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前一篇博文以get命令为样例把整个处理流程简单讲述了一遍。本篇博文将以set命令具体讲述memcached的处理流程。
具体的命令为“set tt 3 0 10”。并如果当然memcachedserver没有名为tt的item。
读取命令：
在前一篇博文的最后，conn的状态被设置为conn_new_cmd，回到了一開始的状态。
假设此时conn结构体里面的buff还有其它命令，或者该client的socket缓冲区里面还有数据(命令)，那么就会继续处理命令而不会退出drive_machine函数。处理完后。又会回到conn_new_cmd状态。
《半同步半异步网络模型》指明了memcached是通过worker线程运行client的命令，而且一个worker线程要处理多个client的命令。假设某一个恶意的client发送了大量的get命令，那么worker线程将不断地反复前一篇博文讲述的处理流程。换言之，worker线程将困死在drive_machine里面不能出来。这造成的后果是导致该worker线程负责的其它client处于饥饿状态，由于它们的命令得不到处理(要退出drive_machine才干知道其它client也发送了命令，进而进行处理)。
为了避免client发现饥饿现象，memcached的解决方法是：worker线程连续处理某一个client的命令数不能超过一个特定值。
这个特定值由全局变量settings.reqs_per_event确定(默认值是20), 能够在启动memcached的时候通过命令行參数设置。具体參考《memcached启动參数具体解释以及关键配置的默认值》。
static void drive_machine(conn *c) {
bool stop = false;
int nreqs = settings.reqs_per_event;//20
assert(c != NULL);
//drive_machine被调用会进行状态推断，并进行一些处理。但也可能发生状态的转换
//此时就须要一个循环，当进行状态转换时。也能处理
while (!stop) {
switch(c->state) {
case conn_new_cmd:
--nreqs;
if (nreqs >= 0) {
//假设该conn的读缓冲区没有数据，那么将状态改成conn_waiting
//假设该conn的读缓冲区有数据， 那么将状态改成conn_pase_cmd
reset_cmd_handler(c);
} else {
if (c->rbytes > 0) {
/* We have already read in data into the input buffer,
so libevent will most likely not signal read events
on the socket (unless more data is available. As a
hack we should just put in a request to write data,
because that should be possible ;-)
*/
if (!update_event(c, EV_WRITE | EV_PERSIST)) {
if (settings.verbose > 0)
fprintf(stderr, "Couldn't update event\n");
conn_set_state(c, conn_closing);
break;
}
}
stop = true;
}
break;
}
}
return;
}
从上面代码能够得知。假设某个client的命令数过多，会被memcached强制退出drive_mahcine。假设该client的socket里面还有数据而且是libevent是水平触发的，那么libevent会自己主动触发事件，能再次进入drive_mahcine函数。
但假设该client的命令都读进conn结构体的读缓冲区，那么就必须等到client再次发送命令，libevent才会触发。
但client一直不再发送命令了呢？为了解决问题，memcached採用了一种非常巧妙的处理方法：为这个clientsocket设置可写事件。除非clientsocket的写缓冲区已满，否则libevent都会为这个client触发事件。事件一触发。那么worker线程就会进入drive_machine函数处理这个client的命令。
当然我们如果nreqs大于0，然后看一下reset_cmd_handler函数。该函数会推断conn的读缓冲区是否还有数据。此外，该函数另一个关键的数据：调节conn缓冲区的大小。前一篇博文已经说到，memcached会尽可能把clientsocket里面的数据读入conn的读缓冲区。这样的特性会撑大conn的读缓冲区。除了读缓冲区，用于回写数据的iovec和msghdr数组也会被撑大，这也要收缩。由于是在处理完一条命令后才进行的收缩，所以收缩不会导致数据的丢失。
写缓冲区呢？不须要收缩写缓冲区吗。conn结构体也是有写缓冲区的啊？这是由于写缓冲区不会被撑大。从前一篇博文的回应命令能够知道，回应命令时并没有使用到写缓冲区。写缓冲区是在向client返回错误信息时才会用到的，而错误信息不会太大。也就不会撑大写缓冲区了。
struct conn {
int sfd;//该conn相应的socket fd
sasl_conn_t *sasl_conn;
bool authenticated;
enum conn_states state;//当前状态
enum bin_substates substate;
rel_time_t last_cmd_time;
struct event event;//该conn相应的event
short ev_flags;//event当前监听的事件类型
short which; /** which events were just triggered */ //触发event回调函数的原因
//读缓冲区
char *rbuf; /** buffer to read commands into */
//有效数据的開始位置。从rbuf到rcurr之间的数据是已经处理的了。变成无效数据了
char *rcurr; /** but if we parsed some already, this is where we stopped */
//读缓冲区的长度
int rsize; /** total allocated size of rbuf */
//有效数据的长度
int rbytes; /** how much data, starting from rcur, do we have unparsed */
char *wbuf;
char *wcurr;
int wsize;
int wbytes;
/** which state to go into after finishing current write */
enum conn_states write_and_go;
void *write_and_free; /** free this memory after finishing writing */
//数据直通车
char *ritem; /** when we read in an item's value, it goes here */
int rlbytes;
/* data for the nread state */
/**
* item is used to hold an item structure created after reading the command
* line of set/add/replace commands, but before we finished reading the actual
* data. The data is read into ITEM_data(item) to avoid extra copying.
*/
void *item; /* for commands set/add/replace */
/* data for the swallow state */
int sbytes; /* how many bytes to swallow */
/* data for the mwrite state */
//ensure_iov_space函数会扩大数组长度.以下的msglist数组所使用到的
//iovec结构体数组就是iov指针所指向的。所以当调用ensure_iov_space
//分配新的iovec数组后，须要又一次调整msglist数组元素的值。这个调整
//也是在ensure_iov_space函数里面完毕的
struct iovec *iov;//iovec数组指针
//数组大小
int iovsize; /* number of elements allocated in iov[] */
//已经使用的数组元素个数
int iovused; /* number of elements used in iov[] */
//由于msghdr结构体里面的iovec结构体数组长度是有限制的。所以为了能
//传输很多其它的数据，仅仅能添加msghdr结构体的个数.add_msghdr函数负责添加
struct msghdr *msglist;//msghdr数组指针
//数组大小
int msgsize; /* number of elements allocated in msglist[] */
//已经使用了的msghdr元素个数
int msgused; /* number of elements used in msglist[] */
//正在用sendmsg函数传输msghdr数组中的哪一个元素
int msgcurr; /* element in msglist[] being transmitted now */
//msgcurr指向的msghdr总共同拥有多少个字节
int msgbytes; /* number of bytes in current msg */
//worker线程须要占有这个item。直至把item的数据都写回给client了
//故须要一个item指针数组记录本conn占有的item
item **ilist; /* list of items to write out */
int isize;//数组的大小
item **icurr;//当前使用到的item(在释放占用item时会用到)
int ileft;//ilist数组中有多少个item须要释放
enum protocol protocol; /* which protocol this connection speaks */
enum network_transport transport; /* what transport is used by this connection */
bool noreply; /* True if the reply should not be sent. */
/* current stats command */
...
