以下文章来源于51CTO技术栈 ，作者开心的鱼a1
51CTO技术栈专注于IT技术领域，汇聚技术大咖为您分享开发架构、系统运维、大数据、人工智能等一线技术解析和实践案例等深度干货文章，愿我们一起悦享技术，成就CTO梦想！
今天这篇文章为大家总结下 MQ 应用中的一些疑难杂症。
消息队列有什么优点和缺点?
为什么使用消息队列？假设你的业务场景遇到个技术挑战，如果不用 MQ 可能会很麻烦，但是你用了 MQ 之后会带给你很多好处。
消息队列 MQ 的常见使用场景其实有很多，但是比较核心的有如下三个：
-
解耦
-
异步
-
削峰
解耦：A 系统发送个数据到 BCD 三个系统，接口调用发送，那如果 E 系统也要这个数据呢？那如果 C 系统现在不需要了呢？
现在 A 系统又要发送第二种数据了呢？而且 A 系统要时时刻刻考虑 BCDE 四个系统如果挂了咋办？要不要重发？我要不要把消息存起来？
你需要去考虑一下你负责的系统中是否有类似的场景，就是一个系统或者一个模块，调用了多个系统或者模块，互相之间的调用很复杂，维护起来很麻烦。
但是，这个调用是不需要直接同步调用接口的，如果用 MQ 给他异步化解耦，也是可以的。你就只需要去考虑在你的项目里，是不是可以运用这个 MQ 去进行系统的解耦。
异步：A 系统接收一个请求，需要在自己本地写库，还需要在 BCD 三个系统写库，自己本地写库要 30ms，BCD 三个系统分别写库要 300ms、450ms、200ms。
最终请求总延时是 30 + 300 + 450 + 200 = 980ms，接近 1s，异步后，BCD 三个系统分别写库的时间，A 系统就不再考虑了。
削峰：每天 0 点到 16 点，A 系统风平浪静，每秒并发请求数量就 100 个。结果每次一到 16 点~23 点，每秒并发请求数量突然会暴增到 10000 条。
但是系统最大的处理能力就只能是每秒钟处理 1000 个请求啊。怎么办？需要我们进行流量的削峰，让系统可以平缓的处理突增的请求。
优点上面已经说了，就是在特殊场景下有其对应的好处，解耦、异步、削峰，那么消息队列有什么缺点?
系统可用性降低：系统引入的外部依赖越多，越容易挂掉，本来你就是 A 系统调用 BCD 三个系统的接口就好了。
ABCD 四个系统好好的，没啥问题，你偏加个 MQ 进来，万一 MQ 挂了怎么办？MQ 挂了，整套系统崩溃了，业务也就停顿了。
系统复杂性提高：硬生生加个 MQ 进来，怎么保证消息没有重复消费？怎么处理消息丢失的情况？怎么保证消息传递的顺序性？
一致性问题：A 系统处理完了直接返回成功了，大家都以为你这个请求就成功了。
但问题是，要是 BCD 三个系统那里，BD 两个系统写库成功了，结果 C 系统写库失败了，你这数据就不一致了。
所以消息队列实际是一种非常复杂的架构，你引入它有很多好处，但是也得针对它带来的坏处做各种额外的技术方案和架构来规避掉。
常见消息队列的比较如下图：
如何解决重复消费？
消息重复的原因
消息发送端应用的消息重复发送，有以下几种情况：
-
消息发送端发送消息给消息中间件，消息中间件收到消息并成功存储，而这时消息中间件出现了问题，导致应用端没有收到消息发送成功的返回因而进行重试产生了重复。
-
消息中间件因为负载高响应变慢，成功把消息存储到消息存储中后，返回“成功”这个结果时超时。
-
消息中间件将消息成功写入消息存储，在返回结果时网络出现问题，导致应用发送端重试，而重试时网络恢复，由此导致重复。
可以看到，通过消息发送端产生消息重复的主要原因是消息成功进入消息存储后，因为各种原因使得消息发送端没有收到“成功”的返回结果，并且又有重试机制，因而导致重复。
消息到达了消息存储，由消息中间件进行向外的投递时产生重复，有以下几种情况：
-
消息被投递到消息接收者应用进行处理，处理完毕后应用出问题了，消息中间件不知道消息处理结果，会再次投递。
-
消息被投递到消息接收者应用进行处理，处理完毕后网络出现问题了，消息中间件没有收到消息处理结果，会再次投递。
-
消息被投递到消息接收者应用进行处理，处理时间比较长，消息中间件因为消息超时会再次投递。
-
消息被投递到消息接收者应用进行处理，处理完毕后消息中间件出问题了,没能收到消息结果并处理，会再次投递。
