5种基本数据类型

String、 List、 Hash、 Set、 Sorted Set

基本操作

String

1.SET key value
设置指定 key 的值

2.GET key
获取指定 key 的值

3.GETRANGE key start end
返回 key 中字符串值的子字符

4.GETSET key value
将给定 key 的值设为 value ，并返回 key 的旧值(old value)

5.GETBIT key offset
对 key 所储存的字符串值，获取指定偏移量上的位(bit)

6.MGET key1 [key2..]]
获取所有(一个或多个)给定 key 的值

7.SETBIT key offset value
对 key 所储存的字符串值，设置或清除指定偏移量上的位(bit)

8.SETEX key seconds value
将值 value 关联到 key ，并将 key 的过期时间设为 seconds (以秒为单位)

9. SETNX key value
   只有在 key 不存在时设置 key 的值

10.SETRANGE key offset value
用 value 参数覆写给定 key 所储存的字符串值，从偏移量 offset 开始

11.STRLEN key
返回 key 所储存的字符串值的长度

12.MSET key value [key value ...]
同时设置一个或多个 key-value 对

13.PSETEX key milliseconds value
这个命令和 SETEX 命令相似，但它以毫秒为单位设置 key 的生存时间，而不是像 SETEX 命令那样，以秒为单位

14.INCR key
将 key 中储存的数字值增一

15.INCRBY key increment
将 key 所储存的值加上给定的增量值（increment）

16.DECR key
将 key 中储存的数字值减一

17.DECRBY key decrement
key 所储存的值减去给定的减量值（decrement)

18.APPEND key value
如果 key 已经存在并且是一个字符串， APPEND 命令将指定的 value 追加到该 key 原来值（value）的末尾

List

1.LPUSH key value1 [value2]
将一个或多个值插入到列表头部

2.LPOP key
移出并获取列表的第一个元素 |

3.LLEN key
获取列表长度

4.RPUSH key value1 [value2]
在列表尾部中添加一个或多个值

5.RPOP key
移除列表的最后一个元素，返回值为移除的元素。

6.LINDEX key index
通过索引获取列表中的元素

7.LRANGE key start stop
获取列表指定范围内的元素

8.LREM key count value
移除count个列表元素值等于value的元素

9. LSET key index value
   通过索引设置列表元素的值

10.BLPOP key1 [key2 ] timeout
移出并获取列表的第一个元素， 如果列表没有元素会阻塞列表直到等待超时或发现可弹出元素为止。

11. BRPOP key1 [key2 ] timeout 移出并获取列表的最后一个元素， 如果列表没有元素会阻塞列表直到等待超时或发现可弹出元素为止。

Set

1.SADD key member1 [member2]
向集合添加一个或多个成员

2.SMEMBERS key
返回集合中的所有成员

3.SCARD key
获取集合的成员数

4.SISMEMBER key membersismember.html)
判断 member 元素是否是集合 key 的成员

5.SPOP key
移除并返回集合中的一个随机元素

6.SRANDMEMBER key [count]
返回集合中一个或多个随机数

7.SREM key member1 [member2]
移除集合中一个或多个成员

Hash

1. HSET key field value
   将哈希表 key 中的字段 field 的值设为 value

2.HMSET key field1 value1 [field2 value2 ]
同时将多个 field-value (域-值)对设置到哈希表 key 中

3.HGET key field
获取存储在哈希表中指定字段的值

4.HMGET key field1 [field2]
获取所有给定字段的值

5.HGETALL key
获取在哈希表中指定 key 的所有字段和值

6.HEXISTS key field
查看哈希表 key 中，指定的字段是否存在

7.HDEL key field1 [field2]
删除一个或多个哈希表字段

8.HKEYS key
获取所有哈希表中的字段

9.HLEN key
获取哈希表中字段的数量

10.HSETNX key field value
只有在字段 field 不存在时，设置哈希表字段的值。

11.HVALS key
获取哈希表中所有值

Sorted Set

1. ZADD key score1 member1 [score2 member2]
   向有序集合添加一个或多个成员，或者更新已存在成员的分数

2.ZCARD key
获取有序集合的成员数

3.ZCOUNT key min max
计算在有序集合中指定区间分数的成员数

4.ZRANGE key start stop [WITHSCORES]
通过索引区间返回有序集合指定区间内的成员，按分数升序返回结果。

5. ZRANGEBYSCORE key min max [WITHSCORES] [LIMIT]
   通过分数返回有序集合指定区间内的成员

6.ZRANK key member
返回有序集合中指定成员的索引

7.ZREM key member [member ...]
移除有序集合中的一个或多个成员

8.ZREMRANGEBYRANK key start stop
移除有序集合中给定的排名区间的所有成员

9 ZREMRANGEBYSCORE key min max
移除有序集合中给定的分数区间的所有成员 |

10.ZREVRANK key member
返回有序集合中指定成员的排名，有序集成员按分数值递减(从大到小)排序

11.ZSCORE key member
返回有序集中，成员的分数值

内部编码

我们常说的String，List，Hash，Set，Sorted Set只是对外的编码，实际上每种数据结构都有自己底层的内部编码实现，而且是多种实现，这样Redis可以在合适的场景选择更合适的内部编码。

如下图所示，可以看到每种数据结构都有2种以上的内部编码实现，例如String数据结构就包含了raw、int和embstr三种内部编码。同时，有些内部编码可以作为多种外部数据结构的内部实现，例如ziplist就是hash、list和zset共有的内部编码，而set的内部编码可能是hashtable或者intset：

Redis这样设计有两个好处：
1.可以偷偷的改进内部编码，而对外的数据结构和命令没有影响，这样一旦开发出更优秀的内部编码，无需改动对外数据结构和命令。

2.多种内部编码实现可以在不同场景下发挥各自的优势。例如ziplist比较节省内存，但是在列表元素比较多的情况下，性能会有所下降。这时候Redis会根据配置选项将列表类型的内部实现转换为linkedlist。

String内部的三种编码

String的3种内部编码分别是：int、embstr、raw。int类型很好理解，当一个key的value是整型时，Redis就将其编码为int类型（另外还有一个条件：把这个value当作字符串来看，它的值不能超过Long.MAX_VALUE,超过之后编码类型就会是embstr）。

if ((server.maxmemory == 0 ||
        !(server.maxmemory_policy & MAXMEMORY_FLAG_NO_SHARED_INTEGERS)) &&
        value >= 0 &&
        value < OBJ_SHARED_INTEGERS)
    {   // 使用shared数据，节省内存
        decrRefCount(o);  // 销毁之前创建的字符串对象
        incrRefCount(shared.integers[value]);  // 共享对象引用计数加一
        return shared.integers[value];  // 返回共享对象
    }

这种编码类型为了节省内存。Redis默认会缓存10000个整型值（#define OBJ_SHARED_INTEGERS 10000），这就意味着，如果有10个不同的KEY，其value都是10000以内的值，事实上全部都是共享同一个对象.