conn *next; /* Used for generating a list of conn structures */
LIBEVENT_THREAD *thread;//这个conn属于哪个worker线程
};
static void reset_cmd_handler(conn *c) {
c->cmd = -1;
c->substate = bin_no_state;
if(c->item != NULL) {//conn_new_cmd状态下，item为NULL
item_remove(c->item);
c->item = NULL;
}
conn_shrink(c);
if (c->rbytes > 0) {//读缓冲区里面有数据
conn_set_state(c, conn_parse_cmd);//接着去解析读到的数据
} else {
conn_set_state(c, conn_waiting);//否则等待数据的到来
}
}
#define DATA_BUFFER_SIZE 2048
/** Initial size of list of items being returned by "get". */
#define ITEM_LIST_INITIAL 200
/** Initial size of list of CAS suffixes appended to "gets" lines. */
#define SUFFIX_LIST_INITIAL 20
/** Initial size of the sendmsg() scatter/gather array. */
#define IOV_LIST_INITIAL 400
/** Initial number of sendmsg() argument structures to allocate. */
#define MSG_LIST_INITIAL 10
/** High water marks for buffer shrinking */
#define READ_BUFFER_HIGHWAT 8192
#define ITEM_LIST_HIGHWAT 400
#define IOV_LIST_HIGHWAT 600
#define MSG_LIST_HIGHWAT 100
//收缩到初始大小
static void conn_shrink(conn *c) {
assert(c != NULL);
if (IS_UDP(c->transport))
return;
//c->rbytes指明了当前读缓冲区有效数据的长度。当其小于DATA_BUFFER_SIZE
//才进行读缓冲区收缩。所以不会导致client命令数据的丢失。
if (c->rsize > READ_BUFFER_HIGHWAT && c->rbytes < DATA_BUFFER_SIZE) {
char *newbuf;
if (c->rcurr != c->rbuf)
memmove(c->rbuf, c->rcurr, (size_t)c->rbytes);
newbuf = (char *)realloc((void *)c->rbuf, DATA_BUFFER_SIZE);
if (newbuf) {
c->rbuf = newbuf;
c->rsize = DATA_BUFFER_SIZE;
}
/* TODO check other branch... */
c->rcurr = c->rbuf;
}
if (c->isize > ITEM_LIST_HIGHWAT) {
item **newbuf = (item**) realloc((void *)c->ilist, ITEM_LIST_INITIAL * sizeof(c->ilist[0]));
if (newbuf) {
c->ilist = newbuf;
c->isize = ITEM_LIST_INITIAL;
}
/* TODO check error condition? */
}
if (c->msgsize > MSG_LIST_HIGHWAT) {
struct msghdr *newbuf = (struct msghdr *) realloc((void *)c->msglist, MSG_LIST_INITIAL * sizeof(c->msglist[0]));
if (newbuf) {
c->msglist = newbuf;
c->msgsize = MSG_LIST_INITIAL;
}
/* TODO check error condition? */
}
if (c->iovsize > IOV_LIST_HIGHWAT) {
struct iovec *newbuf = (struct iovec *) realloc((void *)c->iov, IOV_LIST_INITIAL * sizeof(c->iov[0]));
if (newbuf) {
c->iov = newbuf;
c->iovsize = IOV_LIST_INITIAL;
}
/* TODO check return value */
}
}
读取数据：
我们如果conn的读缓冲区里面没有数据，此时conn的状态被设置为conn_waiting，等待client发送命令数据。
如果client发送数据过来。libevent将检測到clientsocket变成可读，然后进入在libevent的回调函数中调用drive_machine函数，进入有限状态机。在有限状态机里面。conn的状态会被设置为conn_read。
接着在conn_read case中，memcached会把client发送的命令数据尽可能地读入到conn的读缓冲区中。
当然为了防止没有恶意的client，memcached也是有限度的：仅仅撑大读缓冲区4次。这对于正常的client命令来说已经是足够的了。
static void drive_machine(conn *c) {
bool stop = false;
int res;
assert(c != NULL);
//drive_machine被调用会进行状态推断，并进行一些处理。但也可能发生状态的转换
//此时就须要一个循环，当进行状态转换时，也能处理
while (!stop) {
switch(c->state) {
case conn_waiting://等待socket变成可读的
if (!update_event(c, EV_READ | EV_PERSIST)) {//更新监听事件失败
if (settings.verbose > 0)
fprintf(stderr, "Couldn't update event\n");
conn_set_state(c, conn_closing);
break;
}
conn_set_state(c, conn_read);
stop = true;//竟然stop循环。只是没关系，由于event的可读事件是水平触发的
break;
case conn_read:
res = IS_UDP(c->transport) ? try_read_udp(c) : try_read_network(c);
switch (res) {
case READ_NO_DATA_RECEIVED://没有读取到数据
conn_set_state(c, conn_waiting);//等待
break;
case READ_DATA_RECEIVED://读取到了数据，接着就去解析数据
conn_set_state(c, conn_parse_cmd);
break;
case READ_ERROR://read函数的返回值等于0或者-1时。会返回这个值
conn_set_state(c, conn_closing);//直接关闭这个client
break;
case READ_MEMORY_ERROR: /* Failed to allocate more memory */
/* State already set by try_read_network */
break;
}
break;
case conn_parse_cmd :
//返回1表示正在处理读取的一条命令
//返回0表示须要继续读取socket的数据才干解析命令
//假设读取到了一条完整的命令。那么函数内部会去解析，
//并进行调用process_command函数进行一些处理.