-
消息被投递到消息接收者应用进行处理，处理完毕后消息中间件收到结果但是遇到消息存储故障，没能更新投递状态，会再次投递。
可以看到，在投递过程中产生的消息重复接收主要是因为消息接收者成功处理完消息后，消息中间件不能及时更新投递状态造成的。
如何解决重复消费
那么有什么办法可以解决呢？主要是要求消息接收者来处理这种重复的情况，也就是要求消息接收者的消息处理是幂等操作。
什么是幂等性？对于消息接收端的情况，幂等的含义是采用同样的输入多次调用处理函数，得到同样的结果。
例如，一个 SQL 操作：
update stat_table set count= 10 where id =1
这个操作多次执行，id 等于 1 的记录中的 count 字段的值都为 10，这个操作就是幂等的，我们不用担心这个操作被重复。
再来看另外一个 SQL 操作：
update stat_table set count= count +1 where id= 1;
这样的 SQL 操作就不是幂等的，一旦重复，结果就会产生变化。
因此应对消息重复的办法是使消息接收端的处理是一个幂等操作。这样的做法降低了消息中间件的整体复杂性，不过也给使用消息中间件的消息接收端应用带来了一定的限制和门槛。
①MVCC
多版本并发控制，乐观锁的一种实现，在生产者发送消息时进行数据更新时需要带上数据的版本号，消费者去更新时需要去比较持有数据的版本号，版本号不一致的操作无法成功。
例如博客点赞次数自动 +1 的接口：
public boolean addCount(Long id, Long version);
update blogTable set count= count+1,version=version+1 where id=321 and version=123
每一个 version 只有一次执行成功的机会，一旦失败了生产者必须重新获取数据的最新版本号再次发起更新。
②去重表
利用数据库表单的特性来实现幂等，常用的一个思路是在表上构建唯一性索引，保证某一类数据一旦执行完毕，后续同样的请求不再重复处理了（利用一张日志表来记录已经处理成功的消息的 id，如果新到的消息 id 已经在日志表中，那么就不再处理这条消息。）
以电商平台为例子，电商平台上的订单 id 就是最适合的 token。当用户下单时，会经历多个环节，比如生成订单，减库存，减优惠券等等。
每一个环节执行时都先检测一下该订单 id 是否已经执行过这一步骤，对未执行的请求，执行操作并缓存结果，而对已经执行过的 id，则直接返回之前的执行结果，不做任何操作。
这样可以在最大程度上避免操作的重复执行问题，缓存起来的执行结果也能用于事务的控制等。
如何保证消息的可靠性传输？
ActiveMQ
要保证消息的可靠性，除了消息的持久化，还包括两个方面：
-
生产者发送的消息可以被 ActiveMQ 收到。
-
消费者收到了 ActiveMQ 发送的消息。
①生产者
非持久化又不在事务中的消息，可能会有消息的丢失。为保证消息可以被 ActiveMQ 收到，我们应该采用事务消息或持久化消息。
②消费者
消费者对消息的确认有四种机制：
-
AUTO_ACKNOWLEDGE=1：自动确认
-
CLIENT_ACKNOWLEDGE=2：客户端手动确认
-
DUPS_OK_ACKNOWLEDGE=3：自动批量确认
-
SESSION_TRANSACTED=0：事务提交并确认
ACK_MODE 描述了 Consumer 与 Broker 确认消息的方式(时机)，比如当消息被 Consumer 接收之后，Consumer 将在何时确认消息。
所以 ack_mode 描述的不是 Producer 与 Broker 之间的关系，而是 Customer 与 Broker 之间的关系。
对于 Broker 而言，只有接收到 ACK 指令，才会认为消息被正确的接收或者处理成功了。通过 ACK，可以在 Consumer 与 Broker 之间建立一种简单的“担保”机制。
AUTO_ACKNOWLEDGE：自动确认，“同步”(receive)方法返回 message 给消息时会立即确认。