接下来就是ebmstr和raw两种内部编码的长度界限，请看下面的源码：

#define OBJ_ENCODING_EMBSTR_SIZE_LIMIT 44
robj *createStringObject(const char *ptr, size_t len) {
    if (len <= OBJ_ENCODING_EMBSTR_SIZE_LIMIT)
        return createEmbeddedStringObject(ptr,len);
    else
        return createRawStringObject(ptr,len);
}

也就是说，embstr和raw编码的长度界限是44，我们可以做如下验证。长度超过44以后，就是raw编码类型，不会有任何优化，是多长，就要消耗多少内存。

那么为什么有embstr编码呢？它相比raw的优势在哪里？embstr编码将创建字符串对象所需的空间分配的次数从raw编码的两次降低为一次。因为embstr编码的字符串对象的所有数据都保存在一块连续的内存里面，所以这种编码的字符串对象比起raw编码的字符串对象能更好地利用缓存带来的优势。并且释放embstr编码的字符串对象只需要调用一次内存释放函数，而释放raw编码对象的字符串对象需要调用两次内存释放函数。如下图所示，左边是embstr编码，右边是raw编码：

ziplist

由前面的图可知，List，Hash，Sorted Set三种对外结构，在特殊情况下的内部编码都是ziplist，那么这个ziplist有什么神奇之处呢？

以Hash为例，我们首先看一下什么条件下它的内部编码是ziplist：

• 1.当哈希类型元素个数小于hash-max-ziplist-entries配置（默认512个）；
• 2.所有值都小于hash-max-ziplist-value配置（默认64个字节）

# Hashes are encoded using a memory efficient data structure when they have a
# small number of entries, and the biggest entry does not exceed a given
# threshold. These thresholds can be configured using the following directives.
hash-max-ziplist-entries 512
hash-max-ziplist-value 64

如果是sorted set的话，同样需要满足两个条件：

• 1.元素个数小于zset-max-ziplist-entries配置，默认128
• 2.所有值都小于zset-max-ziplist-value配置，默认64

# Similarly to hashes and lists, sorted sets are also specially encoded in
# order to save a lot of space. This encoding is only used when the length and
# elements of a sorted set are below the following limits:
zset-max-ziplist-entries 128
zset-max-ziplist-value 64

实际上，ziplist充分体现了Redis对于存储效率的追求。一个普通的双向链表，链表中每一项都占用独立的一块内存，各项之间用地址指针（或引用）连接起来。这种方式会带来大量的内存碎片，而且地址指针也会占用额外的内存。而ziplist却是将表中每一项存放在前后连续的地址空间内，一个ziplist整体占用一大块内存。它是一个表（list），但其实不是一个链表（linked list）。

ziplist的源码在ziplist.c这个文件中，其中有一段这样的描述 -- The general layout of the ziplist is as follows:：

<zlbytes> <zltail> <zllen> <entry> <entry> ... <entry> <zlend>

• zlbytes：表示这个ziplist占用了多少空间，或者说占了多少字节，这其中包括了zlbytes本身占用的4个字节；

• zltail：记录压缩列表表尾节点距离压缩列表的起始地址有多少字节： 通过这个偏移量，程序无须遍历整个压缩列表就可以确定表尾节点的地址。

• zllen：记录了压缩列表包含的节点数量： 当这个属性的值小于 UINT16_MAX （65535）时， 这个属性的值就是压缩列表包含节点的数量； 当这个值等于 UINT16_MAX 时， 节点的真实数量需要遍历整个压缩列表才能计算得出。

• entry：真正保存的数据，有它自己的编码；压缩列表包含的各个节点，节点的长度由节点保存的内容决定。
• zlend：专门用来表示ziplist尾部的特殊字符，占用8个字节，值固定为255，即8个字节每一位都是1。

图7-2展示了一个压缩列表示例：

• 列表 zlbytes 属性的值为 0x50 （十进制 80）， 表示压缩列表的总长为 80 字节。

• 列表 zltail 属性的值为 0x3c （十进制 60）， 这表示如果我们有一个指向压缩列表起始地址的指针 p ， 那么只要用指针 p 加上偏移量 60 ， 就可以计算出表尾节点 entry3 的地址。

• 列表 zllen 属性的值为 0x3 （十进制 3）， 表示压缩列表包含三个节点。

图 7-3 展示了另一个压缩列表示例：

• 列表 zlbytes 属性的值为 0xd2 （十进制 210）， 表示压缩列表的总长为 210 字节。

• 列表 zltail 属性的值为 0xb3 （十进制 179）， 这表示如果我们有一个指向压缩列表起始地址的指针 p ， 那么只要用指针 p 加上偏移量 179 ， 就可以计算出表尾节点 entry5 的地址。

• 列表 zllen 属性的值为 0x5 （十进制 5）， 表示压缩列表包含五个节点。

entryX的构成
每个压缩列表节点都由 previous_entry_length 、 encoding 、 content 三个部分组成， 如图 7-4 所示:

• 节点的 previous_entry_length 属性以字节为单位， 记录了压缩列表中前一个节点的长度。
• 节点的 encoding 属性记录了节点的 content 属性所保存数据的类型以及长度

节点的 content 属性负责保存节点的值， 节点值可以是一个字节数组或者整数， 值的类型和长度由节点的 encoding 属性决定。

• 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个字节里面。
• 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： 其中属性的第一字节会被设置为 0xFE （十进制值 254）， 而之后的四个字节则用于保存前一节点的长度。

图 7-8 展示了一个从表尾节点向表头节点进行遍历的完整过程：

• 首先，我们拥有指向压缩列表表尾节点 entry4 起始地址的指针 p1 （指向表尾节点的指针可以通过指向压缩列表起始地址的指针加上 zltail 属性的值得出）；
• 通过用 p1 减去 entry4 节点 previous_entry_length 属性的值， 我们得到一个指向 entry4 前一节点 entry3 起始地址的指针 p2 ；
• 通过用 p2 减去 entry3 节点 previous_entry_length 属性的值， 我们得到一个指向 entry3 前一节点 entry2 起始地址的指针 p3 ；
• 通过用 p3 减去 entry2 节点 previous_entry_length 属性的值， 我们得到一个指向 entry2 前一节点 entry1 起始地址的指针 p4 ， entry1 为压缩列表的表头节点；
  最终， 我们从表尾节点向表头节点遍历了整个列表。

linkedlist

当一个列表键包含了数量比较多的元素，又或者列表中包含的元素都是比较长的字符串时，Redis会使用链表作为列表键的底层实现。链表在redis中的使用：

除了链表键之外,发布与订阅、慢查询、监视器等功能也用到了链表,Redis 服务器
本身还使用链表来保存多个客户端的状态信息,以及使用链表来构建客户端输出缓冲区(output buffer)。

