RocketMQ是一款分布式、队列模型的消息中间件，具有以下特点：
能够保证严格的消息顺序
提供丰富的消息拉取模式
高效的订阅者水平扩展能力
实时的消息订阅机制
亿级消息堆积能力
RocketMQ网络部署特
（1）NameServer是一个几乎无状态的节点，可集群部署，节点之间无任何信息同步
（2）Broker部署相对复杂，Broker氛围Master与Slave，一个Master可以对应多个Slaver，但是一个Slaver只能对应一个Master，Master与Slaver的对应关系通过指定相同的BrokerName，不同的BrokerId来定义，BrokerId为0表示Master，非0表示Slaver。Master可以部署多个。每个Broker与NameServer集群中的所有节点建立长连接，定时注册Topic信息到所有的NameServer
（3）Producer与NameServer集群中的其中一个节点（随机选择）建立长连接，定期从NameServer取Topic路由信息，并向提供Topic服务的Master建立长连接，且定时向Master发送心跳。Produce完全无状态，可集群部署
（4）Consumer与NameServer集群中的其中一个节点（随机选择）建立长连接，定期从NameServer取Topic路由信息，并向提供Topic服务的Master、Slaver建立长连接，且定时向Master、Slaver发送心跳。Consumer即可从Master订阅消息，也可以从Slave订阅消息，订阅规则由Broker配置决定
RocketMQ储存特点
（1）零拷贝原理：Consumer消费消息过程，使用了零拷贝，零拷贝包括一下2中方式，RocketMQ使用第一种方式，因小块数据传输的要求效果比sendfile方式好
a )使用mmap+write方式
优点：即使频繁调用，使用小文件块传输，效率也很高
缺点：不能很好的利用DMA方式，会比sendfile多消耗CPU资源，内存安全性控制复杂，需要避免JVM Crash问题
b）使用sendfile方式
优点：可以利用DMA方式，消耗CPU资源少，大块文件传输效率高，无内存安全新问题
缺点：小块文件效率低于mmap方式，只能是BIO方式传输，不能使用NIO
（2）数据存储结构
RocketMQ关键特性
1.单机支持1W以上的持久化队
（1）所有数据单独储存到commit Log ，完全顺序写，随机读
（2）对最终用户展现的队列实际只储存消息在Commit Log 的位置信息，并且串行方式刷盘
这样做的好处：
（1）队列轻量化，单个队列数据量非常少
（2）对磁盘的访问串行话，避免磁盘竞争，不会因为队列增加导致IOWait增高
每个方案都有优缺点，他的缺点是：
（1）写虽然是顺序写，但是读却变成了随机读
（2）读一条消息，会先读Consume Queue，再读Commit Log，增加了开销
（3）要保证Commit Log 与 Consume Queue完全的一致，增加了编程的复杂度
以上缺点如何客服：
（1）随机读，尽可能让读命中pagecache，减少IO操作，所以内存越大越好。如果系统中堆积的消息过多，读数据要访问硬盘会不会由于随机读导致系统性能急剧下降，答案是否定的。
a）访问pagecache时，即使只访问1K的消息，系统也会提前预读出更多的数据，在下次读时就可能命中pagecache
b）随机访问Commit Log 磁盘数据，系统IO调度算法设置为NOOP方式，会在一定程度上将完全的随机读变成顺序跳跃方式，而顺序跳跃方式读较完全的随机读性能高5倍
（2）由于Consume Queue存储数量极少，而且顺序读，在pagecache的与读取情况下，Consume Queue的读性能与内存几乎一直，即使堆积情况下。所以可以认为Consume Queue完全不会阻碍读性能
（3）Commit Log中存储了所有的元信息，包含消息体，类似于MySQl、Oracle的redolog，所以只要有Commit Log存在， Consume Queue即使丢失数据，仍可以恢复出来
2.刷盘策略
rocketmq中的所有消息都是持久化的，先写入系统pagecache，然后刷盘，可以保证内存与磁盘都有一份数据，访问时，可以直接从内存读取
2.1异步刷盘