在"异步"(messageListener)方式中，将会首先调用listener.onMessage(message)。
如果 onMessage 方法正常结束，消息将会正常确认；如果 onMessage 方法异常，将导致消费者要求 ActiveMQ 重发消息。
CLIENT_ACKNOWLEDGE：客户端手动确认，这就意味着 AcitveMQ 将不会“自作主张”的为你 ACK 任何消息，开发者需要自己择机确认。
我们可以在当前消息处理成功之后，立即调用 message.acknowledge() 方法来"逐个"确认消息，这样可以尽可能的减少因网络故障而导致消息重发的个数。
当然也可以处理多条消息之后，间歇性的调用 ACKNOWLEDGE 方法来一次确认多条消息，减少 ACK 的次数来提升 Consumer 的效率，不过需要自行权衡。
DUPS_OK_ACKNOWLEDGE：类似于 AUTO_ACK 确认机制，为自动批量确认而生，而且具有“延迟”确认的特点，ActiveMQ 会根据内部算法，在收到一定数量的消息自动进行确认。
在此模式下，可能会出现重复消息，什么时候？当 Consumer 故障重启后，那些尚未 ACK 的消息会重新发送过来。
SESSION_TRANSACTED：当 Session 使用事务时，就是使用此模式。当决定事务中的消息可以确认时，必须调用 session.commit() 方法，Commit 方法将会导致当前 Session 的事务中所有消息立即被确认。
在事务开始之后的任何时机调用 rollback()，意味着当前事务的结束，事务中所有的消息都将被重发。当然在 Commit 之前抛出异常，也会导致事务的 rollback。
RabbitMQ
①生产者弄丢了数据
生产者将数据发送到 RabbitMQ 的时候，可能数据就在半路给搞丢了，因为网络啥的问题，都有可能。
此时可以选择用 RabbitMQ 提供的事务功能，就是生产者发送数据之前开启 RabbitMQ 事务（channel.txSelect），然后发送消息，如果消息没有成功被 RabbitMQ 接收到，那么生产者会收到异常报错。
此时就可以回滚事务（channel.txRollback），然后重试发送消息；如果收到了消息，那么可以提交事务（channel.txCommit）。
但是问题是，RabbitMQ 事务机制一搞，基本上吞吐量会下来，因为太耗性能。
所以一般来说，如果要确保 RabbitMQ 的消息别丢，可以开启 Confirm 模式。
在生产者那里设置开启 Confirm 模式之后，你每次写的消息都会分配一个唯一的 id，然后如果写入了 RabbitMQ 中，RabbitMQ 会给你回传一个 ACK 消息，告诉你说这个消息 OK 了。
如果 RabbitMQ 没能处理这个消息，会回调你一个 nack 接口，告诉你这个消息接收失败，你可以重试。
而且你可以结合这个机制，自己在内存里维护每个消息 id 的状态，如果超过一定时间还没接收到这个消息的回调，那么你可以重发。
事务机制和 Cnofirm 机制最大的不同在于：事务机制是同步的，你提交一个事务之后会阻塞在那儿。
但是 Confirm 机制是异步的，你发送个消息之后就可以发送下一个消息，然后那个消息 RabbitMQ 接收了之后会异步回调你一个接口通知你这个消息接收到了。
所以一般在生产者这块避免数据丢失，都是用 Confirm 机制的。
②RabbitMQ 弄丢了数据
就是 RabbitMQ 自己弄丢了数据，这个你必须开启 RabbitMQ 的持久化，就是消息写入之后会持久化到磁盘，哪怕是 RabbitMQ 自己挂了，恢复之后会自动读取之前存储的数据，一般数据不会丢。
除非极其罕见的是，RabbitMQ 还没持久化，自己就挂了，可能导致少量数据会丢失的，但是这个概率较小。
设置持久化有两个步骤：
-
创建 queue 和交换器的时候将其设置为持久化的，这样就可以保证 RabbitMQ 持久化相关的元数据，但是不会持久化 queue 里的数据。
-
发送消息的时候将消息的 deliveryMode 设置为 2，就是将消息设置为持久化的，此时 RabbitMQ 就会将消息持久化到磁盘上去。