• 链表和链表节点的实现：
  listNode 结构:

 typedef struct listNode {
    // 前置节点
    struct listNode * prev;
    // 后置节点
    struct listNode * next;
    // 节点的值
    void * value;
  } listNode;

list 结构:

 typedef struct list {
    // 表头节点
    listNode * head;
    // 表尾节点
    listNode * tail;
    // 链表所包含的节点数量
    unsigned long len;
    // 节点值复制函数
    void * ( * dup)(void * ptr);
    // 节点值释放函数
    void ( * free)(void * ptr);
    // 节点值对比函数
    int ( * match)(void * ptr,void * key);
  } list;

list 结构为链表提供了表头指针 head、表尾指针 tail,以及链表长度计数器 len,
而 dup、free 和 match 成员则是用于实现多态链表所需的类型特定函数:

• dup 函数用于复制链表节点所保存的值;
• free 函数用于释放链表节点所保存的值;
• match 函数则用于对比链表节点所保存的值和另一个输入值是否相等。

图 3-2 是由一个 list 结构和三个 listNode 结构组成的链表。

Redis 的链表实现的特性可以总结如下：

• 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(1) 。
• 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 持有的链表节点进行计数， 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， 并且可以通过 list 结构的 dup 、 free 、 match 三个属性为节点值设置类型特定函数， 所以链表可以用于保存各种不同类型的值。

因此，redis列表对象的适用场景也就是链表的适用场景：
1）数据量较小
2）不需要预先知道数据规模
3）适应于频繁的插入操作

缺点：
查找效率偏低，只能使用顺序查找

重点回顾：

• 链表被广泛用于实现 Redis 的各种功能,比如列表键、发布与订阅、慢查询、监视
  器等。
• 每个链表节点由一个 listNode 结构来表示,每个节点都有一个指向前置节点和后
  置节点的指针,所以 Redis 的链表实现是双端链表。
• 每个链表使用一个 list 结构来表示,这个结构带有表头节点指针、表尾节点指针,
  以及链表长度等信息。
• 因为链表表头节点的前置节点和表尾节点的后置节点都指向 NULL,所以 Redis 的链表实现是无环链表。
• 通过为链表设置不同的类型特定函数,Redis 的链表可以用于保存各种不同类型的值。

skiplist

skiplist，顾名思义，首先它是一个list。实际上，它是在有序链表的基础上发展起来的。我们先来看一个有序链表，如下图（最左侧的灰色节点表示一个空的头结点）：

在这样一个链表中，如果我们要查找某个数据，那么需要从头开始逐个进行比较，直到找到包含数据的那个节点，或者找到第一个比给定数据大的节点为止（没找到）。也就是说，时间复杂度为O(n)。同样，当我们要插入新数据的时候，也要经历同样的查找过程，从而确定插入位置。

假如我们每相邻两个节点增加一个指针，让指针指向下下个节点，如下图：

这样所有新增加的指针连成了一个新的链表，但它包含的节点个数只有原来的一半（上图中是7, 19, 26）。现在当我们想查找数据的时候，可以先沿着这个新链表进行查找。当碰到比待查数据大的节点时，再回到原来的链表中进行查找。比如，我们想查找23，查找的路径是沿着下图中标红的指针所指向的方向进行的：

• 23首先和7比较，再和19比较，比它们都大，继续向后比较。
• 但23和26比较的时候，比26要小，因此回到下面的链表（原链表），与22比较。
• 23比22要大，沿下面的指针继续向后和26比较。23比26小，说明待查数据23在原链表中不存在，而且它的插入位置应该在22和26之间。

在这个查找过程中，由于新增加的指针，我们不再需要与链表中每个节点逐个进行比较了。需要比较的节点数大概只有原来的一半。

利用同样的方式，我们可以在上层新产生的链表上，继续为每相邻的两个节点增加一个指针，从而产生第三层链表。如下图：

在这个新的三层链表结构上，如果我们还是查找23，那么沿着最上层链表首先要比较的是19，发现23比19大，接下来我们就知道只需要到19的后面去继续查找，从而一下子跳过了19前面的所有节点。可以想象，当链表足够长的时候，这种多层链表的查找方式能让我们跳过很多下层节点，大大加快查找的速度。

skiplist正是受这种多层链表的想法的启发而设计出来的。实际上，按照上面生成链表的方式，上面每一层链表的节点个数，是下面一层的节点个数的一半，这样查找过程就非常类似于一个二分查找，使得查找的时间复杂度可以降低到O(log n)。但是，这种方法在插入数据的时候有很大的问题。新插入一个节点之后，就会打乱上下相邻两层链表上节点个数严格的2:1的对应关系。如果要维持这种对应关系，就必须把新插入的节点后面的所有节点（也包括新插入的节点）重新进行调整，这会让时间复杂度重新蜕化成O(n)。删除数据也有同样的问题。

skiplist为了避免这一问题，它不要求上下相邻两层链表之间的节点个数有严格的对应关系，而是为每个节点随机出一个层数(level)。比如，一个节点随机出的层数是3，那么就把它链入到第1层到第3层这三层链表中。为了表达清楚，下图展示了如何通过一步步的插入操作从而形成一个skiplist的过程：

从上面skiplist的创建和插入过程可以看出，每一个节点的层数（level）是随机出来的，而且新插入一个节点不会影响其它节点的层数。因此，插入操作只需要修改插入节点前后的指针，而不需要对很多节点都进行调整。这就降低了插入操作的复杂度。实际上，这是skiplist的一个很重要的特性，这让它在插入性能上明显优于平衡树的方案。这在后面我们还会提到。

根据上图中的skiplist结构，我们很容易理解这种数据结构的名字的由来。skiplist，翻译成中文，可以翻译成“跳表”或“跳跃表”，指的就是除了最下面第1层链表之外，它会产生若干层稀疏的链表，这些链表里面的指针故意跳过了一些节点（而且越高层的链表跳过的节点越多）。这就使得我们在查找数据的时候能够先在高层的链表中进行查找，然后逐层降低，最终降到第1层链表来精确地确定数据位置。在这个过程中，我们跳过了一些节点，从而也就加快了查找速度。