在有 RAID 卡， SAS 15000 转磁盘测试顺序写文件，速度可以达到 300M 每秒左右，而线上的网卡一般都为千兆网卡，写磁盘速度明显快于数据网络入口速度，那么是否可以做到写完 内存就向用户返回，由后台线程刷盘呢？
(1). 由于磁盘速度大于网卡速度，那么刷盘的进度肯定可以跟上消息的写入速度。
(2). 万一由于此时系统压力过大，可能堆积消息，除了写入 IO，还有读取 IO，万一出现磁盘读取落后情况，会不会导致系统内存溢出，答案是否定的，原因如下：
a) 写入消息到 PAGECACHE 时，如果内存不足，则尝试丢弃干净的 PAGE，腾出内存供新消息使用，策略是 LRU 方式。
b) 如果干净页不足，此时写入 PAGECACHE 会被阻塞，系统尝试刷盘部分数据，大约每次尝试 32 个 PAGE，来找出更多干净 PAGE。
综上，内存溢出的情况不会出现
2.2同步刷盘：
同步刷盘与异步刷盘的唯一区别是异步刷盘写完 PAGECACHE 直接返回，而同步刷盘需要等待刷盘完成才返回，同步刷盘流程如下：
（1）写入 PAGECACHE 后，线程等待，通知刷盘线程刷盘。
（2）刷盘线程刷盘后，唤醒前端等待线程，可能是一批线程。
（3）前端等待线程向用户返回成功。
3.消息查询
3.1按照MessageId查询消息
MsgId总共16个字节，包含消息储存主机地址，消息Commit Log Offset。从MsgId中解析出Broker的地址和Commit Log 偏移地址，然后按照存储格式所在位置消息buffer解析成一个完整消息
3.2按照Message Key查询消息
1.根据查询的key的hashcode%slotNum得到具体的槽位置 （slotNum是一个索引文件里面包含的最大槽目数目，例如图中所示slotNum=500W）
2.根据slotValue（slot对应位置的值）查找到索引项列表的最后一项（倒序排列，slotValue总是指向最新的一个索引项）
3.遍历索引项列表返回查询时间范围内的结果集（默认一次最大返回的32条记录）
4.Hash冲突，寻找key的slot位置时相当于执行了两次散列函数，一次key的hash，一次key的hash取值模，因此这里存在两次冲突的情况；第一种，key的hash值不同但模数相同，此时查询的时候会在比较第一次key的hash值（每个索引项保存了key的hash值），过滤掉hash值不想等的情况。第二种，hash值相等key不想等，出于性能的考虑冲突的检测放到客户端处理（key的原始值是存储在消息文件中的，避免对数据文件的解析），客户端比较一次消息体的key是否相同
5.存储，为了节省空间索引项中存储的时间是时间差值（存储时间——开始时间，开始时间存储在索引文件头中），整个索引文件是定长的，结构也是固定的
4.服务器消息过滤
RocketMQ的消息过滤方式有别于其他的消息中间件，是在订阅时，再做过滤，先来看下Consume Queue存储结构
1.在Broker端进行Message Tag比较，先遍历Consume Queue，如果存储的Message Tag与订阅的Message Tag不符合，则跳过，继续比对下一个，符合则传输给Consumer。注意Message Tag是字符串形式，Consume Queue中存储的是其对应的hashcode，比对时也是比对hashcode
2.Consumer收到过滤消息后，同样也要执行在broker端的操作，但是比对的是真实的Message Tag字符串，而不是hashcode
为什么过滤要这么做？
1.Message Tag存储hashcode，是为了在Consume Queue定长方式存储，节约空间
2.过滤过程中不会访问Commit Log 数据，可以保证堆积情况下也能高效过滤
3.即使存在hash冲突，也可以在Consumer端进行修正，保证万无一失
5.单个JVM进程也能利用机器超大内存
1.Producer发送消息，消息从socket进入java 堆
2.Producer发送消息，消息从java堆进入pagecache，物理内存
3.Producer发送消息，由异步线程刷盘，消息从pagecache刷入磁盘
4.Consumer拉消息（正常消费），消息直接从pagecache（数据在物理内存）转入socket，到达Consumer，不经过java堆。这种消费场景最多，线上96G物理内存，按照1K消息算，可以物理缓存1亿条消息
