redis主从复制详述

一、主从复制详述

原理其实很简单，master启动会生成一个run id，首次同步时会发送给slave，slave同步命令会带上run id以及offset，显然，slave启动（初次，重启）内存中没有run id，所以

master收到后会全量同步，发生网络抖动时，slave发生的同步命令会带上run id以及offset，master就知道去缓存中对应的偏移量开始到结尾那一段的命令发送给slave进行增量

同步。在正常运行过程中，master每收到一个数据变更命令都会发送到所有slave上。

1 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(之所以是向所有从服务器发送应该是因为初始化是几乎同时收到SYNC命令，归根到底是向所有发送了SYNC命令的slave发送RDB文件，你可能会想，master会不会重复生成rdb这个动作，答案是不会的，因为bgsave和bgrewriteaof不会同时执行，如果执行bgsave发现有子进程在执行bgsave，则会立即返回)发送快照文件，并在发送期间继续用缓存区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。

2 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，同时记入缓存中，如果slave临时掉线了，接上来后可以同步这段时间的数据。 

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。

3 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。

4 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。

 

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以上是根据搜索总结出来的，下面贴出看到的一篇好文：

 

原文链接：https://www.cnblogs.com/kismetv/p/9236731.html

前言

在前面的两篇文章中，分别介绍了Redis的内存模型和Redis的持久化。

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。

这篇文章中，将详细介绍Redis主从复制的方方面面，包括：如何使用主从复制、主从复制的原理（重点是全量复制和部分复制、以及心跳机制）、实际应用中需要注意的问题（如数据不一致问题、复制超时问题、复制缓冲区溢出问题）、主从复制相关的配置（重点是repl-timeout、client-output-buffer-limit slave）等。

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

主从复制的作用主要包括：

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。

二、如何使用主从复制

为了更直观的理解主从复制，在介绍其内部原理之前，先说明我们需要如何操作才能开启主从复制。

1. 建立复制

需要注意，主从复制的开启，完全是在从节点发起的；不需要我们在主节点做任何事情。

从节点开启主从复制，有3种方式：

（1）配置文件

在从服务器的配置文件中加入：slaveof <masterip> <masterport>

（2）启动命令

redis-server启动命令后加入 --slaveof <masterip> <masterport>

（3）客户端命令

Redis服务器启动后，直接通过客户端执行命令：slaveof <masterip> <masterport>，则该Redis实例成为从节点。

上述3种方式是等效的，下面以客户端命令的方式为例，看一下当执行了slaveof后，Redis主节点和从节点的变化。

2. 实例

准备工作：启动两个节点

方便起见，实验所使用的主从节点是在一台机器上的不同Redis实例，其中主节点监听6379端口，从节点监听6380端口；从节点监听的端口号可以在配置文件中修改：

启动后可以看到：

两个Redis节点启动后（分别称为6379节点和6380节点），默认都是主节点。

建立复制

此时在6380节点执行slaveof命令，使之变为从节点：

观察效果

下面验证一下，在主从复制建立后，主节点的数据会复制到从节点中。

（1）首先在从节点查询一个不存在的key：

（2）然后在主节点中增加这个key：

（3）此时在从节点中再次查询这个key，会发现主节点的操作已经同步至从节点：

（4）然后在主节点删除这个key：

（5）此时在从节点中再次查询这个key，会发现主节点的操作已经同步至从节点：

3. 断开复制

通过slaveof <masterip> <masterport>命令建立主从复制关系以后，可以通过slaveof no one断开。需要注意的是，从节点断开复制后，不会删除已有的数据，只是不再接受主节点新的数据变化。

从节点执行slaveof no one后，打印日志如下所示；可以看出断开复制后，从节点又变回为主节点。

主节点打印日志如下：

三、主从复制的实现原理

上面一节中，介绍了如何操作可以建立主从关系；本小节将介绍主从复制的实现原理。

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；下面分别进行介绍。

1. 连接建立阶段

该阶段的主要作用是在主从节点之间建立连接，为数据同步做好准备。

步骤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。

这个过程中，可以看到从节点打印日志如下：

步骤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。

这个过程中，从节点打印日志如下：

步骤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。

在主节点返回pong情况下，从节点打印日志如下：

步骤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。

步骤5：发送从节点端口信息

身份验证之后，从节点会向主节点发送其监听的端口号（前述例子中为6380），主节点将该信息保存到该从节点对应的客户端的slave_listening_port字段中；该端口信息除了在主节点中执行info Replication时显示以外，没有其他作用。

2. 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。

3. 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。

四、【数据同步阶段】全量复制和部分复制

在Redis2.8以前，从节点向主节点发送sync命令请求同步数据，此时的同步方式是全量复制；在Redis2.8及以后，从节点可以发送psync命令请求同步数据，此时根据主从节点当前状态的不同，同步方式可能是全量复制或部分复制。后文介绍以Redis2.8及以后版本为例。

