本文主要讲解主节点部分重同步的实现，以及主从复制中的其他功能。本文是Redis主从复制机制的最后一篇文章。
主节点在收到从节点发来的PSYNC命令之前，主节点的部分重同步流程，与完全重同步流程是一样的。在收到PSYNC命令后，主节点调用masterTryPartialResynchronization函数，尝试进行部分重同步。
首先看一下部分重同步的实现原理，然后在看具体的实现。
一：部分重同步原理
Redis实现的部分重同步功能，依赖于以下三个属性：
a：主节点的复制偏移量和从节点的复制偏移量；
b：主节点的复制积压队列( replication backlog )；
c：Redis实例的运行ID；
主节点维持一个积压队列。当它收到客户端发来的命令请求时，除了将该命令请求缓存到从节点的输出缓存，还会将命令追加到积压队列中。
积压队列中的每个字节，都有一个全局性的偏移量。主节点维持一个计数器作为复制偏移量，当主节点回复从节点”+FULLRESYNC <runid> <offset>”信息时，其中的offset就是当前主节点的复制偏移量的值。当从节点收到该消息后，保存<runid>，取出<offset>作为自己的复制偏移量的初始值。
当主节点收到客户端发来的，长度为len的命令请求之后，就会将len增加到复制偏移量上。然后将该命令请求追加到积压队列中，并且发给每个从节点。从节点收到主节点发来的命令之后，同样会将命令长度len增加到自己的复制偏移量上，这就保证了主从节点上复制偏移量的一致性，也就是数据库状态的一致性。
积压队列是一个空间有限的循环队列，随着命令的追加，不断覆盖之前的命令，积压队列中累积的命令偏移量范围也在不断发生变化。
当从节点断链一段时间，然后重连主节点时，向主节点发来”PSYNC <runid> <offset>”命令。其中的<runid>就是断链前保存的主节点运行ID，<offset>就是自己的复制偏移量加1，表示需要接收的下一条命令首字节的偏移量。
主节点收到该”PSYNC”消息后，首先判断<runid>是否与自己的运行ID匹配，如果不匹配，则不能执行部分重同步；然后判断偏移量<offset>是否还在积压队列中累积的命令范围内，如果在，则说明可以进行部分重同步。
要理解部分重同步，必须理解积压队列的实现。
二：积压队列的实现
Redis中的积压队列server.repl_backlog，是一个固定大小的循环队列。所谓循环队列，举个简单的例子，假设server.repl_backlog的大小为10个字节，则向其中插入数据”abcdefg”之后，该积压队列的内容如下：
现在插入数据”hijklmn”，则积压队列的内容如下：
也就是说，插入数据时，一旦到达了积压队列的尾部，则重新从头部开始插入，覆盖最早插入的内容。
要理解积压队列，关键在于理解下面的，有关积压队列的属性：
server.master_repl_offset：一个全局性的计数器。该属性只有存在积压队列的情况下才会增加计数。当存在积压队列时，每次收到客户端发来的，长度为len的请求命令时，就会将server.master_repl_offset增加len。
该属性也就是所谓的主节点上的复制偏移量。当从节点发来PSYNC命令后，主节点回复从节点"+FULLRESYNC <runid> <offset>"消息时，其中的offset就是取的主节点当时的server.master_repl_offset的值。这样当从节点收到该消息后，将该值保存在复制偏移量server.master->reploff中。
进入命令传播阶段后，每当主节点收到客户端的命令请求，则将命令的长度增加到server.master_repl_offset上，然后将命令传播给从节点，从节点收到后，也会将命令长度加到server.master->reploff上，从而保证了主节点上的复制偏移量server.master_repl_offset和从节点上的复制偏移量server.master->reploff的一致性。
需要注意的，server.master_repl_offset的值并不是严格的从0开始增加的。它只是一个计数器，只要能保证主从节点上的复制偏移量一致即可。比如如果它的初始值为10，发送给从节点后，从节点保存的复制偏移量初始值也为10，当新的命令来临时，主从节点上的复制偏移量都会相应增加该命令的长度，因此这并不影响主从节点上偏移量的一致性。
server.repl_backlog_size：积压队列server.repl_backlog的总容量。
server.repl_backlog_idx：在积压队列server.repl_backlog中，每次写入新数据时的起始索引，是一个相对于server.repl_backlog的索引。当server.repl_backlog_idx 等于server.repl_backlog的长度server.repl_backlog_size时，置其值为0，表示从头开始。
以上面那个积压队列为例，server.repl_backlog_idx的初始值为0，插入”abcdefg”之后，该值变为7；插入”hijklmn”之后，该值变为4。
server.repl_backlog_histlen：积压队列server.repl_backlog中，当前累积的数据量的大小。该值不会超过积压队列的总容量server.repl_backlog_size。
server.repl_backlog_off：在积压队列中，最早保存的命令的首字节，在全局范围内（而非积压队列内）的偏移量。在累积命令流时，下列等式恒成立：
server.master_repl_offset - server.repl_backlog_off + 1 = server.repl_backlog_histlen。
还是以上面那个积压队列为例：如果在插入”abcdefg”之前，server.master_repl_offset的初始值为2，则插入”abcdefg”之后，积压队列中当前的数据量，也就是属性server.repl_backlog_histlen的值为7。属性server.master_repl_offset的值变为9，此时命令的首字节为”a”，它在全局的偏移量就是3。满足上面的等式。
在插入”hijklmn”之后，积压队列中当前的数据量，也就是属性server.repl_backlog_histlen的值为10。属性server.master_repl_offset的值变为16。此时最早保存的命令首字节为”e”，它在全局的偏移量是7，满足上面的等式。
根据上面的等式，主节点的积压队列中累积的命令流，首字节和尾字节在全局范围内的偏移量分别是server.repl_backlog_off和server.master_repl_offset。
