一、Redis 主从同步
Redis主从同步。数据可以从主服务器向任意数量的从服务器上同步，从服务器可以是关联其他从服务器的主服务器。这使得Redis可执行单层树复制。存盘可以有意无意的对数据进行写操作。由于完全实现了发布/订阅机制，使得从数据库在任何地方同步树时，可订阅一个频道并接收主服务器完整的消息发布 记录。同步对读取操作的可扩展性和数据冗余很有帮助。
Redis的主从结构可以采用一主多从或者级联结构，Redis主从复制可以根据是否是全量分为全量同步和增量同步。
全量同步
Redis全量复制一般发生在Slave初始化阶段，这时Slave需要将Master上的所有数据都复制一份。具体步骤如下：
1）从服务器连接主服务器，发送SYNC命令；
2）主服务器接收到SYNC命名后，开始执行BGSAVE命令生成RDB文件并使用缓冲区记录此后执行的所有写命令；
3）主服务器BGSAVE执行完后，向所有从服务器发送快照文件，并在发送期间继续记录被执行的写命令；
4）从服务器收到快照文件后丢弃所有旧数据，载入收到的快照；
5）主服务器快照发送完毕后开始向从服务器发送缓冲区中的写命令；
6）从服务器完成对快照的载入，开始接收命令请求，并执行来自主服务器缓冲区的写命令；
完成上面几个步骤后就完成了从服务器数据初始化的所有操作，从服务器此时可以接收来自用户的读请求。
增量同步
Redis增量复制是指Slave初始化后开始正常工作时主服务器发生的写操作同步到从服务器的过程。增量复制的过程主要是主服务器每执行一个写命令就会向从服务器发送相同的写命令，从服务器接收并执行收到的写命令。
Redis主从同步策略
主从刚刚连接的时候，进行全量同步；全同步结束后，进行增量同步。当然，如果有需要，slave 在任何时候都可以发起全量同步。redis 策略是，无论如何，首先会尝试进行增量同步，如不成功，要求从机进行全量同步。
注意点
如果多个Slave断线了，需要重启的时候，因为只要Slave启动，就会发送sync请求和主机全量同步，当多个同时出现的时候，可能会导致Master IO剧增宕机。
三、Redis Sentinel（哨兵）架构下的高可用
Redis的主从复制下，一旦主节点由于故障不能提供服务，需要人工将从节点晋升为主节点，同时还要通知应用方更新主节点地址，对于很多应用场景这种故障处理的方法是无法接受的。但是Redis从2.8开始正式提供了Redis Sentinel（哨兵）架构来解决这个问题。
Redis Sentinel是一个分布式架构，其中包含若干个Sentinel节点和Redis数据节点，每个Sentinel节点会对数据节点和其余Sentinel节点进行监控，当它发现节点不可达时，会对节点做下线标识。如果被标识的是主节点，它还会和其他Sentinel节点进行“协商”，当大多数Sentinel节点都认为主节点不可达时，它们会选举出一个Sentinel节点来完成自动故障转移的工作，同时会将这个变化通知给Redis应用方。整个过程完全是自动的，不需要人工来介入，所以这套方案很有效地解决了Redis的高可用问题。
实现原理：
三个定时监控任务
1）每隔10秒，每个Sentinel节点会向主节点和从节点发送info命令获取最新的拓扑结构。
2）每隔2秒，每个Sentinel节点会向Redis数据节点的__sentinel__:hello频道上发送该Sentinel节点对于主节点的判断以及当前Sentinel节点的信息，同时每个Sentinel节点也会订阅该频道，来了解其他Sentinel节点以及它们对主节点的判断。
3）每隔一秒，每个Sentinel节点会向主节点、从节点、其余Sentinel节点发送一条ping命令做一次心跳检测，来确认这些节点当前是否可达。
主观下线
因为每隔一秒，每个Sentinel节点会向主节点、从节点、其余Sentinel节点发送一条ping命令做一次心跳检测，当这些节点超过down-after-milliseconds没有进行有效回复，Sentinel节点就会对该节点做失败判定，这个行为叫做主观下线。
客观下线