必须要同时设置这两个持久化才行，RabbitMQ 哪怕是挂了，再次重启，也会从磁盘上重启恢复 queue，恢复这个 queue 里的数据。
而且持久化可以跟生产者那边的 Confirm 机制配合起来，只有消息被持久化到磁盘之后，才会通知生产者 ACK 了。
所以哪怕是在持久化到磁盘之前，RabbitMQ 挂了，数据丢了，生产者收不到 ACK，你也是可以自己重发的。
哪怕是你给 RabbitMQ 开启了持久化机制，也有一种可能，就是这个消息写到了 RabbitMQ 中，但是还没来得及持久化到磁盘上，结果不巧，此时 RabbitMQ 挂了，就会导致内存里的一点点数据会丢失。
③消费端弄丢了数据
RabbitMQ 如果丢失了数据，主要是因为你消费的时候，刚消费到，还没处理，结果进程挂了，比如重启了，那么就尴尬了，RabbitMQ 认为你都消费了，这数据就丢了。
这个时候得用 RabbitMQ 提供的 ACK 机制，简单来说，就是你关闭 RabbitMQ 自动 ACK，可以通过一个 API 来调用就行，然后每次你自己代码里确保处理完的时候，再程序里 ACK 一把。
这样的话，如果你还没处理完，不就没有 ACK？那 RabbitMQ 就认为你还没处理完，这个时候 RabbitMQ 会把这个消费分配给别的 Consumer 去处理，消息是不会丢的。
Kafka
①消费端弄丢了数据
唯一可能导致消费者弄丢数据的情况，就是说，你那个消费到了这个消息，然后消费者那边自动提交了 Offset，让 Kafka 以为你已经消费好了这个消息。
其实你刚准备处理这个消息，你还没处理，你自己就挂了，此时这条消息就丢咯。
大家都知道 Kafka 会自动提交 Offset，那么只要关闭自动提交 Offset，在处理完之后自己手动提交 Offset，就可以保证数据不会丢。
但是此时确实还是会重复消费，比如你刚处理完，还没提交 Offset，结果自己挂了，此时肯定会重复消费一次，自己保证幂等性就好了。
生产环境碰到的一个问题，就是说我们的 Kafka 消费者消费到了数据之后是写到一个内存的 queue 里先缓冲一下，结果有的时候，你刚把消息写入内存 queue，然后消费者会自动提交 Offset。
然后此时我们重启了系统，就会导致内存 queue 里还没来得及处理的数据就丢失了。
②Kafka 弄丢了数据
这块比较常见的一个场景，就是 Kafka 某个 Broker 宕机，然后重新选举 Partition 的 Leader 时。
大家想想，要是此时其他的 Follower 刚好还有些数据没有同步，结果此时 Leader 挂了，然后选举某个 Follower 成 Leader 之后，他不就少了一些数据？这就丢了一些数据啊。
所以此时一般是要求起码设置如下四个参数：
-
给这个 Topic 设置 replication.factor 参数：这个值必须大于 1，要求每个 Partition 必须有至少 2 个副本。
-
在 Kafka 服务端设置 min.insync.replicas 参数：这个值必须大于 1，这个是要求一个 Leader 至少感知到有至少一个 Follower 还跟自己保持联系，没掉队，这样才能确保 Leader 挂了还有一个 Follower 吧。
-
在 Producer 端设置 acks=all：这个是要求每条数据，必须是写入所有 Replica 之后，才能认为是写成功了。
-
在 Producer 端设置 retries=MAX（很大很大很大的一个值，无限次重试的意思）：这个是要求一旦写入失败，就无限重试，卡在这里了。
③生产者会不会弄丢数据
如果按照上述的思路设置了 ack=all，一定不会丢，要求是，你的 Leader 接收到消息，所有的 Follower 都同步到了消息之后，才认为本次写成功了。如果没满足这个条件，生产者会自动不断的重试，重试无限次。
消息的顺序性
从根本上说，异步消息是不应该有顺序依赖的，在 MQ 上估计是没法解决。
要实现严格的顺序消息，简单且可行的办法就是：保证生产者、MQServer、消费者是一对一对一的关系。
ActiveMQ