5.Consumer拉消息（异常消费），消息直接从pagecache转入socket
6.Consumer拉消息（异常消费），由于socket访问了虚拟内存，产生缺页中断，此时会产生磁盘IO，从磁盘Load消息到pagecache，然后直接从socket发出去
7.同5
8.同6
6.消息堆积问题解决办法
1 消息的堆积容量、依赖磁盘大小
2 发消息的吞吐量大小受影响程度、无Slave情况，会受一定影响、有Slave情况，不受影响
3 正常消费的Consumer是否会受影响、无Slave情况，会受一定影响、有Slave情况，不受影响
4 访问堆积在磁盘的消息时，吞吐量有多大、与访问的并发有关，最终会降到5000左右
在有Slave情况下，Master一旦发现Consumer访问堆积在磁盘的数据时，回想Consumer下达一个重定向指令，令Consumer从Slave拉取数据，这样正常的发消息与正常的消费不会因为堆积受影响，因为系统将堆积场景与非堆积场景分割在了两个不同的节点处理。这里会产生一个问题，Slave会不会写性能下降，答案是否定的。因为Slave的消息写入只追求吞吐量，不追求实时性，只要整体的吞吐量高就行了，而Slave每次都是从Master拉取一批数据，如1M，这种批量顺序写入方式使堆积情况，整体吞吐量影响相对较小，只是写入RT会变长。
服务端安装部署
我是在虚拟机中的CentOS6.5中进行部署。
1.下载程序
2.tar -xvf alibaba-rocketmq-3.0.7.tar.gz 解压到适当的目录如/opt/目录
3.启动RocketMQ：进入rocketmq/bin 目录 执行
4.启动Broker，设置对应的NameServer
编写客户端
可以查看sameple中的quickstart源码 1.Consumer 消息消费者
2.Producer消息生产者
3.首先运行Consumer程序，一直在运行状态接收服务器端推送过来的消息
4.再次运行Producer程序，生成消息并发送到Broker，Producer的日志冲没了，但是可以看到Broker推送到Consumer的一条消息
Consumer最佳实践
1.消费过程要做到幂等（即消费端去重）
RocketMQ无法做到消息重复，所以如果业务对消息重复非常敏感，务必要在业务层面去重，有以下一些方式：
（1）.将消息的唯一键，可以是MsgId，也可以是消息内容中的唯一标识字段，例如订单ID，消费之前判断是否在DB或Tair（全局KV存储）中存在，如果不存在则插入，并消费，否则跳过。（实践过程要考虑原子性问题，判断是否存在可以尝试插入，如果报主键冲突，则插入失败，直接跳过） msgid一定是全局唯一的标识符，但是可能会存在同样的消息有两个不同的msgid的情况（有多种原因），这种情况可能会使业务上重复，建议最好使用消息体中的唯一标识字段去重
（2）.使业务层面的状态机去重
2.批量方式消费
如果业务流程支持批量方式消费，则可以很大程度上的提高吞吐量，可以通过设置Consumer的consumerMessageBatchMaxSize参数，默认是1，即一次消费一条参数
3.跳过非重要的消息
发生消息堆积时，如果消费速度一直跟不上发送速度，可以选择丢弃不重要的消息
如以上代码所示，当某个队列的消息数堆积到 100000 条以上，则尝试丢弃部分或全部消息，这样就可以快速追上发送消息的速度
4.优化没条消息消费过程
举例如下，某条消息的消费过程如下
1、根据消息从 DB 查询数据 1
2、根据消息从 DB 查询数据2
3、复杂的业务计算
4、向 DB 插入数据3
5、向 DB 插入数据 4
这条消息的消费过程与 DB 交互了 4 次，如果按照每次 5ms 计算，那么总共耗时 20ms，假设业务计算耗时 5ms，那么总过耗时 25ms，如果能把 4 次 DB 交互优化为 2 次，那么总耗时就可以优化到 15ms，也就是说总体性能提高了 40%。
对于 Mysql 等 DB，如果部署在磁盘，那么与 DB 进行交互，如果数据没有命中 cache，每次交互的 RT 会直线上升， 如果采用 SSD，则 RT 上升趋势要明显好于磁盘。
