Caffeine缓存性能算法&布隆过滤器

Posted 2021-06-22 hanruikai

算法优化

缓存最重要的是命中率，我们知道，普通的缓存主要基于以下三种算法淘汰旧数据：

1. FIFO 先进先出
2. LRU 最久未使用
3. LFU 最少使用频率

以上三种算法都有缺点，比如先进先出算法没有考虑使用频率；LRU也没有正确考虑使用频率；LFU的频率计算不平均，比如一个热点影片刚上映几天，点击量很高，后来持续走低，但是

以为头几天的点击量，导致频率很高，根据策略无法淘汰，也不完全科学。

主要问题：

1. 算法优化，新的热点数据可能无法缓存，热点数据计算有瑕疵
2. 频率标记占用空间优化

如何优化呢？

 

w-tinylfu 算法

 

该算法主要完成以下两个任务：

 

1. Count-Min Sketch频率估计算法，减少内存消耗
2. 维护PK机制，保证新的热点数据能被缓存

 

Count-Min Sketch算法（不存储key值却能够估算频率）

此算法是个频率估计算法。对于频率估计，我们有以下几个思路：

1. HashMap统计频率，简单可行，但是如果大数量量，需要巨大的内存存储
2. 分片+HashMap存储，基于第一个方法改进，引入分片机制，

   假设有8台机器，每台机器都有一个HashMap，第1台机器只处理hash(elem)%8==0的元素，第2台机器只处理hash(elem)%8==1的元素，以此类推。查询的时候，先计算这个元素在哪台机器上，然后去那台机器上的HashMap里取出计数器。方案2能够scale, 但是依旧是把所有元素都存了下来，代价比较高。如果允许近似计算，那么有很多高效的近似算法，单机就可以处理海量的数据。

3. 采用近似算法Count-min sketch

Count-Min Sketch 算法流程：

1. 选定d个hash函数，开一个 dxm 的二维整数数组作为哈希表
2. 对于每个元素，分别使用d个hash函数计算相应的哈希值，并对m取余，然后在对应的位置上增1，二维数组中的每个整数称为sketch
3. 要查询某个元素的频率时，只需要取出d个sketch, 返回最小的那一个（其实d个sketch都是该元素的近似频率，返回任意一个都可以，该算法选择最小的那个）

这个方法的思路和 Bloom Filter 比较类似，都是用多个hash函数来降低冲突。

• 空间复杂度O(dm)。Count-Min Sketch 需要开一个 dxm 大小的二位数组，所以空间复杂度是O(dm)
• 时间复杂度O(n)。Count-Min Sketch 只需要一遍扫描，所以时间复杂度是O(n)

Count-Min Sketch算法的优点是省内存，缺点是对于出现次数比较少的元素，准确性很差，因为二维数组相比于原始数据来说还是太小，hash冲突比较严重，导致结果偏差比较大。

当需要查询某个元素的频率估计值时，也是先根据hash函数得到mapped counters，然后取其中的最小值即可，因为最小代表了冲突次数最少，相对最精确

很明显CM sketch对元素的频率只会高估而不会低估，且对于重复次数较多的元素的准确率比较高，但是对于出现次数较少的元素的准确率较低
 

因为使用矩阵，跟数据量大小没关系，很好地解决了LFU的内存开销问题。对于数据年龄，可以添加一个计数上限，一旦到达上限，所有记录的Sketch数据都除2，从而实现衰减效果，对于短暂热点数据，如果之后一直没有访问，count/2不断衰减，直至淘汰

布隆过滤器

布隆过滤器采用同样的思路，原理如下：

bloom算法类似一个hash set，用来判断某个元素（key）是否在某个集合中。
和一般的hash set不同的是，这个算法无需存储key的值，对于每个key，只需要k个比特位，每个存储一个标志，用来判断key是否在集合中。

算法：
1. 首先需要k个hash函数，每个函数可以把key散列成为1个整数。（sketch算法也是n个hash函数）
2. 初始化时，需要一个长度为n比特的数组，每个比特位初始化为0（一维数组也可以，或者二维矩阵）
3. 某个key加入集合时，用k个hash函数计算出k个散列值，并把数组中对应的比特位置为1（用k个hash函数对k计算，得到k个值，把数组中的对应比特位设置为1）
4. 判断某个key是否在集合时，用k个hash函数计算出k个散列值，并查询数组中对应的比特位，如果所有的比特位都是1，认为在集合中。（查询key是，根据k个hash之后的结果，查询所有对应的比特位都是1，则存在，误判率关键点是hash函数的碰撞）

优点：不需要存储key，节省空间

缺点：
1. 算法判断key在集合中时，有一定的概率key其实不在集合中
2. 无法删除