①通过高级特性 Consumer 独有消费者（exclusive consumer）
queue = new ActiveMQQueue("TEST.QUEUE?consumer.exclusive=true");
consumer = session.createConsumer(queue);
当在接收信息的时候，有多个独占消费者的时候，只有一个独占消费者可以接收到消息。
独占消息就是在有多个消费者同时消费一个 queue 时，可以保证只有一个消费者可以消费消息。
这样虽然保证了消息的顺序问题，不过也带来了一个问题，就是这个 queue 的所有消息将只会在这一个主消费者上消费，其他消费者将闲置，达不到负载均衡分配。
而实际业务我们可能更多的是这样的场景，比如一个订单会发出一组顺序消息，我们只要求这一组消息是顺序消费的，而订单与订单之间又是可以并行消费的，不需要顺序，因为顺序也没有任何意义。
有没有办法做到呢？可以利用 ActiveMQ 的另一个高级特性之 messageGroup。
②利用 ActiveMQ 的高级特性：Message Groups
Message Groups 特性是一种负载均衡的机制。在一个消息被分发到 Consumer 之前，Broker 首先检查消息 JMSXGroupID 属性。
如果存在，那么 Broker 会检查是否有某个 Consumer 拥有这个 Message Group。
如果没有，那么 Broker 会选择一个 Consumer，并将它关联到这个 Message Group。
此后，这个 Consumer 会接收这个 Message Group 的所有消息，直到 Consumer 被关闭。
Message Group 被关闭，通过发送一个消息，并设置这个消息的 JMSXGroupSeq 为 -1。
bytesMessage.setStringProperty("JMSXGroupID", "constact-20100000002");
bytesMessage.setIntProperty("JMSXGroupSeq", -1);
如上图所示，同一个 queue 中，拥有相同 JMSXGroupID 的消息将发往同一个消费者，解决顺序问题；不同分组的消息又能被其他消费者并行消费，解决负载均衡的问题。
RabbitMQ
如果有顺序依赖的消息，要保证消息有一个 hashKey，类似于数据库表分区的的分区 key 列。保证对同一个 key 的消息发送到相同的队列。
A 用户产生的消息（包括创建消息和删除消息）都按 A 的 hashKey 分发到同一个队列。
只需要把强相关的两条消息基于相同的路由就行了，也就是说经过 m1 和 m2 的在路由表里的路由是一样的，那自然 m1 会优先于 m2 去投递。而且一个 queue 只对应一个 Consumer。
Kafka
一个 Topic，一个 Partition，一个 Consumer，内部单线程消费。
如何解决消息队列的延时以及过期失效问题？RabbitMQ 是可以设置过期时间的，就是 TTL。
如果消息在 queue 中积压超过一定的时间，而又没有设置死信队列机制，就会被 RabbitMQ 给清理掉，这个数据就没了。ActiveMQ 则通过更改配置，支持消息的定时发送。
有几百万消息持续积压几小时怎么解决？
发生了线上故障，几千万条数据在 MQ 里积压很久。是修复 Consumer 的问题，让他恢复消费速度，然后等待几个小时消费完毕？这是个解决方案，不过有时候我们还会进行临时紧急扩容。
一个消费者一秒是 1000 条，3 个消费者一秒是 3000 条，一分钟是 18 万条。
所以如果积压了几百万到上千万的数据，即使消费者恢复了，也需要大概一小时的时间才能恢复过来。
一般这个时候，只能操作临时紧急扩容了，具体操作步骤和思路如下：
-
先修复 Consumer 的问题，确保其恢复消费速度，然后将现有 Consumer 都停掉。
-
新建一个 Topic，Partition 是原来的 10 倍，临时建立好原先 10 倍或者 20 倍的 queue 数量。
然后写一个临时的分发数据的 Consumer 程序，这个程序部署上去消费积压的数据，消费之后不做耗时的处理，直接均匀轮询写入临时建立好的 10 倍数量的 queue。