刚刚创建的这个skiplist总共包含4层链表，现在假设我们在它里面依然查找23，下图给出了查找路径：

需要注意的是，前面演示的各个节点的插入过程，实际上在插入之前也要先经历一个类似的查找过程，在确定插入位置后，再完成插入操作。

至此，skiplist的查找和插入操作，我们已经很清楚了。而删除操作与插入操作类似，我们也很容易想象出来。这些操作我们也应该能很容易地用代码实现出来。

当然，实际应用中的skiplist每个节点应该包含key和value两部分。前面的描述中我们没有具体区分key和value，但实际上列表中是按照key进行排序的，查找过程也是根据key在比较。

但是，如果你是第一次接触skiplist，那么一定会产生一个疑问：节点插入时随机出一个层数，仅仅依靠这样一个简单的随机数操作而构建出来的多层链表结构，能保证它有一个良好的查找性能吗？为了回答这个疑问，我们需要分析skiplist的统计性能。

在分析之前，我们还需要着重指出的是，执行插入操作时计算随机数的过程，是一个很关键的过程，它对skiplist的统计特性有着很重要的影响。这并不是一个普通的服从均匀分布的随机数，它的计算过程如下：

• 首先，每个节点肯定都有第1层指针（每个节点都在第1层链表里）。
• 如果一个节点有第i层(i>=1)指针（即节点已经在第1层到第i层链表中），那么它有第(i+1)层指针的概率为p。
• 节点最大的层数不允许超过一个最大值，记为MaxLevel。

这个计算随机层数的伪码如下所示：

randomLevel()
    level := 1
    // random()返回一个[0...1)的随机数
    while random() < p and level < MaxLevel do
        level := level + 1
    return level

randomLevel()的伪码中包含两个参数，一个是p，一个是MaxLevel。在Redis的skiplist实现中，这两个参数的取值为：

p = 1/4
MaxLevel = 32

skiplist与平衡树、哈希表的比较

• skiplist和各种平衡树（如AVL、红黑树等）的元素是有序排列的，而哈希表不是有序的。因此，在哈希表上只能做单个key的查找，不适宜做范围查找。所谓范围查找，指的是查找那些大小在指定的两个值之间的所有节点。
• 在做范围查找的时候，平衡树比skiplist操作要复杂。在平衡树上，我们找到指定范围的小值之后，还需要以中序遍历的顺序继续寻找其它不超过大值的节点。如果不对平衡树进行一定的改造，这里的中序遍历并不容易实现。而在skiplist上进行范围查找就非常简单，只需要在找到小值之后，对第1层链表进行若干步的遍历就可以实现。
• 平衡树的插入和删除操作可能引发子树的调整，逻辑复杂，而skiplist的插入和删除只需要修改相邻节点的指针，操作简单又快速。
• 从内存占用上来说，skiplist比平衡树更灵活一些。一般来说，平衡树每个节点包含2个指针（分别指向左右子树），而skiplist每个节点包含的指针数目平均为1/(1-p)，具体取决于参数p的大小。如果像Redis里的实现一样，取p=1/4，那么平均每个节点包含1.33个指针，比平衡树更有优势。
• 查找单个key，skiplist和平衡树的时间复杂度都为O(log n)，大体相当；而哈希表在保持较低的哈希值冲突概率的前提下，查找时间复杂度接近O(1)，性能更高一些。所以我们平常使用的各种Map或dictionary结构，大都是基于哈希表实现的。
• 从算法实现难度上来比较，skiplist比平衡树要简单得多。

Redis中的skiplist实现
在Redis中，skiplist被用于实现暴露给外部的一个数据结构：sorted set。准确地说，sorted set底层不仅仅使用了skiplist，还使用了ziplist和dict。这几个数据结构的关系，我们下一章再讨论。现在，我们先花点时间把sorted set的关键命令看一下。这些命令对于Redis里skiplist的实现，有重要的影响。

• sorted set的命令举例

sorted set是一个有序的数据集合，对于像类似排行榜这样的应用场景特别适合。

现在我们来看一个例子，用sorted set来存储代数课（algebra）的成绩表。原始数据如下：

Alice 87.5
Bob 89.0
Charles 65.5
David 78.0
Emily 93.5
Fred 87.5

这份数据给出了每位同学的名字和分数。下面我们将这份数据存储到sorted set里面去：

对于上面的这些命令，我们需要的注意的地方包括：

• 前面的6个zadd命令，将6位同学的名字和分数(score)都输入到一个key值为algebra的sorted set里面了。注意Alice和Fred的分数相同，都是87.5分。
• zrevrank命令查询Alice的排名（命令中的rev表示按照倒序排列，也就是从大到小），返回3。排在Alice前面的分别是Emily、Bob、Fred，而排名(rank)从0开始计数，所以Alice的排名是3。注意，其实Alice和Fred的分数相同，这种情况下sorted set会把分数相同的元素，按照字典顺序来排列。按照倒序，Fred排在了Alice的前面。
• zscore命令查询了Charles对应的分数。
• zrevrange命令查询了从大到小排名为0~3的4位同学。
• zrevrangebyscore命令查询了分数在80.0和90.0之间的所有同学，并按分数从大到小排列。

总结一下，sorted set中的每个元素主要表现出3个属性：

• 数据本身（在前面的例子中我们把名字存成了数据）。
• 每个数据对应一个分数(score)。
• 根据分数大小和数据本身的字典排序，每个数据会产生一个排名(rank)。可以按正序或倒序。

Redis中skiplist实现的特殊性
我们简单分析一下前面出现的几个查询命令：

• zrevrank由数据查询它对应的排名，这在前面介绍的skiplist中并不支持。
• zscore由数据查询它对应的分数，这也不是skiplist所支持的。
• zrevrange根据一个排名范围，查询排名在这个范围内的数据。这在前面介绍的skiplist中也不支持。
• zrevrangebyscore根据分数区间查询数据集合，是一个skiplist所支持的典型的范围查找（score相当于key）。

实际上，Redis中sorted set的实现是这样的：

• 当数据较少时，sorted set是由一个ziplist来实现的。
• 当数据多的时候，sorted set是由一个dict + 一个skiplist来实现的。简单来讲，dict用来查询数据到分数的对应关系，而skiplist用来根据分数查询数据（可能是范围查找）。

这里sorted set的构成我们在下一章还会再详细地讨论。现在我们集中精力来看一下sorted set与skiplist的关系：

• zscore的查询，不是由skiplist来提供的，而是由那个dict来提供的。
• 为了支持排名(rank)，Redis里对skiplist做了扩展，使得根据排名能够快速查到数据，或者根据分数查到数据之后，也同时很容易获得排名。而且，根据排名的查找，时间复杂度也为O(log n)。
• zrevrange的查询，是根据排名查数据，由扩展后的skiplist来提供。
• zrevrank是先在dict中由数据查到分数，再拿分数到skiplist中去查找，查到后也同时获得了排名。

