Redis 主从复制原理
特别说明
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在 Redis 的持久化中曾提到，Redis 高可用的方案包括持久化、主从复制（及读写分离）、哨兵和集群。其中持久化侧重解决的是 Redis 数据的单机备份问题（从内存到硬盘的备份）；而主从复制则侧重解决数据的多机热备。此外，主从复制还可以实现负载均衡和故障恢复。
Redis 的主从复制，主要有两种方式
- 通过在配置文件
redis.conf中设置slaveof方式（永久） - 直接在客户端执行
slaveof ip port的方式（临时）；
主从一致性原理
全量复制
使用消息队列检测消息是否丢失时，我们无法处理不知道消息已经丢失的情况。一般而言，一个新的系统刚刚上线，各方面都不太稳定，需要一个磨合期，这个时候，特别需要监控到你的系统中是否有消息丢失的情况。
分布式链路追踪系统，使用类似的追踪系统可以很方便地追踪每一条消息。如果没有这样的追踪系统，也可以使用其他方式，来检查是否有消息丢失的情况。
我们可以利用消息队列的有序性来验证是否有消息丢失。原理非常简单，在 Producer 端，我们给每个发出的消息附加一个连续递增的序号，然后在 Consumer 端来检查这个序号的连续性。如果没有消息丢失，Consumer 收到消息的序号必然是连续递增的，或者说收到的消息，其中的序号必然是上一条消息的序号 +1。如果检测到序号不连续，那就是丢消息了。还可以通过缺失的序号来确定丢失的是哪条消息，方便进一步排查原因。
大多数消息队列的客户端都支持拦截器机制，你可以利用这个拦截器机制，在 Producer 发送消息之前的拦截器中将序号注入到消息中，在 Consumer 收到消息的拦截器中检测序号的连续性，这样实现的好处是消息检测的代码不会侵入到你的业务代码中，待你的系统稳定后，也方便将这部分检测的逻辑关闭或者删除。如果是在一个分布式系统中实现这个检测方法，有几个问题需要你注意。首先，像 Kafka 和 RocketMQ 这样的消息队列，它是不保证在 Topic 上的严格顺序的，只能保证分区上的消息是有序的，所以我们在发消息的时候必须要指定分区，并且，在每个分区单独检测消息序号的连续性。如果你的系统中 Producer 是多实例的，由于并不好协调多个 Producer 之间的发送顺序，所以也需要每个 Producer 分别生成各自的消息序号，并且需要附加上 Producer 的标识，在 Consumer 端按照每个 Producer 分别来检测序号的连续性。Consumer 实例的数量最好和分区数量一致，做到 Consumer 和分区一一对应，这样会比较方便地在 Consumer 内检测消息序号的连续性。
一. 主从复制 - 概述
主从复制
是指将一台 Redis 服务器的数据，复制到其他的 Redis 服务器。前者称为主节点(master)，后者称为从节点(slave)；数据的复制是单向的，只能由主节点到从节点。
默认情况下，每台 Redis 服务器都是主节点；且一个主节点可以有多个从节点(或没有从节点)，但一个从节点只能有一个主节点。
主从复制的作用
1. 数据冗余：
主从复制实现了数据的热备份，是持久化之外的一种数据冗余方式。
2. 故障恢复：
当主节点出现问题时，可以由从节点提供服务，实现快速的故障恢复；实际上是一种服务的冗余。
3. 负载均衡：
在主从复制的基础上，配合读写分离，可以由主节点提供写服务，由从节点提供读服务（即写Redis数据时应用连接主节点，读Redis数据时应用连接从节点），分担服务器负载；尤其是在写少读多的场景下，通过多个从节点分担读负载，可以大大提高Redis服务器的并发量。
4. 高可用基石：
除了上述作用以外，主从复制还是哨兵和集群能够实施的基础，因此说主从复制是Redis高可用的基础。
主从复制 - 原理
主从复制过程大体可以分为3个阶段：
- 连接建立阶段（即准备阶段）
- 数据同步阶段
- 命令传播阶段
连接建立
1：保存主节点信息
从节点服务器内部维护了两个字段，即masterhost和masterport字段，用于存储主节点的ip和port信息。
需要注意的是，slaveof是异步命令，从节点完成主节点ip和port的保存后，向发送slaveof命令的客户端直接返回OK，实际的复制操作在这之后才开始进行。
2：建立 socket连接