当Sentinel主观下线的节点是主节点时，该Sentinel节点会向其他Sentinel节点询问对主节点的判断，当超过<quorum>个数，那么意味着大部分的Sentinel节点都对这个主节点的下线做了同意的判定，于是该Sentinel节点认为主节点确实有问题，这时该Sentinel节点会做出客观下线的决定。
领导者Sentinel节点选举
Raft算法：假设s1(sentinel-1)最先完成客观下线，它会向其余Sentinel节点发送命令，请求成为领导者；收到命令的Sentinel节点如果没有同意过其他Sentinel节点的请求，那么就会同意s1的请求，否则拒绝；如果s1发现自己的票数已经大于等于某个值，那么它将成为领导者。
故障转移
1）领导者Sentinel节点在从节点列表中选出一个节点作为新的主节点
2）上一步的选取规则是与主节点复制相似度最高的从节点
3）领导者Sentinel节点让剩余的从节点成为新的主节点的从节点
4）Sentinel节点集合会将原来的主节点更新为从节点，并保持着对其关注，当其恢复后命令它去复制新的主节点
四、Redis Cluster（集群）下的高可用
实现原理：
主观下线
集群中每个节点都会定期向其他节点发送ping消息，接受节点回复ping消息作为响应。如果在cluster-node-timeout时间内通信一直失败，则发送节点会认为接收节点存在故障，把接受节点标记为主观下线(pfail)状态。
客观下线
1)当某个节点判断另一个节点主观下线后，相应的节点状态会跟随消息在集群内传播。
2)假设节点a标记节点b为主观下线，一段时间后节点a通过消息把节点b的状态发送到其他节点，当其他节点收到消息并解析出消息体中含有b的pfail状态，把节点b加入下线报告链表；
3)当某一节点c收到节点b的pfail状态时，此时有超过一半的槽主节点都标记了节点b为pfail状态时，则标记故障节点b为客观下线；
4)向集群广播一条pfail消息，通知集群内的所有节点标记故障节点b为客观下线状态并立刻生效，同时通知故障节点b的从节点触发故障转移流程。
故障恢复
1)资格检查
若从节点与主节点断线时间超过一定时间，则不具备资格
2)准备选举时间
当从节点符合故障转移资格后，要等待一段选举时间后才开始选举
在故障节点的所有从节点中，复制偏移量最大的那个从节点最先开始（与主节点的数据最一致）进行选举，然后是次大的节点开始选举.....剩下其余的从节点等待到它们的选举时间到达后再进行选举
3)发起选举
4)选举投票
只有持有槽的主节点才具有一张唯一的选票，从从节点收集到N/2 + 1个持有槽的主节点投票时，从节点可以执行替换主节点操作
5)替换主节点
当从节点收集到足够的选票之后，触发替换主节点操作
当前从节点取消复制变为主节点
撤销故障主节点负责的槽，并把这些槽委派给自己
向集群广播自己的pong消息，通知集群内所有的节点当前从节点变为主节点并接管了故障主节点的槽信息
五：其他
Redis主从复制的配置十分简单，它可以使从服务器是主服务器的完全拷贝。需要清除Redis主从复制的几点重要内容：
1）Redis使用异步复制。但从Redis 2.8开始，从服务器会周期性的应答从复制流中处理的数据量。
2）一个主服务器可以有多个从服务器。
3）从服务器也可以接受其他从服务器的连接。除了多个从服务器连接到一个主服务器之外，多个从服务器也可以连接到一个从服务器上，形成一个
图状结构。
4）Redis主从复制不阻塞主服务器端。也就是说当若干个从服务器在进行初始同步时，主服务器仍然可以处理请求。
5）主从复制也不阻塞从服务器端。当从服务器进行初始同步时，它使用旧版本的数据来应对查询请求，假设你在redis.conf配置文件是这么配置的。
否则的话，你可以配置当复制流关闭时让从服务器给客户端返回一个错误。但是，当初始同步完成后，需要删除旧的数据集和加载新的数据集，在
这个短暂的时间内，从服务器会阻塞连接进来的请求。
6）主从复制可以用来增强扩展性，使用多个从服务器来处理只读的请求（比如，繁重的排序操作可以放到从服务器去做），也可以简单的用来做数据冗余。
7）使用主从复制可以为主服务器免除把数据写入磁盘的消耗：在主服务器的redis.conf文件中配置“避免保存”（注释掉所有“保存“命令），然后连接一个配