//像set、add、replace这些命令。会在处理的时候调用
//conn_set_state(c, conn_nread)
if (try_read_command(c) == 0) {
/* wee need more data! */
conn_set_state(c, conn_waiting);
}
break;
}
}
return;
}
//尽可能把socket的全部数据都读进c指向的一个缓冲区里面
static enum try_read_result try_read_network(conn *c) {
enum try_read_result gotdata = READ_NO_DATA_RECEIVED;
int res;
int num_allocs = 0;
assert(c != NULL);
if (c->rcurr != c->rbuf) {
//rcurr 和 rbuf之间是一条已经解析了的命令。如今能够丢弃了
if (c->rbytes != 0) /* otherwise there's nothing to copy */
memmove(c->rbuf, c->rcurr, c->rbytes);
c->rcurr = c->rbuf;
}
while (1) {
//由于本函数会尽可能把socket数据都读取到rbuf指向的缓冲区里面，
//所以可能出现当前缓冲区不够大的情况(即rbytes>=rsize)
if (c->rbytes >= c->rsize) {
//可能有坏蛋发无穷无尽的数据过来，而本函数又是尽可能把全部数据都
//读进缓冲区。为了防止坏蛋耗光server的内存，所以就仅仅分配4次内存
if (num_allocs == 4) {
return gotdata;
}
++num_allocs;
char *new_rbuf = realloc(c->rbuf, c->rsize * 2);
if (!new_rbuf) {
//尽管分配内存失败，但realloc保证c->rbuf还是合法可用的指针
c->rbytes = 0; /* ignore what we read */
out_of_memory(c, "SERVER_ERROR out of memory reading request");
c->write_and_go = conn_closing;//关闭这个conn
return READ_MEMORY_ERROR;
}
c->rcurr = c->rbuf = new_rbuf;
c->rsize *= 2;
}
int avail = c->rsize - c->rbytes;
res = read(c->sfd, c->rbuf + c->rbytes, avail);
if (res > 0) {
pthread_mutex_lock(&c->thread->stats.mutex);
c->thread->stats.bytes_read += res;//记录该线程读取了多少字节
pthread_mutex_unlock(&c->thread->stats.mutex);
gotdata = READ_DATA_RECEIVED;
c->rbytes += res;
if (res == avail) {//可能还有数据没有读出来
continue;
} else {
break;//socket临时还没数据了(即已经读取完)
}
}
if (res == 0) {
return READ_ERROR;
}
if (res == -1) {
if (errno == EAGAIN || errno == EWOULDBLOCK) {
break;
}
return READ_ERROR;
}
}
return gotdata;
}
假设conn没有读取到clientsocket的数据，那么conn的状态又会设置为conn_waiting(等待数据状态)。假设读取到数据后，就会把状态设置为conn_parse_cmd，接着就会去解析该数据。因为网络原因，可能这一次并没有接收到完整的一条命令。在解析命令的时候会发现这样的情况。此时将conn的状态设置为conn_waiting。再次等待socket数据。
解析命令：
通信协议：
在解说memcached怎么解析命令前，先说一下memcached的通信协议。平时使用的都是”sett 3 0 10”这种命令形式，还真不知道有什么通信协议。事实上memcached同一时候支持文本协议和二进制这两种协议，memcached同意client使用二进制和文本两种通信协议中的一种。平时我们使用的是文本协议。之所以我们不须要显式地选择某一种协议，是由于client选择哪种协议，由client第一次发送的命令确定(一旦确定就不能更改)。Memcached推断client选定哪种协议的方法也非常easy：推断命令的第一个字符。假设第一个字符等于128,那么就是二进制协议，否则就是文本协议。
这样行得通，是由于文本协议中不论什么字符(ascii码)都不会取128这个值。本文仅仅解说文本协议。
推断命令的完整性：
在详细解析client命令的内容之前，还须要做一个工作：推断是否接收到完整的一条命令。Memcached推断的方法也简单：假设接收的数据中包括换行符就说明接收到完整的一条命令，否则就不完整，须要又一次读取clientsocket(把conn状态设置为conn_waiting)。
因为不同的平台对于行尾有不同的处理，有的为”\r\n”，有的为”\n”。memcached必须处理这样的情况。Memcached的解决方式是：不管它！
直接把命令最后一个字符的后一个字符(the character past the end of the command)改为’\0’，这样命令数据就变成一个C语言的字符串了。更巧妙的是。memcached还用一个暂时变量指向’\n’字符的下一个字符。
这样，不管行尾是”\r\n”还是”\n”都不重要了。
static int try_read_command(conn *c) {
assert(c != NULL);
assert(c->rcurr <= (c->rbuf + c->rsize));
assert(c->rbytes > 0);
//memcached支持文本和二进制两种协议。对于TCP这种有连接协议,memcached为该
//fd分配conn的时候，并不指明其是用哪种协议的。此时用negotiating_prot代表待
//协商的意思(negotiate是谈判、协商)。而是在client第一次发送数据给
//memcached的时候用第一个字节来指明.之后的通信都是使用指明的这种协议。
//对于UDP这种无连接协议，指明每次都指明使用哪种协议了
if (c->protocol == negotiating_prot || c->transport == udp_transport) {
//对于TCP仅仅会进入该推断体里面一次，而UDP就要次次都进入了
//PROTOCOL_BINARY_REQ为0x80，即128。对于ascii的文本来说。是不会取这个值的
if ((unsigned char)c->rbuf[0] == (unsigned char)PROTOCOL_BINARY_REQ) {
c->protocol = binary_prot;
} else {
c->protocol = ascii_prot;
}
}
if (c->protocol == binary_prot) {
...//二进制协议。这里不展开解说
} else {//文本协议
char *el, *cont;
if (c->rbytes == 0)//读缓冲区里面没有数据,被耍啦
return 0;//返回0表示须要继续读取socket的数据才干解析命令
el = memchr(c->rcurr, '\n', c->rbytes);
if (!el) {//没有找到\n，说明没有读取到一条完整的命令
if (c->rbytes > 1024) {//接收了1024个字符都没有回车符，值得怀疑
/*
* We didn't have a '\n' in the first k. This _has_ to be a
* large multiget, if not we should just nuke the connection.