当从节点断链重连后，向主节点发送”PSYNC <runid> <offset>”消息，其中的<offset>表示需要接收的下一条命令首字节的偏移量。也就是server.master->reploff + 1。
主节点判断<offset>的值，如果该值在下面的范围内，就表示可以进行部分重同步：
[server.repl_backlog_off, server.repl_backlog_off + server.repl_backlog_histlen]。如果<offset>的值为server.repl_backlog_off+ server.repl_backlog_histlen，也就是server.master_repl_offset + 1，说明从节点断链期间，主节点没有收到过新的命令请求。
三：部分重同步
1：masterTryPartialResynchronization函数
主节点收到从节点的”PSYNC <runid> <offset>”消息后，调用函数masterTryPartialResynchronization尝试进行部分重同步。该函数的代码如下：
int masterTryPartialResynchronization(redisClient *c) {
long long psync_offset, psync_len;
char *master_runid = c->argv[1]->ptr;
char buf[128];
int buflen;
/* Is the runid of this master the same advertised by the wannabe slave
* via PSYNC? If runid changed this master is a different instance and
* there is no way to continue. */
if (strcasecmp(master_runid, server.runid)) {
/* Run id "?" is used by slaves that want to force a full resync. */
if (master_runid[0] != '?') {
redisLog(REDIS_NOTICE,"Partial resynchronization not accepted: "
"Runid mismatch (Client asked for runid '%s', my runid is '%s')",
master_runid, server.runid);
} else {
redisLog(REDIS_NOTICE,"Full resync requested by slave %s",
replicationGetSlaveName(c));
}
goto need_full_resync;
}
/* We still have the data our slave is asking for? */
if (getLongLongFromObjectOrReply(c,c->argv[2],&psync_offset,NULL) !=
REDIS_OK) goto need_full_resync;
if (!server.repl_backlog ||
psync_offset < server.repl_backlog_off ||
psync_offset > (server.repl_backlog_off + server.repl_backlog_histlen))
{
redisLog(REDIS_NOTICE,
"Unable to partial resync with slave %s for lack of backlog (Slave request was: %lld).", replicationGetSlaveName(c), psync_offset);
if (psync_offset > server.master_repl_offset) {
redisLog(REDIS_WARNING,
"Warning: slave %s tried to PSYNC with an offset that is greater than the master replication offset.", replicationGetSlaveName(c));
}
goto need_full_resync;
}
/* If we reached this point, we are able to perform a partial resync:
* 1) Set client state to make it a slave.
* 2) Inform the client we can continue with +CONTINUE
* 3) Send the backlog data (from the offset to the end) to the slave. */
c->flags |= REDIS_SLAVE;
c->replstate = REDIS_REPL_ONLINE;
c->repl_ack_time = server.unixtime;
c->repl_put_online_on_ack = 0;
listAddNodeTail(server.slaves,c);
/* We can't use the connection buffers since they are used to accumulate
* new commands at this stage. But we are sure the socket send buffer is
* empty so this write will never fail actually. */
buflen = snprintf(buf,sizeof(buf),"+CONTINUE
");
if (write(c->fd,buf,buflen) != buflen) {
freeClientAsync(c);
return REDIS_OK;
}
psync_len = addReplyReplicationBacklog(c,psync_offset);
redisLog(REDIS_NOTICE,
"Partial resynchronization request from %s accepted. Sending %lld bytes of backlog starting from offset %lld.",
replicationGetSlaveName(c),
psync_len, psync_offset);