置为“进行保存”的从服务器即可。但是这个配置要确保主服务器不会自动重启（要获得更多信息请阅读下一段）
主从复制的一些特点：
1）采用异步复制；
2）一个主redis可以含有多个从redis；
3）每个从redis可以接收来自其他从redis服务器的连接；
4）主从复制对于主redis服务器来说是非阻塞的，这意味着当从服务器在进行主从复制同步过程中，主redis仍然可以处理外界的访问请求；
5）主从复制对于从redis服务器来说也是非阻塞的，这意味着，即使从redis在进行主从复制过程中也可以接受外界的查询请求，只不过这时候从redis返回的是以前老的数据，
如果你不想这样，那么在启动redis时，可以在配置文件中进行设置，那么从redis在复制同步过程中来自外界的查询请求都会返回错误给客户端；（虽然说主从复制过程中
对于从redis是非阻塞的，但是当从redis从主redis同步过来最新的数据后还需要将新数据加载到内存中，在加载到内存的过程中是阻塞的，在这段时间内的请求将会被阻，
但是即使对于大数据集，加载到内存的时间也是比较多的）；
6）主从复制提高了redis服务的扩展性，避免单个redis服务器的读写访问压力过大的问题，同时也可以给为数据备份及冗余提供一种解决方案；
7）为了编码主redis服务器写磁盘压力带来的开销，可以配置让主redis不在将数据持久化到磁盘，而是通过连接让一个配置的从redis服务器及时的将相关数据持久化到磁盘，
不过这样会存在一个问题，就是主redis服务器一旦重启，因为主redis服务器数据为空，这时候通过主从同步可能导致从redis服务器上的数据也被清空；
Redis大概主从同步是实现：
全量同步：
master服务器会开启一个后台进程用于将redis中的数据生成一个rdb文件，与此同时，服务器会缓存所有接收到的来自客户端的写命令（包含增、删、改），当后台保存进程
处理完毕后，会将该rdb文件传递给slave服务器，而slave服务器会将rdb文件保存在磁盘并通过读取该文件将数据加载到内存，在此之后master服务器会将在此期间缓存的
命令通过redis传输协议发送给slave服务器，然后slave服务器将这些命令依次作用于自己本地的数据集上最终达到数据的一致性。
部分同步：
从redis 2.8版本以前，并不支持部分同步，当主从服务器之间的连接断掉之后，master服务器和slave服务器之间都是进行全量数据同步，但是从redis 2.8开
始，即使主从连接中途断掉，也不需要进行全量同步，因为从这个版本开始融入了部分同步的概念。部分同步的实现依赖于在master服务器内存中给每个slave服务器维护了
一份同步日志和同步标识，每个slave服务器在跟master服务器进行同步时都会携带自己的同步标识和上次同步的最后位置。当主从连接断掉之后，slave服务器隔断时间
（默认1s）主动尝试和master服务器进行连接，如果从服务器携带的偏移量标识还在master服务器上的同步备份日志中，那么就从slave发送的偏移量开始继续上次的同步
操作，如果slave发送的偏移量已经不再master的同步备份日志中（可能由于主从之间断掉的时间比较长或者在断掉的短暂时间内master服务器接收到大量的写操作），则
必须进行一次全量更新。在部分同步过程中，master会将本地记录的同步备份日志中记录的指令依次发送给slave服务器从而达到数据一致。
主从同步中需要注意几个问题：
1）在上面的全量同步过程中，master会将数据保存在rdb文件中然后发送给slave服务器，但是如果master上的磁盘空间有效怎么办呢？那么此时全部同步对于master来说
将是一份十分有压力的操作了。此时可以通过无盘复制来达到目的，由master直接开启一个socket将rdb文件发送给slave服务器。（无盘复制一般应用在磁盘空间有限但是网
络状态良好的情况下）。
2）主从复制结构，一般slave服务器不能进行写操作，但是这不是死的，之所以这样是为了更容易的保证主和各个从之间数据的一致性，如果slave服务器上数据进行了修改，