*/
char *ptr = c->rcurr;
while (*ptr == ' ') { /* ignore leading whitespaces */
++ptr;
}
if (ptr - c->rcurr > 100 || //太多的空格符
(strncmp(ptr, "get ", 4) && strncmp(ptr, "gets ", 5))) {//是get或者gets命令，但一次获取太多信息了
conn_set_state(c, conn_closing);//必须干掉这种扯蛋的connclient
return 1;
}
}
return 0;//返回0表示须要继续读取socket的数据才干解析命令
}
//来到这里，说明已经读取到至少一条完整的命令
cont = el + 1;//用cont指向下一行的開始。不管行尾是\n还是\r\n
//不同的平台对于行尾有不同的处理,有的为\r\n有的则是\n。
所以memcached
//还要推断一下\n前面的一个字符是否为\r
if ((el - c->rcurr) > 1 && *(el - 1) == '\r') {
el--;//指向行尾的開始字符
}
//'\0',C语言字符串结尾符号。结合c->rcurr这个開始位置，就能够确定
//这个命令(如今被看作一个字符串)的開始和结束位置。rcurr指向了一个字符串。
//注意，下一条命令的開始位置由前面的cont指明了
*el = '\0';
assert(cont <= (c->rcurr + c->rbytes));
c->last_cmd_time = current_time;
//处理这个命令
process_command(c, c->rcurr);//命令字符串由c->rcurr指向
//cont指明下一条命令的開始位置
//更新curr指针和剩余字节数
c->rbytes -= (cont - c->rcurr);
c->rcurr = cont;
assert(c->rcurr <= (c->rbuf + c->rsize));
}
return 1;//返回1表示正在处理读取的一条命令
}
符号化命令内容：
为了能运行命令。必须能识别出client发送的详细是什么命令以及有什么參数。
为了做到这一步，就得先命令字符串(try_read_command函数中已经把命令数据当作一个C语言的字符串了)里面的每个词切割出来。
比方将字符串”set tt 3 0 10″切割为”set”、”tt”、”3”、”0”和”10”这个5个词，在memcached里面用一个专门的名称token表示这些词。
Memcached在判别详细的命令前，要做的一步就是将命令内容进行符号化。
在process_command函数中，memcached会调用tokenize_command函数把命令字符串符号化。
process_command函数还定义了一个局部数组tokens用于指明命令字符串里面每个token。以下是tokenize_command函数的详细实现。
#define MAX_TOKENS 8
typedef struct token_s {
char *value;
size_t length;
} token_t;
static void process_command(conn *c, char *command) {
token_t tokens[MAX_TOKENS];
size_t ntokens;
ntokens = tokenize_command(command, tokens, MAX_TOKENS);
...
}
//将一条命令切割成一个个的token，并用tokens数组一一相应的指向
//比方命令"set tt 3 0 10"，将被切割成"set"、"tt"、"3"、"0"、"10"
//并用tokens数组的5个元素相应指向。token_t类型的value成员指向相应token
//在command里面的位置。length则指明该token的长度
//返回token的数目，最后一个token是无意义的
static size_t tokenize_command(char *command, token_t *tokens, const size_t max_tokens) {
char *s, *e;
size_t ntokens = 0;
size_t len = strlen(command);
unsigned int i = 0;
assert(command != NULL && tokens != NULL && max_tokens > 1);
s = e = command;
for (i = 0; i < len; i++) {
if (*e == ' ') {//假设有连续多个空格符。那么须要跳过
if (s != e) {//s此时指向非空格符,而且是某个token的第一个字符
tokens[ntokens].value = s;//指向token的開始位置
tokens[ntokens].length = e - s;//这个token的长度
ntokens++;
*e = '\0';//赋值为'\0'，这样这个token就是s開始的一个字符串
if (ntokens == max_tokens - 1) {
//这条命令至少有max_tokens-2个token
e++;
s = e; /* so we don't add an extra token */
break;
}
}
s = e + 1;//最后s会指向第一个非空格符
}
e++;
}
//当这条命令是以空格符结尾的。那么上面那个循环结束后，s等于e。
//否则s 不等于 e。此时s指向最后一个token的開始位置，e则指向token
//最后一个字符的下一个字符(the first element past the end)
if (s != e) {//处理最后一个token
tokens[ntokens].value = s;
tokens[ntokens].length = e - s;
ntokens++;
}
/*
* If we scanned the whole string, the terminal value pointer is null,
* otherwise it is the first unprocessed character.
*/
//最多仅仅处理max_tokens-1(等于7)个token。剩下的不处理
tokens[ntokens].value = *e == '\0' ?
NULL : e;
tokens[ntokens].length = 0;
ntokens++;
return ntokens;
}
经过命令符号化后，使用起来就会非常easy的了。
比方依据tokens[0]的内容能够推断这个命令是什么命令，假设是set命令(tokens[0]的内容等于”get”)，自然tokens[1]就是键值了。接下来的tokens[2]、tokens[3]、tokens[4]就是键值的三个參数了。
运行命令：
依据token推断命令和提取參数：
把命令符号化后，非常easy就能提取出命令和相应的參数。
typedef struct token_s {
char *value;
size_t length;
} token_t;
#define COMMAND_TOKEN 0
#define KEY_TOKEN 1
#define MAX_TOKENS 8
static void process_command(conn *c, char *command) {
token_t tokens[MAX_TOKENS];
size_t ntokens;
int comm;
assert(c != NULL);
ntokens = tokenize_command(command, tokens, MAX_TOKENS);//将命令记号化
if (ntokens >= 3 &&
((strcmp(tokens[COMMAND_TOKEN].value, "get") == 0) ||
(strcmp(tokens[COMMAND_TOKEN].value, "bget") == 0))) {
...//get命令
} else if ((ntokens == 6 || ntokens == 7) &&
((strcmp(tokens[COMMAND_TOKEN].value, "add") == 0 && (comm = NREAD_ADD)) ||
(strcmp(tokens[COMMAND_TOKEN].value, "set") == 0 && (comm = NREAD_SET)) ||
(strcmp(tokens[COMMAND_TOKEN].value, "replace") == 0 && (comm = NREAD_REPLACE)) ||
(strcmp(tokens[COMMAND_TOKEN].value, "prepend") == 0 && (comm = NREAD_PREPEND)) ||
(strcmp(tokens[COMMAND_TOKEN].value, "append") == 0 && (comm = NREAD_APPEND)) )) {
//set命令
process_update_command(c, tokens, ntokens, comm, false);
}
...
}
#define KEY_MAX_LENGTH 250
static void process_update_command(conn *c, token_t *tokens, const size_t ntokens, int comm, bool handle_cas) {
char *key;
size_t nkey;
unsigned int flags;
int32_t exptime_int = 0;
time_t exptime;
int vlen;
assert(c != NULL);
//server不须要回复信息给client，这能够降低网络IO进而提快速度
//这样的设置是一次性的。不影响下一条命令
set_noreply_maybe(c, tokens, ntokens);//处理用户命令里面的noreply
//键值的长度太长了。KEY_MAX_LENGTH为250
if (tokens[KEY_TOKEN].length > KEY_MAX_LENGTH) {
out_string(c, "CLIENT_ERROR bad command line format");
return;
}
key = tokens[KEY_TOKEN].value;
nkey = tokens[KEY_TOKEN].length;
//将字符串转成unsigned long,获取flags、exptime_int、vlen。
//它们的字符串形式必须是纯数字，否则转换失败,返回false
if (! (safe_strtoul(tokens[2].value, (uint32_t *)&flags)
&& safe_strtol(tokens[3].value, &exptime_int)
&& safe_strtol(tokens[4].value, (int32_t *)&vlen))) {
out_string(c, "CLIENT_ERROR bad command line format");
return;
}
/* Ubuntu 8.04 breaks when I pass exptime to safe_strtol */
exptime = exptime_int;
...