/* Note that we don't need to set the selected DB at server.slaveseldb
* to -1 to force the master to emit SELECT, since the slave already
* has this state from the previous connection with the master. */
refreshGoodSlavesCount();
return REDIS_OK; /* The caller can return, no full resync needed. */
need_full_resync:
/* We need a full resync for some reason... Note that we can't
* reply to PSYNC right now if a full SYNC is needed. The reply
* must include the master offset at the time the RDB file we transfer
* is generated, so we need to delay the reply to that moment. */
return REDIS_ERR;
}
该函数返回REDIS_ERR表示不能进行部分重同步；返回REDIS_OK表示可以进行部分重同步。
首先比对"PSYNC"命令参数中的运行ID和本身的ID号是否匹配，如果不匹配，则需要进行完全重同步，因此直接返回REDIS_ERR即可；
然后取出"PSYNC"命令参数中的从节点复制偏移到psync_offset中，该值表示从节点需要接收的下一条命令首字节的偏移量。接下来根据积压队列的状态判断是否可以进行部分重同步，判断的条件上一节中已经讲过了，不再赘述。
经过上面的检查后，说明可以进行部分重同步了。因此：首先将REDIS_SLAVE标记增加到客户端标志位中；然后将从节点客户端的复制状态置为REDIS_REPL_ONLINE，并且将c->repl_put_online_on_ack置为0。这点很重要，因为只有当c->replstate为REDIS_REPL_ONLINE，并且c->repl_put_online_on_ack为0时，在函数prepareClientToWrite中，才为socket描述符注册可写事件，这样才能将输出缓存中的内容发送给从节点客户端；
接下来，直接向客户端的socket描述符上输出"+CONTINUE "命令，这里不能用输出缓存，因为输出缓存只能用于累积命令流。之前主节点向从节点发送的信息很少，因此内核的输出缓存中应该会有空间，因此这里直接的write操作一般不会出错；
接下来，调用addReplyReplicationBacklog，将积压队列中psync_offset之后的数据复制到客户端输出缓存中，注意这里不需要设置server.slaveseldb为-1，因为从节点是接着上次连接进行的；
最后，调用refreshGoodSlavesCount，更新当前状态正常的从节点数量；
2：addReplyReplicationBacklog函数
主节点确认可以为从节点进行部分重同步时，首先就是调用addReplyReplicationBacklog函数，将积压队列中，全局偏移量为offset的字节，到尾字节之间的所有内容，追加到从节点客户端的输出缓存中。该函数的代码如下：
long long addReplyReplicationBacklog(redisClient *c, long long offset) {
long long j, skip, len;
redisLog(REDIS_DEBUG, "[PSYNC] Slave request offset: %lld", offset);
if (server.repl_backlog_histlen == 0) {
redisLog(REDIS_DEBUG, "[PSYNC] Backlog history len is zero");
return 0;
}
redisLog(REDIS_DEBUG, "[PSYNC] Backlog size: %lld",
server.repl_backlog_size);
redisLog(REDIS_DEBUG, "[PSYNC] First byte: %lld",
server.repl_backlog_off);
redisLog(REDIS_DEBUG, "[PSYNC] History len: %lld",
server.repl_backlog_histlen);
redisLog(REDIS_DEBUG, "[PSYNC] Current index: %lld",
server.repl_backlog_idx);
/* Compute the amount of bytes we need to discard. */
skip = offset - server.repl_backlog_off;
redisLog(REDIS_DEBUG, "[PSYNC] Skipping: %lld", skip);
/* Point j to the oldest byte, that is actaully our
* server.repl_backlog_off byte. */
j = (server.repl_backlog_idx +
(server.repl_backlog_size-server.repl_backlog_histlen)) %
server.repl_backlog_size;
redisLog(REDIS_DEBUG, "[PSYNC] Index of first byte: %lld", j);
/* Discard the amount of data to seek to the specified 'offset'. */
j = (j + skip) % server.repl_backlog_size;
/* Feed slave with data. Since it is a circular buffer we have to
* split the reply in two parts if we are cross-boundary. */
len = server.repl_backlog_histlen - skip;
redisLog(REDIS_DEBUG, "[PSYNC] Reply total length: %lld", len);
while(len) {
long long thislen =
((server.repl_backlog_size - j) < len) ?