个别应用可能会遇到这种情况：在线下压测消费过程中，db 表现非常好，每次 RT 都很短，但是上线运行一段时间，RT 就会变长，消费吞吐量直线下降
主要原因是线下压测时间过短，线上运行一段时间后，cache 命中率下降，那么 RT 就会增加。建议在线下压测时，要测试足够长时间，尽可能模拟线上环境，压测过程中，数据的分布也很重要，数据不同，可能 cache 的命中率也会完全不同
Producer最佳实践
1.发送消息注意事项
（1） 一个应用尽可能用一个 Topic，消息子类型用 tags 来标识，tags 可以由应用自由设置。只有发送消息设置了tags，消费方在订阅消息时，才可以利用 tags 在 broker 做消息过滤。
（2）每个消息在业务层面的唯一标识码，要设置到 keys 字段，方便将来定位消息丢失问题。服务器会为每个消息创建索引（哈希索引），应用可以通过 topic，key 来查询这条消息内容，以及消息被谁消费。由于是哈希索引，请务必保证 key 尽可能唯一，这样可以避免潜在的哈希冲突。
（3）消息发送成功或者失败，要打印消息日志，务必要打印 sendresult 和 key 字段
（4）send 消息方法，只要不抛异常，就代表发送成功。但是发送成功会有多个状态，在 sendResult 里定义
SEND_OK：消息发送成功
FLUSH_DISK_TIMEOUT：消息发送成功，但是服务器刷盘超时，消息已经进入服务器队列，只有此时服务器宕机，消息才会丢失
FLUSH_SLAVE_TIMEOUT：消息发送成功，但是服务器同步到 Slave 时超时，消息已经进入服务器队列，只有此时服务器宕机，消息才会丢失
SLAVE_NOT_AVAILABLE：消息发送成功，但是此时 slave 不可用，消息已经进入服务器队列，只有此时服务器宕机，消息才会丢失。对于精确发送顺序消息的应用，由于顺序消息的局限性，可能会涉及到主备自动切换问题，所以如果sendresult 中的 status 字段不等于 SEND_OK，就应该尝试重试。对于其他应用，则没有必要这样
（5）对于消息不可丢失应用，务必要有消息重发机制
2.消息发送失败处理
Producer 的 send 方法本身支持内部重试，重试逻辑如下：
（1） 至多重试 3 次
（2） 如果发送失败，则轮转到下一个 Broker
（3） 这个方法的总耗时时间不超过 sendMsgTimeout 设置的值，默认 10s所以，如果本身向 broker 发送消息产生超时异常，就不会再做重试
如：
如果调用 send 同步方法发送失败，则尝试将消息存储到 db，由后台线程定时重试，保证消息一定到达 Broker。
上述 db 重试方式为什么没有集成到 MQ 客户端内部做，而是要求应用自己去完成，基于以下几点考虑：
（1）MQ 的客户端设计为无状态模式，方便任意的水平扩展，且对机器资源的消耗仅仅是 cpu、内存、网络
（2）如果 MQ 客户端内部集成一个 KV 存储模块，那么数据只有同步落盘才能较可靠，而同步落盘本身性能开销较大，所以通常会采用异步落盘，又由于应用关闭过程不受 MQ 运维人员控制，可能经常会发生 kill -9 这样暴力方式关闭，造成数据没有及时落盘而丢失
（3）Producer 所在机器的可靠性较低，一般为虚拟机，不适合存储重要数据。 综上，建议重试过程交由应用来控制。
3.选择 oneway 形式发送
一个 RPC 调用，通常是这样一个过程
（1）客户端发送请求到服务器
（2）服务器处理该请求
（3）服务器向客户端返回应答
所以一个 RPC 的耗时时间是上述三个步骤的总和，而某些场景要求耗时非常短，但是对可靠性要求并不高，例如日志收集类应用，此类应用可以采用 oneway 形式调用，oneway 形式只发送请求不等待应答，而发送请求在客户端实现层面仅仅是一个 os 系统调用的开销，即将数据写入客户端的 socket 缓冲区，此过程耗时通常在微秒级。
RocketMQ不止可以直接推送消息，在消费端注册监听器进行监听，还可以由消费端决定自己去拉取数据
刚开始的没有细看PullResult对象，以为拉取到的结果没有MessageExt对象还跑到群里面问别人，犯2了
特别要注意 静态变量offsetTable的作用，拉取的是按照从offset（理解为下标）位置开始拉取，拉取N条，offsetTable记录下次拉取的offset位置。