}
static inline bool set_noreply_maybe(conn *c, token_t *tokens, size_t ntokens)
{
int noreply_index = ntokens - 2;
/*
NOTE: this function is not the first place where we are going to
send the reply. We could send it instead from process_command()
if the request line has wrong number of tokens. However parsing
malformed line for "noreply" option is not reliable anyway, so
it can't be helped.
*/
if (tokens[noreply_index].value
&& strcmp(tokens[noreply_index].value, "noreply") == 0) {
c->noreply = true;
}
return c->noreply;
}
分配item：
好了，如今已经知道是set命令，而且键值和相应的參数都已经提取出来了。接下来能够真正处理set命令了。
set命令是：键值已存在则更新，不存在则加入。但在这里无论那么多，直接调用item_alloc申请一个item。事实上process_update_command函数处理的命令不不过set，还包含replace、add、append等等。这些命令也是直接申请一个新的item。
item_alloc函数会直接调用do_item_alloc函数申请一个item。前面的非常多博文一直在部分介绍do_item_alloc函数，但都没有给出过完整版。如今就给出神奇函数的所有代码。对于这个函数一些讨论參数前面的一些博文吧。
static void process_update_command(conn *c, token_t *tokens, const size_t ntokens, int comm, bool handle_cas) {
char *key;//键值
size_t nkey;//键值长度
unsigned int flags;//item的flags
time_t exptime;//item的超时
int vlen;//item数据域的长度
uint64_t req_cas_id=0;
item *it;
/* Negative exptimes can underflow and end up immortal. realtime() will
immediately expire values that are greater than REALTIME_MAXDELTA, but less
than process_started, so lets aim for that. */
if (exptime < 0)//此时会马上过期失效
exptime = REALTIME_MAXDELTA + 1;//REALTIME_MAXDELTA等于30天
//在存储item数据的时候，都会自己主动在数据的最后加上"\r\n"
vlen += 2;//+2是由于data后面还要加上"\r\n"这两个字符
if (vlen < 0 || vlen - 2 < 0) {
out_string(c, "CLIENT_ERROR bad command line format");
return;
}
//依据所需的大小分配相应的item,并给这个item赋值。
//除了time和refcount成员外，其它的都赋值了。并把键值、flag这些值都拷贝
//到item后面的buff里面了，至于data。由于如今都还没拿到所以还没赋值
//realtime(exptime)是直接赋值给item的exptime成员
it = item_alloc(key, nkey, flags, realtime(exptime), vlen);
if (it == 0) {
if (! item_size_ok(nkey, flags, vlen))
out_string(c, "SERVER_ERROR object too large for cache");
else
out_of_memory(c, "SERVER_ERROR out of memory storing object");
/* swallow the data line */
c->write_and_go = conn_swallow;
c->sbytes = vlen;
/* Avoid stale data persisting in cache because we failed alloc.
* Unacceptable for SET. Anywhere else too? */
if (comm == NREAD_SET) {
it = item_get(key, nkey);
if (it) {
item_unlink(it);
item_remove(it);
}
}
return;
}
ITEM_set_cas(it, req_cas_id);
//本函数并不会把item插入到哈希表和LRU队列。这个插入工作由
//complete_nread_ascii函数完毕。
c->item = it;
c->ritem = ITEM_data(it); //数据直通车
c->rlbytes = it->nbytes;//等于vlen(要比用户输入的长度大2，由于要加上\r\n)
c->cmd = comm;
conn_set_state(c, conn_nread);
}
item *item_alloc(char *key, size_t nkey, int flags, rel_time_t exptime, int nbytes) {
item *it;
/* do_item_alloc handles its own locks */
it = do_item_alloc(key, nkey, flags, exptime, nbytes, 0);
return it;
}
/*@null@*/
//key、flags、exptime三个參数是用户在使用set、add命令存储一条数据时输入的參数。
//nkey是key字符串的长度。nbytes则是用户要存储的data长度+2,由于在data的结尾处还要加上"\r\n"
//cur_hv则是依据键值key计算得到的哈希值。
item *do_item_alloc(char *key, const size_t nkey, const int flags,
const rel_time_t exptime, const int nbytes,
const uint32_t cur_hv) {
uint8_t nsuffix;
item *it = NULL;
char suffix[40];
//要存储这个item须要的总空间
size_t ntotal = item_make_header(nkey + 1, flags, nbytes, suffix, &nsuffix);
if (settings.use_cas) {
ntotal += sizeof(uint64_t);
}
//依据大小推断从属于哪个slab
unsigned int id = slabs_clsid(ntotal);
if (id == 0)//0表示不属于不论什么一个slab
return 0;
mutex_lock(&cache_lock);
/* do a quick check if we have any expired items in the tail.. */
int tries = 5;
/* Avoid hangs if a slab has nothing but refcounted stuff in it. */
int tries_lrutail_reflocked = 1000;
int tried_alloc = 0;
item *search;
item *next_it;
void *hold_lock = NULL;
rel_time_t oldest_live = settings.oldest_live;
search = tails[id];
/* We walk up *only* for locked items. Never searching for expired.
* Waste of CPU for almost all deployments */
//第一次看这个for循环，直接觉得search等于NULL，直接看for循环后面的代码
//这个循环里面会在相应LRU队列中查找过期失效的item。最多尝试tries个item。
//从LRU的队尾開始尝试。
假设item被其它worker线程引用了，那么就尝试下一
//个。假设没有的被其它worker线程所引用，那么就測试该item是否过期失效。
//假设过期失效了。那么就能够使用这个item(终于会返回这个item)。假设没有
//过期失效，那么不再尝试其它item了(由于是从LRU队列的队尾開始尝试的),
//直接调用slabs_alloc申请一个新的内存存储item。假设申请新内存都失败，
//那么在同意LRU淘汰的情况下就会启动踢人机制。
for (; tries > 0 && search != NULL; tries--, search=next_it) {
/* we might relink search mid-loop, so search->prev isn't reliable */
next_it = search->prev;
if (search->nbytes == 0 && search->nkey == 0 && search->it_flags == 1) {
/* We are a crawler, ignore it. */
//这是一个爬虫item，直接跳过
tries++;//爬虫item不计入尝试的item数中
continue;
}
uint32_t hv = hash(ITEM_key(search), search->nkey);
/* Attempt to hash item lock the "search" item. If locked, no
* other callers can incr the refcount
*/
/* Don't accidentally grab ourselves, or bail if we can't quicklock */
//尝试抢占锁，抢不了就走人，不等待锁。
if (hv == cur_hv || (hold_lock = item_trylock(hv)) == NULL)
continue;
/* Now see if the item is refcount locked */
if (refcount_incr(&search->refcount) != 2) {//引用数>=3
/* Avoid pathological case with ref'ed items in tail */
//刷新这个item的訪问时间以及在LRU队列中的位置
do_item_update_nolock(search);
tries_lrutail_reflocked--;
tries++;
refcount_decr(&search->refcount);
//此时引用数>=2
itemstats[id].lrutail_reflocked++;
/* Old rare bug could cause a refcount leak. We haven't seen
* it in years, but we leave this code in to prevent failures
* just in case */
//考虑这种情况:某一个worker线程通过refcount_incr添加了一个
//item的引用数。
但由于某种原因(可能是内核出了问题)，这个worker
//线程还没来得及调用refcount_decr就挂了。此时这个item的引用数
//就肯定不会等于0。也就是总有worker线程占用着它.但实际上这个
//worker线程早就挂了。
所以对于这种情况须要修复。直接把这个item
//的引用计数赋值为1。
//依据什么推断某一个worker线程挂了呢?首先在memcached里面，一般
//来说，不论什么函数都的调用都不会耗时太大的。即使这个函数须要加锁
//所以假设这个item的最后一次訪问时间距离如今都比較遥远了，但它
//却还被一个worker所引用。那么就差点儿能够推断这个worker线程挂了.