那么要保证所有主从服务器都能一致，可能在结构上和处理逻辑上更为负责。不过你也可以通过配置文件让从服务器支持写操作。（不过所带来的影响还得自己承担）
3）主从服务器之间会定期进行通话，但是如果master上设置了密码，那么如果不给slave设置密码就会导致slave不能跟master进行任何操作，所以如果你的master服务器
上有密码，那么也给slave相应的设置一下密码吧（通过设置配置文件中的masterauth）;
4）关于slave服务器上过期键的处理，由master服务器负责键的过期删除处理，然后将相关删除命令已数据同步的方式同步给slave服务器，slave服务器根据删除命令删除本地的key。
当主服务器不进行持久化时复制的安全性：
在进行主从复制设置时，强烈建议在主服务器上开启持久化，当不能这么做时，比如考虑到延迟的问题，应该将实例配置为避免自动重启。
为什么不持久化的主服务器自动重启非常危险呢？
为了更好的理解这个问题，看下面这个失败的例子，其中主服务器和从服务器中数据库都被删除了。
设置节点A为主服务器，关闭持久化，节点B和C从节点A复制数据。
这时出现了一个崩溃，但Redis具有自动重启系统，重启了进程，因为关闭了持久化，节点重启后只有一个空的数据集。
节点B和C从节点A进行复制，现在节点A是空的，所以节点B和C上的复制数据也会被删除。
当在高可用系统中使用Redis Sentinel，关闭了主服务器的持久化，并且允许自动重启，这种情况是很危险的。
比如主服务器可能在很短的时间就完成了重启，以至于Sentinel都无法检测到这次失败，那么上面说的这种失败的情况就发生了。
如果数据比较重要，并且在使用主从复制时关闭了主服务器持久化功能的场景中，都应该禁止实例自动重启。
Redis主从复制是如何工作的：
如果设置了一个从服务器，在连接时它发送了一个SYNC命令，不管它是第一次连接还是再次连接都没有关系。
然后主服务器开始后台存储，并且开始缓存新连接进来的修改数据的命令。当后台存储完成后，主服务器把数据文件发送到从服务器，
从服务器将其保存在磁盘上，然后加载到内存中。然后主服务器把刚才缓存的命令发送到从服务器。这是作为命令流来完成的，并且
和Redis协议本身格式相同。
你可以通过telnet自己尝试一下。在Redis服务器工作时连接到Redis端口，发送SYNC命令，会看到一个批量的传输，并且主服务器接收
的每一个命令都会通过telnet会话重新发送一遍。
当主从服务器之间的连接由于某些原因断开时，从服务器可以自动进行重连接。当有多个从服务器同时请求同步时，主服务器只进行一个后台存储。
当连接断开又重新连上之后，一般都会进行一个完整的重新同步，但是从Redis2.8开始，只重新同步一部分也可以。
部分重新同步
从Redis 2.8开始，如果遭遇连接断开，重新连接之后可以从中断处继续进行复制，而不必重新同步。
它的工作原理是这样：
主服务器端为复制流维护一个内存缓冲区（in-memory backlog）。主从服务器都维护一个复制偏移量（replication offset）和master run id ，
当连接断开时，从服务器会重新连接上主服务器，然后请求继续复制，假如主从服务器的两个master run id相同，并且指定的偏移量在内存缓冲
区中还有效，复制就会从上次中断的点开始继续。如果其中一个条件不满足，就会进行完全重新同步（在2.8版本之前就是直接进行完全重新同步）。
因为主运行id不保存在磁盘中，如果从服务器重启了的话就只能进行完全同步了。
部分重新同步这个新特性内部使用PSYNC命令，旧的实现中使用SYNC命令。Redis2.8版本可以检测出它所连接的服务器是否支持PSYNC命令，不支持的
话使用SYNC命令。
无磁盘复制
通常来讲，一个完全重新同步需要在磁盘上创建一个RDB文件，然后加载这个文件以便为从服务器发送数据。
如果使用比较低速的磁盘，这种操作会给主服务器带来较大的压力。Redis从2.8.18版本开始尝试支持无磁盘的复制。
使用这种设置时，子进程直接将RDB通过网络发送给从服务器，不使用磁盘作为中间存储。
参考博客：https://www.cnblogs.com/daofaziran/p/10978628.html