建表：必須給出schema
型別：位元組寬度
存：傾向於行級儲存如果表有索引：
增刪改查變慢；
查詢速度
1.1個或者少量的查詢依然很快
2.併發大的時候會受到硬碟頻寬影響速度
相同：都是key---value的形式
不同：memcached沒有型別的概念，redis有型別的區分
1.epoll(預設主要)
2.select/poll
3.kqueue
epoll 沒有最大併發連線的限制，上限是最大可以開啟檔案的數目，這個數字一般遠大於 2048,
一般來說這個數目和系統記憶體關係很大
，具體數目可以 cat /proc/sys/fs/file-max 察看。
效率提公升， epoll 最大的優點就在於它
只管你「活躍」的連線
，而跟連線總數無關，因此在實際的網路環境中， epoll 的效率就會遠遠高於 select 和 poll 。
記憶體拷貝， epoll 在這點上使用了「
共享記憶體
」，這個記憶體拷貝也省略了。
select：能開啟的檔案描述符個數有限（最多1024個），如果有1k請求，使用者程序每次要把1k個檔案描述符傳送給核心，核心在內部輪詢後將可讀描述符返回，使用者程序再依次讀取。因為檔案描述符（fd）相關資料需要在使用者態和核心態之間拷來拷去，所以效能還是比較低；
poll：可開啟的檔案描述符數量提高，因為用鍊錶儲存，但效能仍然不夠，和select一樣資料需要在使用者態和核心態拷來拷去；
3. epoll（linux下多為技術）：使用者態和核心態之間不用檔案描述符（fd）的拷貝，而是通過mmap技術實現開闢共享空間，所有fd用紅黑樹儲存，有返回結果的fd放在鏈結中，使用者程序通過鍊錶讀取返回結果，偽非同步i/o，效能較高。epoll分為水平觸發和邊緣觸發這兩種模式，et是邊緣觸發，lt是水平觸發，乙個表示只有在變化的邊際觸發，乙個表示在某個階段都會觸發；
1： int epoll_create(int size);
2： int epoll_ctl(int epfd, int op, int fd, struct epoll_event *event );
控制某個 epoll 檔案描述符上的事件：註冊、修改、刪除。引數說明：
epfd 是 epoll_create() 建立 epoll 專用的檔案描述符。相對於 select 模型中的 fd_set 和 fd_clr 巨集;
op就是你要把當前這個套介面fd如何設定到epfd上邊去，一般由epoll提供的三個巨集指定：epoll_ctl_add，epoll_ctl_del，epoll_ctl_mod。
fd: 當事件發生時操作的目標套介面。
event指標就是你要給這個套介面fd繫結什麼事件。
3： int epoll_wait(int epfd,struct epoll_event * events,int maxevents,int timeout);
等待 i/o 事件的發生；引數說明：
epfd: 由 epoll_create() 生成的 epoll 專用的檔案描述符；
epoll_event: 用於回傳代處理事件的陣列；
maxevents: 返回的最大事件數；
timeout: 等待 i/o 事件發生的超時值（毫秒）；
epoll_wait返回觸發的事件數。
9.epoll的lt和et模式的區別
lt模式：epoll就是乙個快速版poll，可讀可寫就緒條件和傳統poll一致
et模式：為了避免starvation，建議
1）檔案描述符設定為非阻塞
2）只在read或write返回eagain後，才能呼叫下一次epoll_wait
3）應用層維護乙個就緒鍊錶，進行輪詢，可以防止大量io時在乙個描述符上長期read或write（因為只有等到read
或 write返回eagain後才表示該描述符處理完畢）而令其它描述符starve
理解et的含義後，上面那些操作其實都是顯然的。以wirte為例說明，lt時只要有一定範圍的空閒寫快取區，每次epoll_wait都是可寫條件就 緒，但是et時從第一次可寫就緒後，epoll_wait不再得到該描述符可寫就緒通知直到程式使描述符變為非可寫就緒（比如write收到 eagain）後，epoll_wait才可能繼續收到可寫就緒通知（比如有空閒可寫快取）
其實et相對於lt來說，把檔案描述符狀態跟蹤的部分責任由核心空間推到使用者空間，核心只關心狀態切換即從未就緒到就緒切換時才通知使用者，至於保持就緒 狀態的，核心不再通知使用者，這樣在實現非阻塞模型時更方便，不需要每次操作都先檢視檔案描述符狀態。上述多數內容取自man epoll
rdb會要是用fork()建立乙個子程序，子程序記錄的是建立時間節點的資料。
copy on write: 寫時複製
在fork子程序的時候，只拷貝指標，並不發生記憶體的複製。
只有當其中的某乙個程序試圖對該區域進行寫操作時，核心就會在物理儲存器中為子程序開闢乙個新的物理頁面,將需要寫的區域將父程序的內容複製乙份給子程序，然後對新的物理頁面進行寫操作。
這時就是實現了對不同程序的操作而不會產生影響其他的程序，同時也節省了很多的物理儲存器。
並且根據經驗來看，不可能父子程序將所有資料都改一遍。下圖redis也用了這個機制，而且redis的子程序不會去修改資料：
redis呼叫fork,現在有了子程序和父程序。
父程序繼續處理client請求，子程序負責將記憶體內容寫入到臨時檔案。由於os的寫時複製機制（copy on write)父子程序會共享相同的物理頁面，當父程序處理寫請求時os會為父程序要修改的頁面建立副本，而不是寫共享的頁面。所以子程序的位址空間內的資料是fork時刻整個資料庫的乙個快照。
當子程序將快照寫入臨時檔案完畢後，用臨時檔案替換原來的快照檔案，然後子程序退出（fork乙個程序入內在也被複製了，即記憶體會是原來的兩倍）。
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