//在1.4.16版本号之前，这个时间距离都是固定的为3个小时。
从1.4.16开
//就使用settings.tail_repair_time存储时间距离。能够在启动memcached
//的时候设置，默认时间距离为1个小时。如今这个版本号1.4.21默认都不
//进行这个修复了，settings.tail_repair_time的默认值为0。由于
//memcached的作者非常少看到这个bug了。预计是由于操作系统的进一步稳定
//http://brionas.github.io/2014/01/06/memcached-manage/
//http://www.oschina.net/news/46787/memcached-1-4-16
if (settings.tail_repair_time &&
search->time + settings.tail_repair_time < current_time) {
itemstats[id].tailrepairs++;
search->refcount = 1;
do_item_unlink_nolock(search, hv);
}
if (hold_lock)
item_trylock_unlock(hold_lock);
if (tries_lrutail_reflocked < 1)
break;
continue;
}
//search指向的item的refcount等于2，这说明此时这个item除了本worker
//线程外，没有其它不论什么worker线程索引其。能够放心释放并重用这个item
//由于这个循环是从lru链表的后面開始遍历的。所以一開始search就指向
//了最不经常使用的item。假设这个item都没有过期。那么其它的比其更经常使用
//的item就不要删除了(即使它们过期了)。此时仅仅能向slabs申请内存
/* Expired or flushed */
if ((search->exptime != 0 && search->exptime < current_time)
|| (search->time <= oldest_live && oldest_live <= current_time)) {
//search指向的item是一个过期失效的item，能够使用之
itemstats[id].reclaimed++;
if ((search->it_flags & ITEM_FETCHED) == 0) {
itemstats[id].expired_unfetched++;
}
it = search;
//又一次计算一下这个slabclass_t分配出去的内存大小
//直接霸占旧的item就须要又一次计算
slabs_adjust_mem_requested(it->slabs_clsid, ITEM_ntotal(it), ntotal);
do_item_unlink_nolock(it, hv);//从哈希表和lru链表中删除
/* Initialize the item block: */
it->slabs_clsid = 0;
} else if ((it = slabs_alloc(ntotal, id)) == NULL) {//申请内存失败
//此刻，过期失效的item没有找到。申请内存又失败了。看来仅仅能使用
//LRU淘汰一个item(即使这个item并没有过期失效)
tried_alloc = 1;//标志尝试过了alloc
if (settings.evict_to_free == 0) {//设置了不进行LRU淘汰item
//此时仅仅能向client回复错误了
itemstats[id].outofmemory++;
} else {
itemstats[id].evicted++;//添加被踢的item数
itemstats[id].evicted_time = current_time - search->time;
//即使一个item的exptime成员设置为永不超时(0)。还是会被踢的
if (search->exptime != 0)
itemstats[id].evicted_nonzero++;
if ((search->it_flags & ITEM_FETCHED) == 0) {
itemstats[id].evicted_unfetched++;
}
it = search;
//又一次计算一下这个slabclass_t分配出去的内存大小
//直接霸占旧的item就须要又一次计算
slabs_adjust_mem_requested(it->slabs_clsid, ITEM_ntotal(it), ntotal);
do_item_unlink_nolock(it, hv);//从哈希表和lru链表中删除
/* Initialize the item block: */
it->slabs_clsid = 0;
/* If we've just evicted an item, and the automover is set to
* angry bird mode, attempt to rip memory into this slab class.
* TODO: Move valid object detection into a function, and on a
* "successful" memory pull, look behind and see if the next alloc
* would be an eviction. Then kick off the slab mover before the
* eviction happens.
*/
//一旦发现有item被踢，那么就启动内存页重分配操作
//这个太频繁了，不推荐
if (settings.slab_automove == 2)
slabs_reassign(-1, id);
}
}
//引用计数减一。此时该item已经没有不论什么worker线程索引其，而且哈希表也
//不再索引其
refcount_decr(&search->refcount);
/* If hash values were equal, we don't grab a second lock */
if (hold_lock)
item_trylock_unlock(hold_lock);
break;
}
//没有尝试过alloc。而且在查找特定次数后还是没有找到可用的item
if (!tried_alloc && (tries == 0 || search == NULL))
it = slabs_alloc(ntotal, id);
if (it == NULL) {
itemstats[id].outofmemory++;
mutex_unlock(&cache_lock);
return NULL;
}
assert(it->slabs_clsid == 0);
assert(it != heads[id]);
/* Item initialization can happen outside of the lock; the item's already
* been removed from the slab LRU.
