什么是非关系数据库？非关系数据库如何关联呀？

这个与物理学无关，是数据库的一种类型。

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关系数据库 - relational database，是一种通过建立索引来储存数据类型和他们之间的关联的技术。随着互联网的发展，有很多数据访问类型不再需要这种大型的关联逻辑，而是需要储存和读取大量的数据。比如Facebook，人人之类的网站，他们的数据类型如果用关系数据库来表示，则又慢又占地方。

所以最近几年兴起的非关系数据库(NOSQL - No Only SQL)，包括键值查询表数据库，图数据库等，就是针对这种不需要关联，不需要多个表JOIN，但是需要储存和读些大量数据的情况而设计的。比如Graph Database，图数据库，储存的是一个Graph上的Node和Edge。这样比如查询你和我之间有多少个共同好友，或者像Linked-In那种查询两个用户之间隔着几个人的查询，只需要做一个Graph Walk就可以。

非关系数据库的并没有关联的概念，它的前提条件就是数据不需要关联。当然，你可以通过Id和索引来读取多个表中的数据，然后手动将他们关联在一起。总的来说，非关系数据库没有为这个情况做任何优化，也不适用于需要大量关联的数据。

Redis详解——概述/下载安装

互联网需求的3高： 高并发，高可扩，高性能。

Redis 是一种运行速度很快，并发性能很强，并且运行在内存上的NoSql（not only sql）数据库

NoSQL数据库 和 传统数据库 相比的优势：

NoSQL数据库无需事先为要存储的数据建立字段，随时可以存储自定义的数据格式。

而在关系数据库里，增删字段是一件非常麻烦的事情。如果是非常大数据量的表，增加字段 简直就是一个噩梦。

Redis的常用使用场景：

缓存 ，毫无疑问这是Redis当今最为人熟知的使用场景。在提升服务器性能方面非常有效；一 些频繁被访问的数据，经常被访问的数据如果放在关系型数据库，每次查询的开销都会很 大，而放在redis中，因为redis 是放在内存中的可以很高效的访问

排行榜 ，在使用传统的关系型数据库（mysql oracle 等）来做这个事儿，非常的麻烦，而利 用Redis的SortSet(有序集合)数据结构能够简单的搞定；

好友关系 ，利用集合的一些命令，比如求交集、并集、差集等。可以方便搞定一些共同好 友、共同爱好之类的功能；

Session共享 ，以jsp为例，默认Session是保存在服务器的文件中，如果是集群服务，同一个 用户过来可能落在不同机器上，这就会导致用户频繁登陆；采用Redis保存Session后，无论 用户落在那台机器上都能够获取到对应的Session信息。

下载： redis： 图形工具：

安装（Linux）

上传tar.gz包，并解压：tar -zxvf redis-5.0.4.tar.gz

安装gcc：yum -y install gcc （忘记是否安装过，可以使用 gcc -v 命令查看gcc版本，如果没有安装过，会提示命令不存在）

进入redis目录，进行编译：make

编译之后，开始安装：make install

后台运行方式—— redis默认不会使用后台运行，如果你需要，修改配置文件daemonize=yes，当你后台服务启动的 时候，会写成一个进程文件运行

vim /opt/redis-5.0.4/redis.conf

以配置文件的方式启动:

cd /usr/local/bin

redis-server /opt/redis-5.0.4/redis.conf

关闭数据库:

单实例关闭 ——redis-cli shutdown

多实例关闭 ——dis-cli -p 6379 shutdown 默认的端口6379，如改过，更换端口

用户的好友关系，在数据库里怎么存储

1、使用冗余，每个人的好友信息都在数据库中有存储，就是你说的记录一对一关系

2、数据缓存到内存，数据访问很快

3、状态信息修改异步，比如一个人登陆了，他的好友不是马上就知道，中间间隔几秒也没有关系

4、数据可能不放在关系数据库中，可能使用nosql数据库，比如mongodb,bigtable,cassandra等

5、facebook,twitter就是用类似的思想

如何用消息系统避免分布式事务

这两年来，随着NoSQL系统、CAP理论和Eventual Consistency的大热，关于分布式操作要保证强一致还是弱一致性的讨论络驿不绝。双方各执一词，倾向实现强一致性的一方认为弱一致性满足不了应用开发的需要，倾向实现弱一致性的一方则认为保证强一致性将导致系统性能与可伸缩性难以接受。弱一致性能否满足应用开发的需求这一点由应用特征决定，难以一概而论，但强一致性对系统性能、可伸缩性和可用性的影响则是可以作技术分析的。奇怪的是，找了很久，也没找到对这一问题的深入分析，决定自己来做一个。

对于分布式操作，一般来说有以下两种实现选择：

1、 在每个节点上使用单独的事务，只实现弱一致性。

2、 使用2PC保证强一致性。即分布式事务协调者先要求所有参与节点PREPARE，大家都说PREPARE成功后，再要求所有节点COMMIT。只要有一个节点PREPARE不成功，大家都要回滚。这样参与者要强制写两次日志，协调者在决定要COMMIT时也要强制写一次日志。

首先，假设用户发起分布式操作的速率为TpS（Transactions per Second），每个分布式操作平均会操作K个节点。在每个节点上，平均要操作RpT（Rows per Transaction）条记录，而操作每条记录平均要用时TpR（Time per Row），这样在每个节点上事务操作的执行时间为：