-
接着临时征用 10 倍的机器来部署 Consumer，每一批 Consumer 消费一个临时 queue 的数据。
-
这种做法相当于是临时将 queue 资源和 Consumer 资源扩大 10 倍，以正常的 10 倍速度来消费数据。
-
等快速消费完积压数据之后，再恢复原先部署架构，重新用原先的 Consumer 机器来消费消息。
Kafka是如何实现高性能的？
①宏观架构层面利用 Partition 实现并行处理
Kafka 中每个 Topic 都包含一个或多个 Partition，不同 Partition 可位于不同节点。
同时 Partition 在物理上对应一个本地文件夹，每个 Partition 包含一个或多个 Segment，每个 Segment 包含一个数据文件和一个与之对应的索引文件。
在逻辑上，可以把一个 Partition 当作一个非常长的数组，可通过这个“数组”的索引（Offset）去访问其数据。
一方面，由于不同 Partition 可位于不同机器，因此可以充分利用集群优势，实现机器间的并行处理。
另一方面，由于 Partition 在物理上对应一个文件夹，即使多个 Partition 位于同一个节点，也可通过配置让同一节点上的不同 Partition 置于不同的 disk drive 上，从而实现磁盘间的并行处理，充分发挥多磁盘的优势。
利用多磁盘的具体方法是，将不同磁盘 mount 到不同目录，然后在 server.properties 中，将 log.dirs 设置为多目录（用逗号分隔）。
Kafka 会自动将所有 Partition 尽可能均匀分配到不同目录也即不同目录（也即不同 disk）上。
Partition 是最小并发粒度，Partition 个数决定了可能的最大并行度。
②ISR 实现可用性与数据一致性的动态平衡
常用数据复制及一致性方案有如下几种：
Master-Slave：
-
RDBMS 的读写分离即为典型的 Master-Slave 方案。
-
同步复制可保证强一致性但会影响可用性。
-
异步复制可提供高可用性但会降低一致性。
WNR：
-
主要用于去中心化的分布式系统中。
-
N 代表总副本数，W 代表每次写操作要保证的最少写成功的副本数，R 代表每次读至少要读取的副本数。
-
当 W+R>N 时，可保证每次读取的数据至少有一个副本拥有最新的数据。
-
多个写操作的顺序难以保证，可能导致多副本间的写操作顺序不一致。Dynamo 通过向量时钟保证最终一致性。
Paxos 及其变种：
-
Google 的 Chubby，Zookeeper 的原子广播协议（Zab），RAFT 等。
基于 ISR 的数据复制方案：Kafka 的数据复制是以 Partition 为单位的。而多个备份间的数据复制，通过 Follower 向 Leader 拉取数据完成。
从这一点来讲，Kafka 的数据复制方案接近于上文所讲的 Master-Slave 方案。
不同的是，Kafka 既不是完全的同步复制，也不是完全的异步复制，而是基于 ISR 的动态复制方案。
ISR，也即 In-Sync Replica。每个 Partition 的 Leader 都会维护这样一个列表，该列表中，包含了所有与之同步的 Replica（包含 Leader 自己）。
每次数据写入时，只有 ISR 中的所有 Replica 都复制完，Leader 才会将其置为 Commit，它才能被 Consumer 所消费。
这种方案，与同步复制非常接近。但不同的是，这个 ISR 是由 Leader 动态维护的。
如果 Follower 不能紧“跟上”Leader，它将被 Leader 从 ISR 中移除，待它又重新“跟上”Leader 后，会被 Leader 再次加到 ISR 中。每次改变 ISR 后，Leader 都会将最新的 ISR 持久化到 Zookeeper 中。
由于 Leader 可移除不能及时与之同步的 Follower，故与同步复制相比可避免最慢的 Follower 拖慢整体速度，也即 ISR 提高了系统可用性。