*/
it->refcount = 1; /* the caller will have a reference */
mutex_unlock(&cache_lock);
//脱离之前的前后关系
it->next = it->prev = it->h_next = 0;
it->slabs_clsid = id;
//此时这个item没有插入不论什么LRU队列和没有插入到哈希表中
DEBUG_REFCNT(it, '*');
//默认情况下memcached是支持CAS的，假设想取消能够在启动memcached的时候添加
//參数C(大写的c)
it->it_flags = settings.use_cas ? ITEM_CAS : 0;
it->nkey = nkey;
it->nbytes = nbytes;
memcpy(ITEM_key(it), key, nkey);
it->exptime = exptime;
memcpy(ITEM_suffix(it), suffix, (size_t)nsuffix);
it->nsuffix = nsuffix;
return it;
}
process_update_command函数申请分配一个item后。并没有直接直接把这个item插入到LRU队列和哈希表中，而不过用conn结构体的item成员指向这个申请得到的item，而且用ritem成员指向item结构体的数据域(这为了方便写入数据)。最后conn的状态改动为conn_nread。就这样process_update_command函数曳然而止了。
填充item数据域：
值得注意的是，前面的命令处理过程是没有把item的数据写入到item结构体中。
如今要退出到有限自己主动机drive_machine函数中，查看memcached是怎么处理conn_nread状态的。尽管process_update_command留下了手尾，但它也用conn的成员变量记录了一些重要值，用于填充item的数据域。
比方rlbytes表示须要用多少字节填充item。rbytes表示读缓冲区还有多少字节能够使用；ritem指向数据填充地点。
static void drive_machine(conn *c) {
bool stop = false;
int res;
while (!stop) {
switch(c->state) {
case conn_nread:
//对于set、add、replace这种命令会将state设置成conn_nread
//由于在conn_read。它仅仅读取了一行的数据。就去解析。但数据是
//在第二行输入的(client输入进行操作的时候)，此时，rlbytes
//等于data的长度。本case里面会从conn的读缓冲区、socket读缓冲区
//读取数据到item里面。
//rlbytes标识还有多少字节须要读取到item里面。仅仅要没有读取足够的
//数据，conn的状态都是保持为conn_nread。
即使读取到足够的数据
//状态还是不变，但此时rlbytes等于0。此刻会进入以下的这个if里面
if (c->rlbytes == 0) {
//处理完毕后会调用out_string函数。假设用户明白要求不须要回复
//那么conn的状态变成conn_new_cmd。
假设须要回复，那么状态改为
//conn_write，而且write_and_go成员赋值为conn_new_cmd
complete_nread(c);//完毕对一个item的操作
break;
}
/* first check if we have leftovers in the conn_read buffer */
if (c->rbytes > 0) {//conn读缓冲区里面还有数据,那么把数据直接赋值到item里面
//rlbytes是须要读取的字节数, rbytes是读缓冲区拥有的字节数
int tocopy = c->rbytes > c->rlbytes ? c->rlbytes : c->rbytes;
if (c->ritem != c->rcurr) {
memmove(c->ritem, c->rcurr, tocopy);
}
c->ritem += tocopy;
c->rlbytes -= tocopy;
c->rcurr += tocopy;
c->rbytes -= tocopy;
if (c->rlbytes == 0) {//conn读缓冲区的数据能满足item的所需数据,无需从socket中读取
break;
}
}
//以下的代码中，仅仅要不发生socket错误，那么不管是否读取到足够的数据
//都不会改变conn的状态，也就是说。下一次进入状态机还是为conn_nread状态
/* now try reading from the socket */
res = read(c->sfd, c->ritem, c->rlbytes);//直接从socket中读取数据
if (res > 0) {
if (c->rcurr == c->ritem) {
c->rcurr += res;
}
c->ritem += res;
c->rlbytes -= res;
break;
}
if (res == 0) { /* end of stream */
conn_set_state(c, conn_closing);
break;
}
if (res == -1 && (errno == EAGAIN || errno == EWOULDBLOCK)) {//socket里面没有数据
if (!update_event(c, EV_READ | EV_PERSIST)) {
conn_set_state(c, conn_closing);
break;
}
stop = true;//此时就不要再读了。停止状态机，等待libevent通知有数据可读
break;
}
/* otherwise we have a real error, on which we close the connection */
conn_set_state(c, conn_closing);
break;
}
}
}
存储item：
填充数据还是比較简单的。填充数据后这个item就是完整的了，此时须要把item插入到LRU队列和哈希表中。
Memcached是调用complete_nread函数完毕这操作。
complete_nread内部会间接调用函数do_store_item，后者会先调用do_item_get函数查询当前memcachedserver是否已经存在同样键值的item，然后依据不同的命令(add、replace、set)进行不同的处理。
static void complete_nread(conn *c) {
assert(c != NULL);
assert(c->protocol == ascii_prot
|| c->protocol == binary_prot);
if (c->protocol == ascii_prot) {//文本协议
complete_nread_ascii(c);
} else if (c->protocol == binary_prot) {//二进制协议
complete_nread_binary(c);
}
}
/*
* we get here after reading the value in set/add/replace commands. The command
* has been stored in c->cmd, and the item is ready in c->item.
*/
static void complete_nread_ascii(conn *c) {
assert(c != NULL);
//此时这个item不在LRU队列，也不在哈希表中
//而且引用数等于1(就是本worker线程在引用它)
item *it = c->item;
int comm = c->cmd;
enum store_item_type ret;
pthread_mutex_lock(&c->thread->stats.mutex);
c->thread->stats.slab_stats[it->slabs_clsid].set_cmds++;
pthread_mutex_unlock(&c->thread->stats.mutex);
//保证最后的两个字符是"\r\n"，否则就是错误数据
if (strncmp(ITEM_data(it) + it->nbytes - 2, "\r\n", 2) != 0) {
out_string(c, "CLIENT_ERROR bad data chunk");
} else {
ret = store_item(it, comm, c);//将这个item存放到LRU对和哈希表中
//输出回应信息
switch (ret) {
case STORED:
out_string(c, "STORED");
break;
case EXISTS:
out_string(c, "EXISTS");
break;
case NOT_FOUND:
out_string(c, "NOT_FOUND");
break;
case NOT_STORED:
out_string(c, "NOT_STORED");
break;
default:
out_string(c, "SERVER_ERROR Unhandled storage type.");
}
}
//本worker线程取消对这个item的引用
item_remove(c->item); /* release the c->item reference */
c->item = 0;
}
enum store_item_type store_item(item *item, int comm, conn* c) {
enum store_item_type ret;
uint32_t hv;
hv = hash(ITEM_key(item), item->nkey);
item_lock(hv);
ret = do_store_item(item, comm, c, hv);
item_unlock(hv);
return ret;
}
//主调函数store_item会加item_lock(hv)锁
//set、add、replace命令终于都会调用本函数进行存储的
//comm參数保存了详细是哪个命令
enum store_item_type do_store_item(item *it, int comm, conn *c, const uint32_t hv) {
char *key = ITEM_key(it);
item *old_it = do_item_get(key, it->nkey, hv);//查询旧值
enum store_item_type stored = NOT_STORED;
item *new_it = NULL;
int flags;
if (old_it != NULL && comm == NREAD_ADD) {
/* add only adds a nonexistent item, but promote to head of LRU */
//由于已经有同样键值的旧item了。所以add命令使用失败。但
//还是会刷新旧item的訪问时间以及LRU队列中的位置
do_item_update(old_it);
} else if (!old_it && (comm == NREAD_REPLACE
|| comm == NREAD_APPEND || comm == NREAD_PREPEND))
{
/* replace only replaces an existing value; don't store */
} else if (comm == NREAD_CAS) {
/* validate cas operation */
if(old_it == NULL) {
// LRU expired
stored = NOT_FOUND;
pthread_mutex_lock(&c->thread->stats.mutex);
c->thread->stats.cas_misses++;
pthread_mutex_unlock(&c->thread->stats.mutex);
}
else if (ITEM_get_cas(it) == ITEM_get_cas(old_it)) {
// cas validates
// it and old_it may belong to different classes.
