作复杂一些——还是要将这个块读到Cache里以后再写入，看起来比写不分配要慢一点。但是根据局部性的原理，现在写过的这个数据块过一会很可能会被使用。所以，提前把它分配到Cache当中后，会让后续的访存性能大大提升。因此，在现代的Cache设计当中，写穿透和写不分配这两种比较简单的策略往往是配套使用的，用于那些对性能要求不高，但是希望设计比较简单的系统；而大多数希望性能比较好的Cache，都会采用写返回和写分配这一套组合的策略。

那除此之外，在对Cache进行写的过程中，如何去查找分配和替换Cache中的表项，都是和刚才介绍过的读操作的情形是一样的，就不再重复描述了。

高速缓存的基本原理并不复杂，现在我们就可以构造出能够正常工作的高速缓存了。但是如果希望高速缓存能够高效地工作，真正提升计算机的性能，就还需要解决很多的细节问题，之后我们一一探索。