前述的查询过程，也暗示了各个操作的时间复杂度：

• zscore只用查询一个dict，所以时间复杂度为O(1)
• zrevrank, zrevrange, zrevrangebyscore由于要查询skiplist，所以zrevrank的时间复杂度为O(log n)，而zrevrange, zrevrangebyscore的时间复杂度为O(log(n)+M)，其中M是当前查询返回的元素个数。

总结起来，Redis中的skiplist跟前面介绍的经典的skiplist相比，有如下不同：

• 分数(score)允许重复，即skiplist的key允许重复。这在最开始介绍的经典skiplist中是不允许的。

• 在比较时，不仅比较分数（相当于skiplist的key），还比较数据本身。在Redis的skiplist实现中，数据本身的内容唯一标识这份数据，而不是由key来唯一标识。另外，当多个元素分数相同的时候，还需要根据数据内容来进字典排序。

• 第1层链表不是一个单向链表，而是一个双向链表。这是为了方便以倒序方式获取一个范围内的元素。

• 在skiplist中可以很方便地计算出每个元素的排名(rank)。

skiplist的数据结构定义

#define ZSKIPLIST_MAXLEVEL 32
#define ZSKIPLIST_P 0.25

typedef struct zskiplistNode {
    robj *obj;
    double score;
    struct zskiplistNode *backward;
    struct zskiplistLevel {
        struct zskiplistNode *forward;
        unsigned int span;
    } level[];
} zskiplistNode;

typedef struct zskiplist {
    struct zskiplistNode *header, *tail;
    unsigned long length;
    int level;
}  zskiplist;

这段代码出自server.h，我们来简要分析一下：

• 开头定义了两个常量，ZSKIPLIST_MAXLEVEL和ZSKIPLIST_P，分别对应我们前面讲到的skiplist的两个参数：一个是MaxLevel，一个是p。
• zskiplistNode定义了skiplist的节点结构。
  • obj字段存放的是节点数据，它的类型是一个string robj。本来一个string robj可能存放的不是sds，而是long型，但zadd命令在将数据插入到skiplist里面之前先进行了解码，所以这里的obj字段里存储的一定是一个sds。有关robj的详情可以参见系列文章的第三篇：《Redis内部数据结构详解(3)——robj》。这样做的目的应该是为了方便在查找的时候对数据进行字典序的比较，而且，skiplist里的数据部分是数字的可能性也比较小。

• score字段是数据对应的分数。

• backward字段是指向链表前一个节点的指针（前向指针）。节点只有1个前向指针，所以只有第1层链表是一个双向链表。

• level[]存放指向各层链表后一个节点的指针（后向指针）。每层对应1个后向指针，用forward字段表示。另外，每个后向指针还对应了一个span值，它表示当前的指针跨越了多少个节点。span用于计算元素排名(rank)，这正是前面我们提到的Redis对于skiplist所做的一个扩展。需要注意的是，level[]是一个柔性数组（flexible array member），因此它占用的内存不在zskiplistNode结构里面，而需要插入节点的时候单独为它分配。也正因为如此，skiplist的每个节点所包含的指针数目才是不固定的，我们前面分析过的结论——skiplist每个节点包含的指针数目平均为1/(1-p)——才能有意义。

• zskiplist定义了真正的skiplist结构，它包含：

  • 头指针header和尾指针tail。
  • 链表长度length，即链表包含的节点总数。注意，新创建的skiplist包含一个空的头指针，这个头指针不包含在length计数中。
  • level表示skiplist的总层数，即所有节点层数的最大值。

下图以前面插入的代数课成绩表为例，展示了Redis中一个skiplist的可能结构：

注意：图中前向指针上面括号中的数字，表示对应的span的值。即当前指针跨越了多少个节点，这个计数不包括指针的起点节点，但包括指针的终点节点。

假设我们在这个skiplist中查找score=89.0的元素（即Bob的成绩数据），在查找路径中，我们会跨域图中标红的指针，这些指针上面的span值累加起来，就得到了Bob的排名(2+2+1)-1=4（减1是因为rank值以0起始）。需要注意这里算的是从小到大的排名，而如果要算从大到小的排名，只需要用skiplist长度减去查找路径上的span累加值，即6-(2+2+1)=1。

可见，在查找skiplist的过程中，通过累加span值的方式，我们就能很容易算出排名。相反，如果指定排名来查找数据（类似zrange和zrevrange那样），也可以不断累加span并时刻保持累加值不超过指定的排名，通过这种方式就能得到一条O(log n)的查找路径。

Redis中的sorted set
我们前面提到过，Redis中的sorted set，是在skiplist, dict和ziplist基础上构建起来的:

• 当数据较少时，sorted set是由一个ziplist来实现的。
• 当数据多的时候，sorted set是由一个叫zset的数据结构来实现的，这个zset包含一个dict + 一个skiplist。dict用来查询数据到分数(score)的对应关系，而skiplist用来根据分数查询数据（可能是范围查找）。

在这里我们先来讨论一下前一种情况——基于ziplist实现的sorted set。在本系列前面关于ziplist的文章里，我们介绍过，ziplist就是由很多数据项组成的一大块连续内存。由于sorted set的每一项元素都由数据和score组成，因此，当使用zadd命令插入一个(数据, score)对的时候，底层在相应的ziplist上就插入两个数据项：数据在前，score在后。

ziplist的主要优点是节省内存，但它上面的查找操作只能按顺序查找（可以正序也可以倒序）。因此，sorted set的各个查询操作，就是在ziplist上从前向后（或从后向前）一步步查找，每一步前进两个数据项，跨域一个(数据, score)对。

随着数据的插入，sorted set底层的这个ziplist就可能会转成zset的实现（转换过程详见t_zset.c的zsetConvert）。那么到底插入多少才会转呢？

zset-max-ziplist-entries 128
zset-max-ziplist-value 64

这个配置的意思是说，在如下两个条件之一满足的时候，ziplist会转成zset（具体的触发条件参见t_zset.c中的zaddGenericCommand相关代码）：