// I'm updating the stats for the one that's getting pushed out
pthread_mutex_lock(&c->thread->stats.mutex);
c->thread->stats.slab_stats[old_it->slabs_clsid].cas_hits++;
pthread_mutex_unlock(&c->thread->stats.mutex);
item_replace(old_it, it, hv);
stored = STORED;
} else {
pthread_mutex_lock(&c->thread->stats.mutex);
c->thread->stats.slab_stats[old_it->slabs_clsid].cas_badval++;
pthread_mutex_unlock(&c->thread->stats.mutex);
if(settings.verbose > 1) {
fprintf(stderr, "CAS: failure: expected %llu, got %llu\n",
(unsigned long long)ITEM_get_cas(old_it),
(unsigned long long)ITEM_get_cas(it));
}
stored = EXISTS;
}
} else {
/*
* Append - combine new and old record into single one. Here it's
* atomic and thread-safe.
*/
if (comm == NREAD_APPEND || comm == NREAD_PREPEND) {
/*
* Validate CAS
*/
if (ITEM_get_cas(it) != 0) {
// CAS much be equal
if (ITEM_get_cas(it) != ITEM_get_cas(old_it)) {
stored = EXISTS;
}
}
if (stored == NOT_STORED) {
/* we have it and old_it here - alloc memory to hold both */
/* flags was already lost - so recover them from ITEM_suffix(it) */
flags = (int) strtol(ITEM_suffix(old_it), (char **) NULL, 10);
//由于是追加数据，先前分配的item可能不够大，所以要又一次申请item
new_it = do_item_alloc(key, it->nkey, flags, old_it->exptime, it->nbytes + old_it->nbytes - 2 /* CRLF */, hv);
if (new_it == NULL) {
/* SERVER_ERROR out of memory */
if (old_it != NULL)
do_item_remove(old_it);
return NOT_STORED;
}
/* copy data from it and old_it to new_it */
if (comm == NREAD_APPEND) {
memcpy(ITEM_data(new_it), ITEM_data(old_it), old_it->nbytes);
memcpy(ITEM_data(new_it) + old_it->nbytes - 2 /* CRLF */, ITEM_data(it), it->nbytes);
} else {
/* NREAD_PREPEND */
memcpy(ITEM_data(new_it), ITEM_data(it), it->nbytes);
memcpy(ITEM_data(new_it) + it->nbytes - 2 /* CRLF */, ITEM_data(old_it), old_it->nbytes);
}
it = new_it;
}
}
//add、set、replace命令还没处理,但之前已经处理了不合理的情况
//即add命令已经确保了眼下哈希表还没存储相应键值的item，replace命令
//已经保证哈希表已经存储了相应键值的item
if (stored == NOT_STORED) {
if (old_it != NULL)//replace和set命令会进入这里
item_replace(old_it, it, hv);//删除旧item，插入新item
else//add和set命令会进入这里
do_item_link(it, hv);//对于一个没有存在的key，使用set命令会来到这里
c->cas = ITEM_get_cas(it);
stored = STORED;
}
}
if (old_it != NULL)
do_item_remove(old_it); /* release our reference */
if (new_it != NULL)
do_item_remove(new_it);
if (stored == STORED) {
c->cas = ITEM_get_cas(it);
}
return stored;
}
int item_replace(item *old_it, item *new_it, const uint32_t hv) {
return do_item_replace(old_it, new_it, hv);
}
//把旧的删除，插入新的。replace命令会调用本函数.
//不管旧item是否有其它worker线程在引用，都是直接将之从哈希表和LRU队列中删除
int do_item_replace(item *it, item *new_it, const uint32_t hv) {
MEMCACHED_ITEM_REPLACE(ITEM_key(it), it->nkey, it->nbytes,
ITEM_key(new_it), new_it->nkey, new_it->nbytes);
assert((it->it_flags & ITEM_SLABBED) == 0);
do_item_unlink(it, hv);//直接丢弃旧item
return do_item_link(new_it, hv);//插入新item。作为替换
}
关于do_item_unlink和do_item_link函数能够參考《插入和删除item》。
至此已经完毕了item的存储。
回应命令：
在complete_nread_ascii函数中，不管是存储成功还是失败都会调用out_string函数回应client。
static void out_string(conn *c, const char *str) {
size_t len;
assert(c != NULL);
if (c->noreply) {//不须要回复信息给client
if (settings.verbose > 1)
fprintf(stderr, ">%d NOREPLY %s\n", c->sfd, str);
c->noreply = false; //重置
conn_set_state(c, conn_new_cmd);
return;
}
/* Nuke a partial output... */
c->msgcurr = 0;
c->msgused = 0;
c->iovused = 0;
add_msghdr(c);
len = strlen(str);
if ((len + 2) > c->wsize) {///2是后面的\r\n
/* ought to be always enough. just fail for simplicity */
str = "SERVER_ERROR output line too long";
len = strlen(str);
}
memcpy(c->wbuf, str, len);
memcpy(c->wbuf + len, "\r\n", 2);
c->wbytes = len + 2;
c->wcurr = c->wbuf;
conn_set_state(c, conn_write);//写状态
c->write_and_go = conn_new_cmd;//写完后的下一个状态
return;
}
static void drive_machine(conn *c) {
bool stop = false;
int res;
assert(c != NULL);
//drive_machine被调用会进行状态推断，并进行一些处理。但也可能发生状态的转换
//此时就须要一个循环，当进行状态转换时。也能处理
while (!stop) {
switch(c->state) {
case conn_write:
if (c->iovused == 0 || (IS_UDP(c->transport) && c->iovused == 1)) {
if (add_iov(c, c->wcurr, c->wbytes) != 0) {
if (settings.verbose > 0)
fprintf(stderr, "Couldn't build response\n");
conn_set_state(c, conn_closing);
break;
}
}
/* fall through... */
case conn_mwrite:
...
}
}
}
对于状态conn_mwrite的详细处理，能够參考前一篇博文的《回应命令》。须要注意的是，当memcached回应完client后。还须要释放conn对保存item的占有。这和前一篇博文是一样的，參考前一篇博文就可以。