(server.repl_backlog_size - j) : len;
redisLog(REDIS_DEBUG, "[PSYNC] addReply() length: %lld", thislen);
addReplySds(c,sdsnewlen(server.repl_backlog + j, thislen));
len -= thislen;
j = 0;
}
return server.repl_backlog_histlen - skip;
}
在该函数中，首先计算需要在积压队列中跳过的字节数skip，offset为从节点所需数据的首字节的全局偏移量，server.repl_backlog_off表示积压队列中最早累积的命令首字节的全局偏移量，因此skip等于offset - server.repl_backlog_off；
接下来，计算积压队列中，最早累积的命令首字节，在积压队列中的索引j，server.repl_backlog_idx-1表示积压队列中，命令尾字节在积压队列中的索引，server.repl_backlog_size表示积压队列的总容量，server.repl_backlog_histlen表示积压队列中累积的命令的大小，因此得到j的值为：(server.repl_backlog_idx+(server.repl_backlog_size-server.repl_backlog_histlen))%server.repl_backlog_size;
接下来，将j置为需要数据首字节相对于积压队列中的索引；然后计算总共需要复制的字节数len；然后就是将数据循环追加到从节点客户端的输出缓存中（追加之前，已经在函数syncCommand保证该输出缓存为空）；
3：feedReplicationBacklog函数
主节点收到客户端发来的命令请求后，除了需要将命令累积到从节点的输出缓存中，还需要将该命令追加到积压队列中。feedReplicationBacklog函数就是用于实现将命令追加到积压队列中的函数。
它的代码如下：
void feedReplicationBacklog(void *ptr, size_t len) {
unsigned char *p = ptr;
server.master_repl_offset += len;
/* This is a circular buffer, so write as much data we can at every
* iteration and rewind the "idx" index if we reach the limit. */
while(len) {
size_t thislen = server.repl_backlog_size - server.repl_backlog_idx;
if (thislen > len) thislen = len;
memcpy(server.repl_backlog+server.repl_backlog_idx,p,thislen);
server.repl_backlog_idx += thislen;
if (server.repl_backlog_idx == server.repl_backlog_size)
server.repl_backlog_idx = 0;
len -= thislen;
p += thislen;
server.repl_backlog_histlen += thislen;
}
if (server.repl_backlog_histlen > server.repl_backlog_size)
server.repl_backlog_histlen = server.repl_backlog_size;
/* Set the offset of the first byte we have in the backlog. */
server.repl_backlog_off = server.master_repl_offset -
server.repl_backlog_histlen + 1;
}
函数中，首先将len增加到主节点复制偏移量server.master_repl_offset中；
然后进入循环，将ptr追加到积压队列中，在循环中：
首先计算本次追加的数据量thislen。server.repl_backlog_size表示积压队列的总容量，server.repl_backlog_idx-1表示积压队列中，累积的命令尾字节在积压队列中的索引，因此thislen等于server.repl_backlog_size-server.repl_backlog_idx，表示在积压队列的尾部之前，还可以追加多少字节。如果thislen大于len，则调整其值；
然后将p中的thislen个字节，复制到首地址为server.repl_backlog+server.repl_backlog_idx的内存中；
接下来更新server.repl_backlog_idx的值，如果其值等于积压队列的总容量，表示已经到达积压队列的尾部，因此下一次添加数据时，需要重新从头部开始，因此置server.repl_backlog_idx为0；
然后更新len和p；
最后更新server.repl_backlog_histlen的值；该值表示积压队列中累积的命令总量；
server.repl_backlog_histlen的值最大不能超过积压队列的总容量，因此将所有数据追加到积压队列后，如果其值已经大于总容量server.repl_backlog_size，则重新置其值为server.repl_backlog_size；
最后，更新server.repl_backlog_off的值，使其满足等式：
server.repl_backlog_histlen=server.master_repl_offset-server.repl_backlog_off+1;
四：定时监测函数replicationCron
主从节点为了探测网络是连通的，每隔一段时间，都会向对方发送一定的心跳信息。
之前在《Resis主从复制之从节点流程》介绍过，从节点在接受完RDB数据之后，清空本身数据库时，以及加载RDB数据时，都会时不时的向主节点发送一个换行符” ”（通过回调函数replicationSendNewlineToMaster实现）；而且，当从节点本身的复制状态变为REDIS_REPL_CONNECTED之后，每隔1秒钟就会向主节点发送一个"REPLCONF ACK <offset>"命令。以上的” ”和"REPLCONF”命令都是从节点向主节点发送的心跳消息。
主节点每隔一段时间，也会向从节点发送”PING”命令，以及换行符” ”。这是主节点向从节点发送的心跳消息。
主从节点收到对方发来的消息后，都会更新一个时间戳。双方都会定时检查各自时间戳的最后更新时间。这样，当主从节点间长时间没有交互时，说明网络出现了问题，主从双方都可以探测到该问题，从而断开连接；
以上这些探测功能就是在定时执行的函数replicationCron中实现的，该函数每隔1秒钟调用一次。该函数的代码如下：
void replicationCron(void) {
static long long replication_cron_loops = 0;
/* Non blocking connection timeout? */
if (server.masterhost &&
(server.repl_state == REDIS_REPL_CONNECTING ||
slaveIsInHandshakeState()) &&
(time(NULL)-server.repl_transfer_lastio) > server.repl_timeout)
{
redisLog(REDIS_WARNING,"Timeout connecting to the MASTER...");
undoConnectWithMaster();
}
/* Bulk transfer I/O timeout? */
if (server.masterhost && server.repl_state == REDIS_REPL_TRANSFER &&
(time(NULL)-server.repl_transfer_lastio) > server.repl_timeout)
{
redisLog(REDIS_WARNING,"Timeout receiving bulk data from MASTER... If the problem persists try to set the 'repl-timeout' parameter in redis.conf to a larger value.");
replicationAbortSyncTransfer();
}
/* Timed out master when we are an already connected slave? */
if (server.masterhost && server.repl_state == REDIS_REPL_CONNECTED &&
(time(NULL)-server.master->lastinteraction) > server.repl_timeout)
{
redisLog(REDIS_WARNING,"MASTER timeout: no data nor PING received...");
freeClient(server.master);
}
/* Check if we should connect to a MASTER */
if (server.repl_state == REDIS_REPL_CONNECT) {
redisLog(REDIS_NOTICE,"Connecting to MASTER %s:%d",
server.masterhost, server.masterport);
if (connectWithMaster() == REDIS_OK) {
redisLog(REDIS_NOTICE,"MASTER <-> SLAVE sync started");
}
}
/* Send ACK to master from time to time.