从节点每秒1次调用复制定时函数replicationCron()，如果发现了有主节点可以连接，便会根据主节点的ip和port，创建socket连接。如果连接成功，则：
从节点：为该socket建立一个专门处理复制工作的文件事件处理器，负责后续的复制工作，如接收RDB文件、接收命令传播等。
主节点：接收到从节点的socket连接后（即accept之后），为该socket创建相应的客户端状态，并将从节点看做是连接到主节点的一个客户端，后面的步骤会以从节点向主节点发送命令请求的形式来进行。
3：发送ping命令
从节点成为主节点的客户端之后，发送ping命令进行首次请求，目的是：检查socket连接是否可用，以及主节点当前是否能够处理请求。
从节点发送ping命令后，可能出现3种情况：
（1）返回pong：说明socket连接正常，且主节点当前可以处理请求，复制过程继续。
（2）超时：一定时间后从节点仍未收到主节点的回复，说明socket连接不可用，则从节点断开socket连接，并重连。
（3）返回pong以外的结果：如果主节点返回其他结果，如正在处理超时运行的脚本，说明主节点当前无法处理命令，则从节点断开socket连接，并重连。
4：身份验证
如果从节点中设置了masterauth选项，则从节点需要向主节点进行身份验证；没有设置该选项，则不需要验证。从节点进行身份验证是通过向主节点发送auth命令进行的，auth命令的参数即为配置文件中的masterauth的值。
如果主节点设置密码的状态，与从节点masterauth的状态一致（一致是指都存在，且密码相同，或者都不存在），则身份验证通过，复制过程继续；如果不一致，则从节点断开socket连接，并重连。
数据同步阶段
主从节点之间的连接建立以后，便可以开始进行数据同步，该阶段可以理解为从节点数据的初始化。具体执行的方式是：从节点向主节点发送 psync 命令（Redis2.8以前是sync命令），开始同步。
数据同步阶段是主从复制最核心的阶段，根据主从节点当前状态的不同，可以分为全量复制和部分复制，下面会有一章专门讲解这两种复制方式以及 psync 命令的执行过程，这里不再详述。
需要注意的是，在数据同步阶段之前，从节点是主节点的客户端，主节点不是从节点的客户端；而到了这一阶段及以后，主从节点互为客户端。原因在于：在此之前，主节点只需要响应从节点的请求即可，不需要主动发请求，而在数据同步阶段和后面的命令传播阶段，主节点需要主动向从节点发送请求（如推送缓冲区中的写命令），才能完成复制。
命令传播阶段
数据同步阶段完成后，主从节点进入命令传播阶段；在这个阶段主节点将自己执行的写命令发送给从节点，从节点接收命令并执行，从而保证主从节点数据的一致性。
在命令传播阶段，除了发送写命令，主从节点还维持着心跳机制：PING和REPLCONF ACK。由于心跳机制的原理涉及部分复制，因此将在介绍了部分复制的相关内容后单独介绍该心跳机制。
延迟与不一致
需要注意的是，命令传播是异步的过程，即主节点发送写命令后并不会等待从节点的回复；因此实际上主从节点之间很难保持实时的一致性，延迟在所难免。数据不一致的程度，与主从节点之间的网络状况、主节点写命令的执行频率、以及主节点中的repl-disable-tcp-nodelay配置等有关。
repl-disable-tcp-nodelay no：
该配置作用于命令传播阶段，控制主节点是否禁止与从节点的 TCP_NODELAY；默认 no，即不禁止 TCP_NODELAY。当设置为 yes 时，TCP 会对包进行合并从而减少带宽，但是发送的频率会降低，从节点数据延迟增加，一致性变差；具体发送频率与 Linux 内核的配置有关，默认配置为40ms。当设置为no时，TCP会立马将主节点的数据发送给从节点，带宽增加但延迟变小。
一般来说，只有当应用对Redis数据不一致的容忍度较高，且主从节点之间网络状况不好时，才会设置为yes；多数情况使用默认值no。
数据同步阶段
全量复制和部分复制
全量复制
Redis通过psync命令进行全量复制的过程如下：
（1）从节点判断无法进行部分复制，向主节点发送全量复制的请求；或从节点发送部分复制的请求，但主节点判断无法进行部分复制；具体判断过程需要在讲述了部分复制原理后再介绍。
（2）主节点收到全量复制的命令后，执行 bgsave，在后台生成 RDB 文件，并使用一个缓冲区（称为复制缓冲区）记录从现在开始执行的所有写命令