• 当sorted set中的元素个数，即(数据, score)对的数目超过128的时候，也就是ziplist数据项超过256的时候。
• 当sorted set中插入的任意一个数据的长度超过了64的时候。
  最后，zset结构的代码定义如下：

typedef struct zset {
    dict *dict;
    zskiplist *zsl;
} zse

hashtable

redis内部使用dict数据结构实现hashtable功能。dict是一个用于维护key和value映射关系的数据结构，与很多语言中的Map或dictionary类似。Redis的一个database中所有key到value的映射，就是使用一个dict来维护的。不过，这只是它在Redis中的一个用途而已，它在Redis中被使用的地方还有很多。比如，一个Redis hash结构，当它的field较多时，便会采用dict来存储。再比如，Redis配合使用dict和skiplist来共同维护一个sorted set。这些细节我们后面再讨论，在本文中，我们集中精力讨论dict本身的实现。

dict本质上是为了解决算法中的查找问题（Searching），一般查找问题的解法分为两个大类：一个是基于各种平衡树，一个是基于哈希表。我们平常使用的各种Map或dictionary，大都是基于哈希表实现的。在不要求数据有序存储，且能保持较低的哈希值冲突概率的前提下，基于哈希表的查找性能能做到非常高效，接近O(1)，而且实现简单。

在Redis中，dict也是一个基于哈希表的算法。和传统的哈希算法类似，它采用某个哈希函数从key计算得到在哈希表中的位置，采用拉链法解决冲突，并在装载因子（load factor）超过预定值时自动扩展内存，引发重哈希（rehashing）。Redis的dict实现最显著的一个特点，就在于它的重哈希。它采用了一种称为增量式重哈希（incremental rehashing）的方法，在需要扩展内存时避免一次性对所有key进行重哈希，而是将重哈希操作分散到对于dict的各个增删改查的操作中去。这种方法能做到每次只对一小部分key进行重哈希，而每次重哈希之间不影响dict的操作。dict之所以这样设计，是为了避免重哈希期间单个请求的响应时间剧烈增加，这与前面提到的“快速响应时间”的设计原则是相符的。

dict的数据结构定义

为了实现增量式重哈希（incremental rehashing），dict的数据结构里包含两个哈希表。在重哈希期间，数据从第一个哈希表向第二个哈希表迁移。

dict的C代码定义如下（出自Redis源码dict.h）：

typedef struct dictEntry {
    void *key;
    union {
        void *val;
        uint64_t u64;
        int64_t s64;
        double d;
    } v;
    struct dictEntry *next;
} dictEntry;

typedef struct dictType {
    unsigned int (*hashFunction)(const void *key);
    void *(*keyDup)(void *privdata, const void *key);
    void *(*valDup)(void *privdata, const void *obj);
    int (*keyCompare)(void *privdata, const void *key1, const void *key2);
    void (*keyDestructor)(void *privdata, void *key);
    void (*valDestructor)(void *privdata, void *obj);
} dictType;

/* This is our hash table structure. Every dictionary has two of this as we
 * implement incremental rehashing, for the old to the new table. */
typedef struct dictht {
    dictEntry **table;
    unsigned long size;
    unsigned long sizemask;
    unsigned long used;
} dictht;

typedef struct dict {
    dictType *type;
    void *privdata;
    dictht ht[2];
    long rehashidx; /* rehashing not in progress if rehashidx == -1 */
    int iterators; /* number of iterators currently running */
} dict;

为了能更清楚地展示dict的数据结构定义，我们用一张结构图来表示它。如下。

结合上面的代码和结构图，可以很清楚地看出dict的结构。一个dict由如下若干项组成：

• 一个指向dictType结构的指针（type）。它通过自定义的方式使得dict的key和value能够存储任何类型的数据。
• 一个私有数据指针（privdata）。由调用者在创建dict的时候传进来。
• 两个哈希表（ht[2]）。只有在重哈希的过程中，ht[0]和ht[1]才都有效。而在平常情况下，只有ht[0]有效，ht[1]里面没有任何数据。上图表示的就是重哈希进行到中间某一步时的情况。
• 当前重哈希索引（rehashidx）。如果rehashidx = -1，表示当前没有在重哈希过程中；否则，表示当前正在进行重哈希，且它的值记录了当前重哈希进行到哪一步了。
• 当前正在进行遍历的iterator的个数。这不是我们现在讨论的重点，暂时忽略。

dictType结构包含若干函数指针，用于dict的调用者对涉及key和value的各种操作进行自定义。这些操作包含：

• hashFunction，对key进行哈希值计算的哈希算法。
• keyDup和valDup，分别定义key和value的拷贝函数，用于在需要的时候对key和value进行深拷贝，而不仅仅是传递对象指针。
• keyCompare，定义两个key的比较操作，在根据key进行查找时会用到。
• keyDestructor和valDestructor，分别定义对key和value的析构函数。

私有数据指针（privdata）就是在dictType的某些操作被调用时会传回给调用者。

需要详细察看的是dictht结构。它定义一个哈希表的结构，由如下若干项组成：

• 一个dictEntry指针数组（table）。key的哈希值最终映射到这个数组的某个位置上（对应一个bucket）。如果多个key映射到同一个位置，就发生了冲突，那么就拉出一个dictEntry链表。
• size：标识dictEntry指针数组的长度。它总是2的指数。
• sizemask：用于将哈希值映射到table的位置索引。它的值等于(size-1)，比如7, 15, 31, 63，等等，也就是用二进制表示的各个bit全1的数字。每个key先经过hashFunction计算得到一个哈希值，然后计算(哈希值 & sizemask)得到在table上的位置。相当于计算取余(哈希值 % size)。
• used：记录dict中现有的数据个数。它与size的比值就是装载因子（load factor）。这个比值越大，哈希值冲突概率越高。

dictEntry结构中包含k, v和指向链表下一项的next指针。k是void指针，这意味着它可以指向任何类型。v是个union，当它的值是uint64_t、int64_t或double类型时，就不再需要额外的存储，这有利于减少内存碎片。当然，v也可以是void指针，以便能存储任何类型的数据。

dict的创建（dictCreate）

dict *dictCreate(dictType *type,
        void *privDataPtr)
{
    dict *d = zmalloc(sizeof(*d));