* Note that we do not send periodic acks to masters that don't
* support PSYNC and replication offsets. */
if (server.masterhost && server.master &&
!(server.master->flags & REDIS_PRE_PSYNC))
replicationSendAck();
/* If we have attached slaves, PING them from time to time.
* So slaves can implement an explicit timeout to masters, and will
* be able to detect a link disconnection even if the TCP connection
* will not actually go down. */
listIter li;
listNode *ln;
robj *ping_argv[1];
/* First, send PING according to ping_slave_period. */
if ((replication_cron_loops % server.repl_ping_slave_period) == 0) {
ping_argv[0] = createStringObject("PING",4);
replicationFeedSlaves(server.slaves, server.slaveseldb,
ping_argv, 1);
decrRefCount(ping_argv[0]);
}
/* Second, send a newline to all the slaves in pre-synchronization
* stage, that is, slaves waiting for the master to create the RDB file.
* The newline will be ignored by the slave but will refresh the
* last-io timer preventing a timeout. In this case we ignore the
* ping period and refresh the connection once per second since certain
* timeouts are set at a few seconds (example: PSYNC response). */
listRewind(server.slaves,&li);
while((ln = listNext(&li))) {
redisClient *slave = ln->value;
if (slave->replstate == REDIS_REPL_WAIT_BGSAVE_START ||
(slave->replstate == REDIS_REPL_WAIT_BGSAVE_END &&
server.rdb_child_type != REDIS_RDB_CHILD_TYPE_SOCKET))
{
if (write(slave->fd, "
", 1) == -1) {
/* Don't worry, it's just a ping. */
}
}
}
/* Disconnect timedout slaves. */
if (listLength(server.slaves)) {
listIter li;
listNode *ln;
listRewind(server.slaves,&li);
while((ln = listNext(&li))) {
redisClient *slave = ln->value;
if (slave->replstate != REDIS_REPL_ONLINE) continue;
if (slave->flags & REDIS_PRE_PSYNC) continue;
if ((server.unixtime - slave->repl_ack_time) > server.repl_timeout)
{
redisLog(REDIS_WARNING, "Disconnecting timedout slave: %s",
replicationGetSlaveName(slave));
freeClient(slave);
}
}
}
/* If we have no attached slaves and there is a replication backlog
* using memory, free it after some (configured) time. */
if (listLength(server.slaves) == 0 && server.repl_backlog_time_limit &&
server.repl_backlog)
{
time_t idle = server.unixtime - server.repl_no_slaves_since;
if (idle > server.repl_backlog_time_limit) {
freeReplicationBacklog();
redisLog(REDIS_NOTICE,
"Replication backlog freed after %d seconds "
"without connected slaves.",
(int) server.repl_backlog_time_limit);
}
}
/* If AOF is disabled and we no longer have attached slaves, we can
* free our Replication Script Cache as there is no need to propagate
* EVALSHA at all. */
if (listLength(server.slaves) == 0 &&
server.aof_state == REDIS_AOF_OFF &&
listLength(server.repl_scriptcache_fifo) != 0)
{
replicationScriptCacheFlush();
}
/* If we are using diskless replication and there are slaves waiting
* in WAIT_BGSAVE_START state, check if enough seconds elapsed and
* start a BGSAVE.