ISR 中的所有 Follower 都包含了所有 Commit 过的消息，而只有 Commit 过的消息才会被 Consumer 消费。
故从 Consumer 的角度而言，ISR 中的所有 Replica 都始终处于同步状态，从而与异步复制方案相比提高了数据一致性。
ISR 可动态调整，极限情况下，可以只包含 Leader，极大提高了可容忍的宕机的 Follower 的数量。
与 Majority Quorum 方案相比，容忍相同个数的节点失败，所要求的总节点数少了近一半。
③具体实现层面高效使用磁盘特性和操作系统特性
将写磁盘的过程变为顺序写
Kafka 的整个设计中，Partition 相当于一个非常长的数组，而 Broker 接收到的所有消息顺序写入这个大数组中。
同时 Consumer 通过 Offset 顺序消费这些数据，并且不删除已经消费的数据，从而避免了随机写磁盘的过程。
由于磁盘有限，不可能保存所有数据，实际上作为消息系统 Kafka 也没必要保存所有数据，需要删除旧的数据。
而这个删除过程，并非通过使用“读-写”模式去修改文件，而是将 Partition 分为多个 Segment，每个 Segment 对应一个物理文件，通过删除整个文件的方式去删除 Partition 内的数据。
这种方式清除旧数据的方式，也避免了对文件的随机写操作。在存储机制上，使用了 Log Structured Merge Trees(LSM) 。
注：Log Structured Merge Trees(LSM)，谷歌 “BigTable” 的论文中提出，LSM 是当前被用在许多产品的文件结构策略：HBase，Cassandra，LevelDB，SQLite，Kafka。
LSM 被设计来提供比传统的 B+ 树或者 ISAM 更好的写操作吞吐量，通过消去随机的本地更新操作来达到这个目标。
这个问题的本质还是磁盘随机操作慢，顺序读写快。这两种操作存在巨大的差距，无论是磁盘还是 SSD，而且快至少三个数量级。
充分利用 Page Cache
使用 Page Cache 的好处如下：
-
I/O Scheduler 会将连续的小块写组装成大块的物理写从而提高性能。
-
I/O Scheduler 会尝试将一些写操作重新按顺序排好，从而减少磁盘头的移动时间。
-
充分利用所有空闲内存（非 JVM 内存）。如果使用应用层 Cache（即 JVM 堆内存），会增加 GC 负担。
-
读操作可直接在 Page Cache 内进行。如果消费和生产速度相当，甚至不需要通过物理磁盘（直接通过 Page Cache）交换数据。
-
如果进程重启，JVM 内的 Cache 会失效，但 Page Cache 仍然可用。
Broker 收到数据后，写磁盘时只是将数据写入 Page Cache，并不保证数据一定完全写入磁盘。
从这一点看，可能会造成机器宕机时，Page Cache 内的数据未写入磁盘从而造成数据丢失。
但是这种丢失只发生在机器断电等造成操作系统不工作的场景，而这种场景完全可以由 Kafka 层面的 Replication 机制去解决。
如果为了保证这种情况下数据不丢失而强制将 Page Cache 中的数据 Flush 到磁盘，反而会降低性能。
也正因如此，Kafka 虽然提供了 flush.messages 和 flush.ms 两个参数将 Page Cache 中的数据强制 Flush 到磁盘，但是 Kafka 并不建议使用。
如果数据消费速度与生产速度相当，甚至不需要通过物理磁盘交换数据，而是直接通过 Page Cache 交换数据。同时，Follower 从 Leader Fetch 数据时，也可通过 Page Cache 完成。
注：Page Cache，又称 pcache，其中文名称为页高速缓冲存储器，简称页高缓。
Page Cache 的大小为一页，通常为 4K。在 Linux 读写文件时，它用于缓存文件的逻辑内容，从而加快对磁盘上映像和数据的访问。 这是 Linux 操作系统的一个特色。
支持多 Disk Drive