    _dictInit(d,type,privDataPtr);
    return d;
}

int _dictInit(dict *d, dictType *type,
        void *privDataPtr)
{
    _dictReset(&d->ht[0]);
    _dictReset(&d->ht[1]);
    d->type = type;
    d->privdata = privDataPtr;
    d->rehashidx = -1;
    d->iterators = 0;
    return DICT_OK;
}

static void _dictReset(dictht *ht)
{
    ht->table = NULL;
    ht->size = 0;
    ht->sizemask = 0;
    ht->used = 0;
}

dictCreate为dict的数据结构分配空间并为各个变量赋初值。其中两个哈希表ht[0]和ht[1]起始都没有分配空间，table指针都赋为NULL。这意味着要等第一个数据插入时才会真正分配空间。

dict的查找（dictFind）

#define dictIsRehashing(d) ((d)->rehashidx != -1)

dictEntry *dictFind(dict *d, const void *key)
{
    dictEntry *he;
    unsigned int h, idx, table;

    if (d->ht[0].used + d->ht[1].used == 0) return NULL; /* dict is empty */
    if (dictIsRehashing(d)) _dictRehashStep(d);
    h = dictHashKey(d, key);
    for (table = 0; table <= 1; table++) {
        idx = h & d->ht[table].sizemask;
        he = d->ht[table].table[idx];
        while(he) {
            if (key==he->key || dictCompareKeys(d, key, he->key))
                return he;
            he = he->next;
        }
        if (!dictIsRehashing(d)) return NULL;
    }
    return NULL;
}

上述dictFind的源码，根据dict当前是否正在重哈希，依次做了这么几件事：

• 如果当前正在进行重哈希，那么将重哈希过程向前推进一步（即调用_dictRehashStep）。实际上，除了查找，插入和删除也都会触发这一动作。这就将重哈希过程分散到各个查找、插入和删除操作中去了，而不是集中在某一个操作中一次性做完。
• 计算key的哈希值（调用dictHashKey，里面的实现会调用前面提到的hashFunction）。
• 先在第一个哈希表ht[0]上进行查找。在table数组上定位到哈希值对应的位置（如前所述，通过哈希值与sizemask进行按位与），然后在对应的dictEntry链表上进行查找。查找的时候需要对key进行比较，这时候调用dictCompareKeys，它里面的实现会调用到前面提到的keyCompare。如果找到就返回该项。否则，进行下一步。
• 判断当前是否在重哈希，如果没有，那么在ht[0]上的查找结果就是最终结果（没找到，返回NULL）。否则，在ht[1]上进行查找（过程与上一步相同）。

下面我们有必要看一下增量式重哈希的_dictRehashStep的实现。

static void _dictRehashStep(dict *d) {
    if (d->iterators == 0) dictRehash(d,1);
}

int dictRehash(dict *d, int n) {
    int empty_visits = n*10; /* Max number of empty buckets to visit. */
    if (!dictIsRehashing(d)) return 0;

    while(n-- && d->ht[0].used != 0) {
        dictEntry *de, *nextde;

        /* Note that rehashidx can't overflow as we are sure there are more
         * elements because ht[0].used != 0 */
        assert(d->ht[0].size > (unsigned long)d->rehashidx);
        while(d->ht[0].table[d->rehashidx] == NULL) {
            d->rehashidx++;
            if (--empty_visits == 0) return 1;
        }
        de = d->ht[0].table[d->rehashidx];
        /* Move all the keys in this bucket from the old to the new hash HT */
        while(de) {
            unsigned int h;

            nextde = de->next;
            /* Get the index in the new hash table */
            h = dictHashKey(d, de->key) & d->ht[1].sizemask;
            de->next = d->ht[1].table[h];
            d->ht[1].table[h] = de;
            d->ht[0].used--;
            d->ht[1].used++;
            de = nextde;
        }
        d->ht[0].table[d->rehashidx] = NULL;
        d->rehashidx++;
    }

    /* Check if we already rehashed the whole table... */
    if (d->ht[0].used == 0) {
        zfree(d->ht[0].table);
        d->ht[0] = d->ht[1];
        _dictReset(&d->ht[1]);
        d->rehashidx = -1;
        return 0;
    }

    /* More to rehash... */
    return 1;
}

dictRehash每次将重哈希至少向前推进n步（除非不到n步整个重哈希就结束了），每一步都将ht[0]上某一个bucket（即一个dictEntry链表）上的每一个dictEntry移动到ht[1]上，它在ht[1]上的新位置根据ht[1]的sizemask进行重新计算。rehashidx记录了当前尚未迁移（有待迁移）的ht[0]的bucket位置。

如果dictRehash被调用的时候，rehashidx指向的bucket里一个dictEntry也没有，那么它就没有可迁移的数据。这时它尝试在ht[0].table数组中不断向后遍历，直到找到下一个存有数据的bucket位置。

最后，如果ht[0]上的数据都迁移到ht[1]上了（即d->ht[0].used == 0），那么整个重哈希结束，ht[0]变成ht[1]的内容，而ht[1]重置为空。

根据以上对于重哈希过程的分析，我们容易看出，本文前面的dict结构图中所展示的正是rehashidx=2时的情况，前面两个bucket（ht[0].table[0]和ht[0].table[1]）都已经迁移到ht[1]上去了。

dict的插入（dictAdd和dictReplace）

dictAdd插入新的一对key和value，如果key已经存在，则插入失败。

dictReplace也是插入一对key和value，不过在key存在的时候，它会更新value

int dictAdd(dict *d, void *key, void *val)
{
    dictEntry *entry = dictAddRaw(d,key);

    if (!entry) return DICT_ERR;
    dictSetVal(d, entry, val);
    return DICT_OK;
}

dictEntry *dictAddRaw(dict *d, void *key)
{
    int index;
    dictEntry *entry;
    dictht *ht;

    if (dictIsRehashing(d)) _dictRehashStep(d);

    /* Get the index of the new element, or -1 if
     * the element already exists. */
    if ((index = _dictKeyIndex(d, key)) == -1)
        return NULL;

    /* Allocate the memory and store the new entry.
     * Insert the element in top, with the assumption that in a database
     * system it is more likely that recently added entries are accessed
     * more frequently. */
    ht = dictIsRehashing(d) ? &d->ht[1] : &d->ht[0];
    entry = zmalloc(sizeof(*entry));
    entry->next = ht->table[index];
    ht->table[index] = entry;
    ht->used++;

    /* Set the hash entry fields. */
    dictSetKey(d, entry, key);
    return entry;
}

static int _dictKeyIndex(dict *d, const void *key)
{
    unsigned int h, idx, table;
    dictEntry *he;

    /* Expand the hash table if needed */
    if (_dictExpandIfNeeded(d) == DICT_ERR)
        return -1;
    /* Compute the key hash value */
    h = dictHashKey(d, key);
    for (table = 0; table <= 1; table++) {
        idx = h & d->ht[table].sizemask;
        /* Search if this slot does not already contain the given key */
        he = d->ht[table].table[idx];
        while(he) {
            if (key==he->key || dictCompareKeys(d, key, he->key))
                return -1;
            he = he->next;
        }
        if (!dictIsRehashing(d)) break;
    }
    return idx;
}