*
* This code is also useful to trigger a BGSAVE if the diskless
* replication was turned off with CONFIG SET, while there were already
* slaves in WAIT_BGSAVE_START state. */
if (server.rdb_child_pid == -1 && server.aof_child_pid == -1) {
time_t idle, max_idle = 0;
int slaves_waiting = 0;
int mincapa = -1;
listNode *ln;
listIter li;
listRewind(server.slaves,&li);
while((ln = listNext(&li))) {
redisClient *slave = ln->value;
if (slave->replstate == REDIS_REPL_WAIT_BGSAVE_START) {
idle = server.unixtime - slave->lastinteraction;
if (idle > max_idle) max_idle = idle;
slaves_waiting++;
mincapa = (mincapa == -1) ? slave->slave_capa :
(mincapa & slave->slave_capa);
}
}
if (slaves_waiting && max_idle > server.repl_diskless_sync_delay) {
/* Start a BGSAVE. Usually with socket target, or with disk target
* if there was a recent socket -> disk config change. */
startBgsaveForReplication(mincapa);
}
}
/* Refresh the number of slaves with lag <= min-slaves-max-lag. */
refreshGoodSlavesCount();
replication_cron_loops++; /* Incremented with frequency 1 HZ. */
}
server.repl_timeout属性是用户在配置文件中配置的"repl-timeout"选项的值，表示主从复制期间最大的超时时间，默认为60秒；
从从节点向主节点建链开始，到读取完主节点发来的RDB数据为止，也就是复制状态从REDIS_REPL_CONNECTING到REDIS_REPL_TRANSFER期间，每当从节点读取到主节点发来的信息后，都会更新server.repl_transfer_lastio属性为当时的Unix时间戳；
当从节点处于REDIS_REPL_CONNECTING状态或者握手状态时，并且最后一次更新server.repl_transfer_lastio的时间已经超过了最大超时时间，则调用函数undoConnectWithMaster，断开与主节点间的连接；
当从节点处于REDIS_REPL_TRANSFER状态（接收RDB数据），并且最后一次更新server.repl_transfer_lastio的时间已经超过了最大超时时间，则调用函数replicationAbortSyncTransfer，终止本次复制过程；
在读取客户端发来的消息的函数readQueryFromClient中，每次从socket描述符上读取到数据后，就会更新客户端结构中的lastinteraction属性。
因此，当从节点处于REDIS_REPL_CONNECTED状态时（命令传播阶段），如果最后一次更新server.master->lastinteractio的时间已经超过了最大超时时间，则调用函数freeClient，断开与主节点间的连接；
以上就是从节点探测网络是否连通的方法；
如果当前从节点的复制状态为REDIS_REPL_CONNECT，则调用connectWithMaster开始向主节点发起建链请求。从节点收到客户端发来的”SLAVEOF”命令，或从节点实例启动，从配置文件中读取到了"slaveof"选项后，就将复制状态置为REDIS_REPL_CONNECT，而在此处开始向主节点发起TCP建链；
如果当前从节点的server.master属性已配置好，说明该从节点已处于REDIS_REPL_CONNECTED状态，并且主节点支持PSYNC命令的情况下，调用函数replicationSendAck向主节点发送"REPLCONF ACK <offset>"消息，这就是从节点向主节点发送心跳消息；
主节点每隔一定时间也会向从节点发送心跳消息，以使从节点可以更新属性server.repl_transfer_lastio的值。
首先是每隔server.repl_ping_slave_period秒，向从节点输出缓存以及积压队列中追加"PING"命令；
然后就是轮训列表server.slaves，对于处于REDIS_REPL_WAIT_BGSAVE_START状态的从节点，或者处于REDIS_REPL_WAIT_BGSAVE_END状态的从节点，且当目前是无硬盘复制的RDB转储时，直接调用write向从节点发送一个换行符；
当主节点将从节点的复制状态置为REDIS_REPL_ONLINE后，每当收到从节点发来的换行符" "（从节点加载RDB数据时发送）或者"REPLCONF ACK <offset>"信息时，就会更新该从节点客户端的repl_ack_time属性。
因此，主节点轮训server.slaves列表，如果其中的某个从节点的repl_ack_time属性的最近一次的更新时间，已经超过了最大超时时间，则调用函数freeClient，断开与从节点间的连接；
以上就是主节点探测网络是否连通的方法；
在freeClient函数中，每当释放了一个从节点客户端后，都会判断列表server.slaves当前长度，如果其长度为0，说明该主节点已经没有连接的从节点了，因此就会设置属性server.repl_no_slaves_since为当时的时间戳；
server.repl_backlog_time_limit属性值表示当主节点没有从节点连接时，积压队列最长的存活时间，该值默认为1个小时。
因此，如果主节点当前已没有从节点连接，并且配置了server.repl_backlog_time_limit属性值，并且积压队列还存在的情况下，则判断属性server.repl_no_slaves_since最近一次更新时间是否已经超过配置的server.repl_backlog_time_limit属性值，若已超过，则调用freeReplicationBacklog释放积压队列；
如果主节点当前已没有从节点连接，并且Redis实例关闭了AOF功能，并且列表server.repl_scriptcache_fifo的长度非0，则调用函数replicationScriptCacheFlush；
之前在函数syncCommand中介绍过，如果当前没有进行RDB数据转储，则当支持无硬盘复制的RDB数据的从节点的"PSYNC"命令到来时，并非立即启动BGSAVE操作，而是等待一段时间再开始。这是因为无硬盘复制的RDB数据无法复用，Redis通过这种方式来等待更多的从节点到来，从而减少执行BGSAVE操作的次数；
配置文件中"repl-diskless-sync-delay"选项的值，记录在server.repl_diskless_sync_delay中，该值就是主节点等待的最大时间。
因此，轮训列表server.slaves，针对其中处于REDIS_REPL_WAIT_BGSAVE_START状态的从节点，得到这些从节点的空闲时间的最大值max_idle，以及能力的最小值mincapa；