（3）主节点的 bgsave 执行完成后，将 RDB 文件发送给从节点；从节点首先清除自己的旧数据，然后载入接收的 RDB 文件，将数据库状态更新至主节点执行 bgsave 时的数据库状态
（4）主节点将前述复制缓冲区中的所有写命令发送给从节点，从节点执行这些写命令，将数据库状态更新至主节点的最新状态
（5）如果从节点开启了 AOF，则会触发 bgrewriteaof 的执行，从而保证 AOF 文件更新至主节点的最新状态
从节点在载入主节点的数据之前要先将老数据清除；从节点在同步完数据后，调用了 bgrewriteaof。
通过全量复制的过程可以看出，全量复制是非常重型的操作：
（1）主节点通过 bgsave 命令 fork 子进程进行 RDB 持久化，该过程是非常消耗 CPU、内存(页表复制)、硬盘 IO 的；关于 bgsave 的性能问题，可以参考 深入学习Redis（2）：持久化
（2）主节点通过网络将 RDB 文件发送给从节点，对主从节点的带宽都会带来很大的消耗
（3）从节点清空老数据、载入新 RDB 文件的过程是阻塞的，无法响应客户端的命令；如果从节点执行 bgrewriteaof，也会带来额外的消耗
部分复制
（1）复制偏移量
主节点和从节点分别维护一个复制偏移量（offset），代表的是主节点向从节点传递的字节数；主节点每次向从节点传播N个字节数据时，主节点的offset增加N；从节点每次收到主节点传来的N个字节数据时，从节点的offset增加N。
offset用于判断主从节点的数据库状态是否一致：如果二者offset相同，则一致；如果offset不同，则不一致，此时可以根据两个offset找出从节点缺少的那部分数据。例如，如果主节点的offset是1000，而从节点的offset是500，那么部分复制就需要将offset为501-1000的数据传递给从节点。而offset为501-1000的数据存储的位置，就是下面要介绍的复制积压缓冲区。
（2）复制积压缓冲区
复制积压缓冲区是由主节点维护的、固定长度的、先进先出(FIFO)队列，默认大小1MB；当主节点开始有从节点时创建，其作用是备份主节点最近发送给从节点的数据。注意，无论主节点有一个还是多个从节点，都只需要一个复制积压缓冲区。
在命令传播阶段，主节点除了将写命令发送给从节点，还会发送一份给复制积压缓冲区，作为写命令的备份；除了存储写命令，复制积压缓冲区中还存储了其中的每个字节对应的复制偏移量（offset）。由于复制积压缓冲区定长且是先进先出，所以它保存的是主节点最近执行的写命令；时间较早的写命令会被挤出缓冲区。
由于该缓冲区长度固定且有限，因此可以备份的写命令也有限，当主从节点offset的差距过大超过缓冲区长度时，将无法执行部分复制，只能执行全量复制。反过来说，为了提高网络中断时部分复制执行的概率，可以根据需要增大复制积压缓冲区的大小(通过配置repl-backlog-size)；例如如果网络中断的平均时间是60s，而主节点平均每秒产生的写命令(特定协议格式)所占的字节数为100KB，则复制积压缓冲区的平均需求为6MB，保险起见，可以设置为12MB，来保证绝大多数断线情况都可以使用部分复制。
从节点将offset发送给主节点后，主节点根据offset和缓冲区大小决定能否执行部分复制：
如果offset偏移量之后的数据，仍然都在复制积压缓冲区里，则执行部分复制；
如果offset偏移量之后的数据已不在复制积压缓冲区中（数据已被挤出），则执行全量复制。
（3）服务器运行ID(runid)
每个Redis节点(无论主从)，在启动时都会自动生成一个随机ID(每次启动都不一样)，由40个随机的十六进制字符组成；runid用来唯一识别一个Redis节点。通过info Server命令，可以查看节点的runid：
主从节点初次复制时，主节点将自己的runid发送给从节点，从节点将这个runid保存起来；当断线重连时，从节点会将这个runid发送给主节点；主节点根据runid判断能否进行部分复制：
如果从节点保存的runid与主节点现在的runid相同，说明主从节点之前同步过，主节点会继续尝试使用部分复制(到底能不能部分复制还要看offset和复制积压缓冲区的情况)；
如果从节点保存的runid与主节点现在的runid不同，说明从节点在断线前同步的Redis节点并不是当前的主节点，只能进行全量复制。