以上是dictAdd的关键实现代码。我们主要需要注意以下几点：

• 它也会触发推进一步重哈希（_dictRehashStep）。
• 如果正在重哈希中，它会把数据插入到ht[1]；否则插入到ht[0]。
• 在对应的bucket中插入数据的时候，总是插入到dictEntry的头部。因为新数据接下来被访问的概率可能比较高，这样再次查找它时就比较次数较少。
• _dictKeyIndex在dict中寻找插入位置。如果不在重哈希过程中，它只查找ht[0]；否则查找ht[0]和ht[1]。
• _dictKeyIndex可能触发dict内存扩展（_dictExpandIfNeeded，它将哈希表长度扩展为原来两倍，具体请参考dict.c中源码）。

dictReplace在dictAdd基础上实现，如下：

int dictReplace(dict *d, void *key, void *val)
{
    dictEntry *entry, auxentry;

    /* Try to add the element. If the key
     * does not exists dictAdd will suceed. */
    if (dictAdd(d, key, val) == DICT_OK)
        return 1;
    /* It already exists, get the entry */
    entry = dictFind(d, key);
    /* Set the new value and free the old one. Note that it is important
     * to do that in this order, as the value may just be exactly the same
     * as the previous one. In this context, think to reference counting,
     * you want to increment (set), and then decrement (free), and not the
     * reverse. */
    auxentry = *entry;
    dictSetVal(d, entry, val);
    dictFreeVal(d, &auxentry);
    return 0;
}

在key已经存在的情况下，dictReplace会同时调用dictAdd和dictFind，这其实相当于两次查找过程。这里Redis的代码不够优化。

dict的删除（dictDelete）
dictDelete的源码这里忽略，具体请参考dict.c。需要稍加注意的是：

• dictDelete也会触发推进一步重哈希（_dictRehashStep）
• 如果当前不在重哈希过程中，它只在ht[0]中查找要删除的key；否则ht[0]和ht[1]它都要查找。
• 删除成功后会调用key和value的析构函数（keyDestructor和valDestructor）。

intset

当set中添加的元素都是整型且元素数目较少时，set使用intset作为底层数据结构，否则，set使用dict作为底层数据结构:

• 1.Set集合中必须是64位有符号的十进制整型；
• 2.元素个数不能超过set-max-intset-entries配置，默认512

# Sets have a special encoding in just one case: when a set is composed
# of just strings that happen to be integers in radix 10 in the range
# of 64 bit signed integers.
# The following configuration setting sets the limit in the size of the
# set in order to use this special memory saving encoding.
set-max-intset-entries 512

那么intset编码到底是个什么东西呢？看它的源码定义如下，很明显，就是整型数组，并且是一个有序的整型数组。它在内存分配上与ziplist有些类似，是连续的一整块内存空间，而且对于大整数和小整数采取了不同的编码，尽量对内存的使用进行了优化。这样的数据结构，如果执行SISMEMBER命令，即查看某个元素是否在集合中时，事实上使用的是二分查找法：

typedef struct intset {
    uint32_t encoding;
    uint32_t length;
    int8_t contents[];
} intset;

// intset编码查找方法源码（人为简化），标准的二分查找法：
static uint8_t intsetSearch(intset *is, int64_t value, uint32_t *pos) {
    int min = 0, max = intrev32ifbe(is->length)-1, mid = -1;
    int64_t cur = -1;

    while(max >= min) {
        mid = ((unsigned int)min + (unsigned int)max) >> 1;
        cur = _intsetGet(is,mid);
        if (value > cur) {
            min = mid+1;
        } else if (value < cur) {
            max = mid-1;
        } else {
            break;
        }
    }

    if (value == cur) {
        if (pos) *pos = mid;
        return 1;
    } else {
        if (pos) *pos = min;
        return 0;
    }
}

#define INTSET_ENC_INT16 (sizeof(int16_t))
#define INTSET_ENC_INT32 (sizeof(int32_t))
#define INTSET_ENC_INT64 (sizeof(int64_t))

各个字段含义如下：

• encoding: 数据编码，表示intset中的每个数据元素用几个字节来存储。它有三种可能的取值：INTSET_ENC_INT16表示每个元素用2个字节存储，INTSET_ENC_INT32表示每个元素用4个字节存储，INTSET_ENC_INT64表示每个元素用8个字节存储。因此，intset中存储的整数最多只能占用64bit。
• length: 表示intset中的元素个数。encoding和length两个字段构成了intset的头部（header）。
• contents: 是一个柔性数组（flexible array member），表示intset的header后面紧跟着数据元素。这个数组的总长度（即总字节数）等于encoding * length。柔性数组在Redis的很多数据结构的定义中都出现过（例如sds, quicklist, skiplist），用于表达一个偏移量。contents需要单独为其分配空间，这部分内存不包含在intset结构当中。

其中需要注意的是，intset可能会随着数据的添加而改变它的数据编码：

• 最开始，新创建的intset使用占内存最小的INTSET_ENC_INT16（值为2）作为数据编码。
• 每添加一个新元素，则根据元素大小决定是否对数据编码进行升级。

下图给出了一个添加数据的具体例子

在上图中：

• 新创建的intset只有一个header，总共8个字节。其中encoding = 2, length = 0。

• 添加13, 5两个元素之后，因为它们是比较小的整数，都能使用2个字节表示，所以encoding不变，值还是2。

• 当添加32768的时候，它不再能用2个字节来表示了（2个字节能表达的数据范围是-215~215-1，而32768等于215，超出范围了），因此encoding必须升级到INTSET_ENC_INT32（值为4），即用4个字节表示一个元素。

• 在添加每个元素的过程中，intset始终保持从小到大有序。

• 与ziplist类似，intset也是按小端（little endian）模式存储的（参见维基百科词条Endianness）。比如，在上图中intset添加完所有数据之后，表示encoding字段的4个字节应该解释成0x00000004，而第5个数据应该解释成0x000186A0 = 100000。

intset与ziplist相比：

• ziplist可以存储任意二进制串，而intset只能存储整数。
• ziplist是无序的，而intset是从小到大有序的。因此，在ziplist上查找只能遍历，而在intset上可以进行二分查找，性能更高。
• ziplist可以对每个数据项进行不同的变长编码（每个数据项前面都有数据长度字段len），而intset只能整体使用一个统一的编码（encoding）。

参考

https://www.jianshu.com/p/872cd13015a8
https://mp.weixin.qq.com/s/GLqZf-0sLQ7nnJ8Xb9oVZQ
http://zhangtielei.com/posts/blog-redis-skiplist.html
http://zhangtielei.com/posts/blog-redis-dict.html
http://zhangtielei.com/posts/blog-redis-intset.html