轮训完之后，如果max_idle大于选项server.repl_diskless_sync_delay的值，则以参数mincapa调用函数startBgsaveForReplication，开始BGSAVE操作；
最后，调用refreshGoodSlavesCount，更新当前状态正常的从节点数量。
五：min-slaves选项
Redis主节点可以配置"min-slaves-to-write"和"min-slaves-max-lag"两个选项用于防止主节点在不安全的情况下执行写命令。
这两个选项的意义在于：如果从节点与主节点的最后交互时间，距离当前时间小于"min-slaves-max-lag"的值，则认为该从节点状态是连接的。主节点定时计算当前状态为连接的从节点数目，如果该数目小于"min-slaves-to-write"的值，则主节点拒绝执行写数据库的命令。
计算当前状态为连接的从节点数目，是通过函数refreshGoodSlavesCount实现的。该函数会在定时函数replicationCron中调用，也就是每隔1秒就会调用一次。该函数的代码如下：
void refreshGoodSlavesCount(void) {
listIter li;
listNode *ln;
int good = 0;
if (!server.repl_min_slaves_to_write ||
!server.repl_min_slaves_max_lag) return;
listRewind(server.slaves,&li);
while((ln = listNext(&li))) {
redisClient *slave = ln->value;
time_t lag = server.unixtime - slave->repl_ack_time;
if (slave->replstate == REDIS_REPL_ONLINE &&
lag <= server.repl_min_slaves_max_lag) good++;
}
server.repl_good_slaves_count = good;
}
从节点的复制状态为REDIS_REPL_ONLINE之后，主节点收到从节点发来的”REPLCONF ACK <offset>”命令时，就会更新该从节点客户端repl_ack_time属性，以此属性判断从节点与主节点的最后交互时间。
该函数中，如果没有配置server.repl_min_slaves_to_write或者server.repl_min_slaves_max_lag，则直接返回；
然后轮训列表server.slaves，针对其中的每个从节点客户端，得到其slave->repl_ack_time属性与当前时间的差值，如果该差值小于等于server.repl_min_slaves_max_lag的值，则说明该从节点状态良好，计数器加1。
最后将状态良好的从节点数目更新到server.repl_good_slaves_count中。
在处理客户端命令的函数processCommand中，有下面的代码：
/* Don't accept write commands if there are not enough good slaves and
* user configured the min-slaves-to-write option. */
if (server.masterhost == NULL &&
server.repl_min_slaves_to_write &&
server.repl_min_slaves_max_lag &&
c->cmd->flags & REDIS_CMD_WRITE &&
server.repl_good_slaves_count < server.repl_min_slaves_to_write)
{
flagTransaction(c);
addReply(c, shared.noreplicaserr);
return REDIS_OK;
}
因此，只要当前要执行的是写数据库命令，而且server.repl_good_slaves_count的值小于server.repl_min_slaves_to_write的值，则会回复客户端错误信息，并直接返回而不再处理。
六：WAIT命令
WAIT命令是自Redis3.0.0版本开始引入的。客户端发送”WAIT <numslaves> <timeout>”命令后，会被阻塞。直到以下的两个条件之一发生：
a：在WAIT命令之前的写数据库命令，都已经发给从库，并且至少<numslaves>个从库确认收到了；
b：超时时间 <timeout>（毫秒）到时；
WAIT命令返回时，不管是正常返回，还是超时返回，返回的结果都是已经确认收到WAIT之前的写命令的从节点个数。
注意，如果WATI命令在MULTI事务中执行的，那该命令会立即返回已经确认的从节点个数。
如果timeout置为0，则表示永久等待；
主节点收到客户端发来的WAIT命令后，调用waitCommand函数处理。该函数的代码如下：
void waitCommand(redisClient *c) {
mstime_t timeout;
long numreplicas, ackreplicas;
long long offset = c->woff;
/* Argument parsing. */
if (getLongFromObjectOrReply(c,c->argv[1],&numreplicas,NULL) != REDIS_OK)
return;
if (getTimeoutFromObjectOrReply(c,c->argv[2],&timeout,UNIT_MILLISECONDS)
!= REDIS_OK) return;
/* First try without blocking at all. */
ackreplicas = replicationCountAcksByOffset(c->woff);
if (ackreplicas >= numreplicas || c->flags & REDIS_MULTI) {
addReplyLongLong(c,ackreplicas);
return;
}
/* Otherwise block the client and put it into our list of clients
* waiting for ack from slaves. */
c->bpop.timeout = timeout;
c->bpop.reploffset = offset;
c->bpop.numreplicas = numreplicas;
listAddNodeTail(server.clients_waiting_acks,c);
blockClient(c,REDIS_BLOCKED_WAIT);
/* Make sure that the server will send an ACK request to all the slaves
* before returning to the event loop. */
replicationRequestAckFromSlaves();
}
每当客户端的命令被处理后（在processCommand中，调用call函数之后），都会更新c->woff的值为当时的复制偏移量server.master_repl_offset，因此，只要从节点客户端的slave->repl_ack_off属性大于该值，就说明该从节点已经确认了WAIT之前的写命令；
函数中，首先从命令参数中取出numreplicas和timeout；注意，命令参数中的<timeout>是个相对毫秒值，比如3000等；而这里取出的timeout，会被转换为绝对时间戳；
接着调用replicationCountAcksByOffset函数，得到当前已经发送来确认的从节点个数ackreplicas；如果ackreplicas大于等于numreplicas，或者当前客户端正在执行MULTI事务处理，则立即返回给客户端ackreplicas信息，并返回；