TExec=RpT×TpR

另外，设定以下参数：

- N：数据库中所有节点上的总记录数

- TCommit：在每个节点上PREPARE或COMMIT的时间，PREPARE和COMMIT的主要工作都是写相应的日志，执行时间接近

对分布式操作性能方面一种常见的认识是若使用2PC，将导致事务执行时间大为延长，从而导致过高的事务并发冲突和死锁。当然，从趋势上使用2PC自然会导致并发冲突和死锁增长，但是否能满足应用需求，需要定量的来分析。由于死锁的概率完全取决于冲突概率，以下只分析冲突概率。

对选择1，即每个节点用独立事务时，用户发起的每个事务都会被分成K个小事务，这时系统中的并发事务数是事务速率与事务持续时间之积，即：

CT_1=TpS×K×(RpT×TpR+TCommit)

当某事务要锁定并操作某条记录时，系统中被其它事务所锁定的记录数是(CT_1-1)×RpT≈CT_1×RpT。假设事务操作的记录是纯随机的，则该事务要锁定的记录与其它事务冲突的概率是(CT_1×RpT)/N。而这个事务总共要锁定RpT条记录，则该事务与其它事务冲突的概率是：

TWait_1=1-(1-(CT_1×RpT)/N )^RpT≈CT_1×RpT^2/N

对选择2，即使用2PC保证强一致性时，每个节点上需要强制写两次日志，在事务协调者上还要强制写一次PREPARE日志（事务协调者上的COMMIT日志不需要强制写，这一时间可以忽略）。系统中的并发事务数是：

CT_2=TpS×((RpT×TpR+2×TCommit)×K+TCommit)

但此时系统中被其它事务所锁定的记录数是选择1的K倍，且事务要锁定的记录数也是选择1的K倍，这时事务的冲突概率是：

TWait_2≈CT_2×RpT^2×K^2/N

这个公式比较复杂，我们先简化一下，假设TCommit和TPrepare时间相对于TExec来说可以忽略，则可以得到有：

TWait_2=TWait_1×K^2

也就是说事务冲突的概率将会随着分布式操作涉及的节点数K的平方数增长。平方数增长听起来比较厉害，但实际上在真实应用中K通常是很小的，绝大多数情况下等于2。如经典的转账问题，就只涉及两个节点，还有比如建立好友关系时也只涉及两个节点。在使用我们分布式数据库的大量应用中（总共包含约500张表，上千个索引，几千种SQL模式），绝大多数情况下K为2，很少有3，超过3的更是绝无仅有。因此，如果我们忽略2PC PREPARE和提交的时间，则使用2PC时会导致事务冲突概率4~9倍的增长。

换一种情况，如果执行很快但提交写日志很慢，即TExec相对于TCommit来说可以忽略，则可以得到：

TWait_2=TWait_1×(2×K+1)/K×K^2

这时的情况比只考虑执行时间时差一些，但还是随着分布式操作涉及的节点数K的平方数增长，只不过从4~9倍变成10~21倍。

真实的情况一般在这两者之间，作为估算，可以大致认为采用2PC保证强一致性时将导致事务冲突概率增加8倍左右。

性能方面还涉及到吞吐率和响应时间。类似的进行分析，可以发现如果TCommit相对于TExec可以忽略，则响应时间不受2PC影响，反之，则2PC会导致响应时间增加为原来的3倍，平均的估计可以取增加1倍。对大多数应用，日志提交的吞吐率完全足够，则事务吞吐率不受2PC影响，反之，事务吞吐率会下降一半。

对大多数WEB应用冲突概率非常低，分布式操作只涉及2~3个节点，日志提交的吞吐率完全足够，则使用2PC可能带来的影响是事务冲突与死锁增加8倍左右，响应时间延长1倍，吞吐率不受影响。这些性能影响应该说是完全可以接受的，此时2PC带来的强一致性优点可以说远远超过其对性能的影响。

当然，以上分析中忽略了很多因素，比如网络延时，比如客户端在发起事务的多个操作之间还可能休息一会。加入这些因素后的性能分析会更复杂，但这些因素，本质上是使事务的持续时间增加，跟是否使用2PC无关。使用2PC与不使用2PC之间的性能差异比例，与这些因素关系不大。

但有一个问题需要注意。如果让客户端直接充当分布式事务的协调者，由于客户端上通常不像数据库服务器那样配置带电池的写缓存，fsync的性能很差，2PC将导致简单分布式事务的响应时间增加一个数量级，冲突概率更是可能增加两个数量级，事务提交的吞吐率也可能受到影响。解决方法是部署专职的高性能分布式事务协调者集群，配置高性能的日志存储设备如SSD。

基于这一基本的性能分析，还有一些变种：

1、如果分布式操作在各节点上并行执行，可以计算出冲突概率将是不并行的1/K。这仍比不用2PC串行高K倍，但不再是K的平方倍。比如BigTable中对二级索引和主记录的修改，就可以并行。

2、如果分布式操作是否冲突只取决于其中一个节点，可以计算出2PC并不会导致冲突概率显著增加。符合这一特征的应用模式还是BigTable中对主记录及其所有二级索引的修改，冲不冲突，完全取决于是否更新同一条记录，跟索引无关。

根据这两点也可以看出，如果用并行的2PC来保证主记录及其二级索引之间的一致性，其所带来的性能影响弱于2PC对一般分布式事务的影响，是完全可以实用的方案。

对使用2PC分布式事务的另外一个比较大的担心是如果2PC在PREPARE之后事务协调者崩溃，则参与分布式事务的各个节点只能长时间的锁定资源，等待协调者复活后告诉它事务应该提交还是回滚。如果直接让客户端直接充当分布式事务的协调者，这一问题可能很严重，因为客户端多而杂，崩溃概率高。但如果部署了专职的高性能分布式事务协调者集群，则这一问题基本可以避免。

本文名称：好友关系nosql,好友关系图
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