Broker 的 log.dirs 配置项，允许配置多个文件夹。如果机器上有多个 Disk Drive，可将不同的 Disk 挂载到不同的目录，然后将这些目录都配置到 log.dirs 里。
Kafka 会尽可能将不同的 Partition 分配到不同的目录，也即不同的 Disk 上，从而充分利用了多 Disk 的优势。
零拷贝
Kafka 中存在大量的网络数据持久化到磁盘（Producer 到 Broker）和磁盘文件通过网络发送（Broker 到 Consumer）的过程。这一过程的性能直接影响 Kafka 的整体吞吐量。
传统模式下的四次拷贝与四次上下文切换，以将磁盘文件通过网络发送为例。
传统模式下，一般使用如下伪代码所示的方法先将文件数据读入内存，然后通过 Socket 将内存中的数据发送出去。
buffer = File.readSocket.send(buffer)
这一过程实际上发生了四次数据拷贝：
-
首先通过系统调用将文件数据读入到内核态 Buffer（DMA 拷贝）。
-
然后应用程序将内存态 Buffer 数据读入到用户态 Buffer（CPU 拷贝）。
-
接着用户程序通过 Socket 发送数据时将用户态 Buffer 数据拷贝到内核态 Buffer（CPU 拷贝）。
-
最后通过 DMA 拷贝将数据拷贝到 NIC Buffer。同时，还伴随着四次上下文切换。
而 Linux 2.4+ 内核通过 sendfile 系统调用，提供了零拷贝。数据通过 DMA 拷贝到内核态 Buffer 后，直接通过 DMA 拷贝到 NIC Buffer，无需 CPU 拷贝。这也是零拷贝这一说法的来源。
除了减少数据拷贝外，因为整个读文件-网络发送由一个 sendfile 调用完成，整个过程只有两次上下文切换，因此大大提高了性能。
从具体实现来看，Kafka 的数据传输通过 Java NIO 的 FileChannel 的 transferTo 和 transferFrom 方法实现零拷贝。
注： transferTo 和 transferFrom 并不保证一定能使用零拷贝。实际上是否能使用零拷贝与操作系统相关，如果操作系统提供 sendfile 这样的零拷贝系统调用，则这两个方法会通过这样的系统调用充分利用零拷贝的优势，否则并不能通过这两个方法本身实现零拷贝。
减少网络开销批处理
批处理是一种常用的用于提高 I/O 性能的方式。对 Kafka 而言，批处理既减少了网络传输的 Overhead，又提高了写磁盘的效率。
Kafka 的 send 方法并非立即将消息发送出去，而是通过 batch.size 和 linger.ms 控制实际发送频率，从而实现批量发送。
由于每次网络传输，除了传输消息本身以外，还要传输非常多的网络协议本身的一些内容（称为 Overhead），所以将多条消息合并到一起传输，可有效减少网络传输的 Overhead，进而提高了传输效率。
数据压缩降低网络负载
Kafka 从 0.7 开始，即支持将数据压缩后再传输给 Broker。除了可以将每条消息单独压缩然后传输外，Kafka 还支持在批量发送时，将整个 Batch 的消息一起压缩后传输。
数据压缩的一个基本原理是，重复数据越多压缩效果越好。因此将整个 Batch 的数据一起压缩能更大幅度减小数据量，从而更大程度提高网络传输效率。
Broker 接收消息后，并不直接解压缩，而是直接将消息以压缩后的形式持久化到磁盘。Consumer Fetch 到数据后再解压缩。
因此 Kafka 的压缩不仅减少了 Producer 到 Broker 的网络传输负载，同时也降低了 Broker 磁盘操作的负载，也降低了 Consumer 与 Broker 间的网络传输量，从而极大得提高了传输效率，提高了吞吐量。
高效的序列化方式
Kafka 消息的 Key 和 Payload（或者说 Value）的类型可自定义，只需同时提供相应的序列化器和反序列化器即可。
因此用户可以通过使用快速且紧凑的序列化-反序列化方式（如 Avro，Protocal Buffer）来减少实际网络传输和磁盘存储的数据规模，从而提高吞吐率。
这里要注意，如果使用的序列化方法太慢，即使压缩比非常高，最终的效率也不一定高。
转载自：51CTO技术栈