其他情况下，将WAIT命令参数，以及offset记录到c->bpop中。然后将该客户端追加到列表server.clients_waiting_acks中；并调用函数blockClient，将客户端标志位阻塞的；
最后，调用replicationRequestAckFromSlaves，置标志位server.get_ack_from_slaves为1：
c->bpop.timeout = timeout;
c->bpop.reploffset = offset;
c->bpop.numreplicas = numreplicas;
listAddNodeTail(server.clients_waiting_acks,c);
blockClient(c,REDIS_BLOCKED_WAIT);
/* Make sure that the server will send an ACK request to all the slaves
* before returning to the event loop. */
replicationRequestAckFromSlaves();
1：超时检查
在定时执行的函数clientsCronHandleTimeout中，会检查客户端的c->bpop.timeout属性，一旦客户端的bpop.timeout属性小于当前时间戳，说明该客户端的WAIT超时时间到时了，因此会调用replyToBlockedClientTimedOut，向客户端返回当前已发来WAIT确认的从节点个数，并调用unblockClient解除该客户端的阻塞。
2：确认检查
将server.get_ack_from_slaves属性置为1后，在每次事件处理函数aeProcessEvents调用之前，都会调用的beforeSleep函数中，判断该属性为1后，就会调用函数replicationFeedSlaves，向所有从节点的输出缓存中，以及积压队列中，追加命令"REPLCONF GETACK *"，也就是相当于向从节点发送该命令，然后置server.get_ack_from_slaves为0。从节点收到该命令后，就会向主节点返回"REPLCONF GETACK <offset>"命令。
beforeSleep中，该部分代码如下：
/* Send all the slaves an ACK request if at least one client blocked
* during the previous event loop iteration. */
if (server.get_ack_from_slaves) {
robj *argv[3];
argv[0] = createStringObject("REPLCONF",8);
argv[1] = createStringObject("GETACK",6);
argv[2] = createStringObject("*",1); /* Not used argument. */
replicationFeedSlaves(server.slaves, server.slaveseldb, argv, 3);
decrRefCount(argv[0]);
decrRefCount(argv[1]);
decrRefCount(argv[2]);
server.get_ack_from_slaves = 0;
}
/* Unblock all the clients blocked for synchronous replication
* in WAIT. */
if (listLength(server.clients_waiting_acks))
processClientsWaitingReplicas();
/* Try to process pending commands for clients that were just unblocked. */
if (listLength(server.unblocked_clients))
processUnblockedClients();
在beforeSleep中，只要列表server.clients_waiting_acks不为空，就调用函数processClientsWaitingReplicas，找到哪些因WAIT而阻塞的客户端可以解除阻塞了。函数processClientsWaitingReplicas的代码如下：
void processClientsWaitingReplicas(void) {
long long last_offset = 0;
int last_numreplicas = 0;
listIter li;
listNode *ln;
listRewind(server.clients_waiting_acks,&li);
while((ln = listNext(&li))) {
redisClient *c = ln->value;
/* Every time we find a client that is satisfied for a given
* offset and number of replicas, we remember it so the next client
* may be unblocked without calling replicationCountAcksByOffset()
* if the requested offset / replicas were equal or less. */
if (last_offset && last_offset > c->bpop.reploffset &&
last_numreplicas > c->bpop.numreplicas)
{
unblockClient(c);
addReplyLongLong(c,last_numreplicas);
} else {
int numreplicas = replicationCountAcksByOffset(c->bpop.reploffset);
if (numreplicas >= c->bpop.numreplicas) {
last_offset = c->bpop.reploffset;
last_numreplicas = numreplicas;
unblockClient(c);
addReplyLongLong(c,numreplicas);
}
}
}
}
轮训列表server.clients_waiting_acks，针对其中的每一个客户端：
调用replicationCountAcksByOffset函数，得到当前复制偏移量大于c->bpop.reploffset的从节点个数numreplicas，如果numreplicas大于该客户端的c->bpop.numreplicas属性，说明该客户端的WAIT命令可以接触阻塞了，因此调用unblockClient解除该客户端的阻塞，并回复给该客户端numreplicas信息；
并且，将numreplicas记录到last_numreplicas中，将刚接触阻塞的客户端的c->bpop.reploffset属性记录到last_offset中。这样，当后续轮训其他客户端时，只要last_numreplicas大于该客户端的c->bpop.numreplicas，并且last_offset大于客户端的c->bpop.reploffset，说明该客户端也满足解除WAIT阻塞的条件，因此可以无需调用replicationCountAcksByOffset函数，而直接调用unblockClient解除该客户端的阻塞，并回复给该客户端numreplicas信息。
主从复制相关的代码注释，可以参考：
https://github.com/gqtc/redis-3.0.5/blob/master/redis-3.0.5/src/replication.c