1. 全量复制：用于初次复制或其他无法进行部分复制的情况，将主节点中的所有数据都发送给从节点，是一个非常重型的操作。
2. 部分复制：用于网络中断等情况后的复制，只将中断期间主节点执行的写命令发送给从节点，与全量复制相比更加高效。需要注意的是，如果网络中断时间过长，导致主节点没有能够完整地保存中断期间执行的写命令，则无法进行部分复制，仍使用全量复制。

1. 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全量复制；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

下面是执行全量复制时，主从节点打印的日志；可以看出日志内容与上述步骤是完全对应的。

主节点的打印日志如下：

从节点打印日志如下图所示：

其中，有几点需要注意：从节点接收了来自主节点的89260个字节的数据；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

2. 部分复制

由于全量复制在主节点数据量较大时效率太低，因此Redis2.8开始提供部分复制，用于处理网络中断时的数据同步。

部分复制的实现，依赖于三个重要的概念：

（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。

3. psync命令的执行

在了解了复制偏移量、复制积压缓冲区、节点运行id之后，本节将介绍psync命令的参数和返回值，从而说明psync命令执行过程中，主从节点是如何确定使用全量复制还是部分复制的。

psync命令的执行过程可以参见下图（图片来源：《Redis设计与实现》）：

（1）首先，从节点根据当前状态，决定如何调用psync命令：

• 如果从节点之前未执行过slaveof或最近执行了slaveof no one，则从节点发送命令为psync ? -1，向主节点请求全量复制；
• 如果从节点之前执行了slaveof，则发送命令为psync <runid> <offset>，其中runid为上次复制的主节点的runid，offset为上次复制截止时从节点保存的复制偏移量。

（2）主节点根据收到的psync命令，及当前服务器状态，决定执行全量复制还是部分复制：

• 如果主节点版本低于Redis2.8，则返回-ERR回复，此时从节点重新发送sync命令执行全量复制；
• 如果主节点版本够新，且runid与从节点发送的runid相同，且从节点发送的offset之后的数据在复制积压缓冲区中都存在，则回复+CONTINUE，表示将进行部分复制，从节点等待主节点发送其缺少的数据即可；
• 如果主节点版本够新，但是runid与从节点发送的runid不同，或从节点发送的offset之后的数据已不在复制积压缓冲区中(在队列中被挤出了)，则回复+FULLRESYNC <runid> <offset>，表示要进行全量复制，其中runid表示主节点当前的runid，offset表示主节点当前的offset，从节点保存这两个值，以备使用。

4. 部分复制演示

在下面的演示中，网络中断几分钟后恢复，断开连接的主从节点进行了部分复制；为了便于模拟网络中断，本例中的主从节点在局域网中的两台机器上。

网络中断

网络中断一段时间后，主节点和从节点都会发现失去了与对方的连接（关于主从节点对超时的判断机制，后面会有说明）；此后，从节点便开始执行对主节点的重连，由于此时网络还没有恢复，重连失败，从节点会一直尝试重连。

主节点日志如下：

从节点日志如下：

网络恢复

网络恢复后，从节点连接主节点成功，并请求进行部分复制，主节点接收请求后，二者进行部分复制以同步数据。

主节点日志如下：

从节点日志如下：

五、【命令传播阶段】心跳机制

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。心跳机制对于主从复制的超时判断、数据安全等有作用。

1.主->从：PING

每隔指定的时间，主节点会向从节点发送PING命令，这个PING命令的作用，主要是为了让从节点进行超时判断。

PING发送的频率由repl-ping-slave-period参数控制，单位是秒，默认值是10s。

关于该PING命令究竟是由主节点发给从节点，还是相反，有一些争议；因为在Redis的官方文档中，对该参数的注释中说明是从节点向主节点发送PING命令，如下图所示：

但是根据该参数的名称(含有ping-slave)，以及代码实现，我认为该PING命令是主节点发给从节点的。相关代码如下：

2. 从->主：REPLCONF ACK

在命令传播阶段，从节点会向主节点发送REPLCONF ACK命令，频率是每秒1次；命令格式为：REPLCONF ACK {offset}，其中offset指从节点保存的复制偏移量。REPLCONF ACK命令的作用包括：

（1）实时监测主从节点网络状态：该命令会被主节点用于复制超时的判断。此外，在主节点中使用info Replication，可以看到其从节点的状态中的lag值，代表的是主节点上次收到该REPLCONF ACK命令的时间间隔，在正常情况下，该值应该是0或1，如下图所示：

（2）检测命令丢失：从节点发送了自身的offset，主节点会与自己的offset对比，如果从节点数据缺失（如网络丢包），主节点会推送缺失的数据（这里也会利用复制积压缓冲区）。注意，offset和复制积压缓冲区，不仅可以用于部分复制，也可以用于处理命令丢失等情形；区别在于前者是在断线重连后进行的，而后者是在主从节点没有断线的情况下进行的。

（3）辅助保证从节点的数量和延迟：Redis主节点中使用min-slaves-to-write和min-slaves-max-lag参数，来保证主节点在不安全的情况下不会执行写命令；所谓不安全，是指从节点数量太少，或延迟过高。例如min-slaves-to-write和min-slaves-max-lag分别是3和10，含义是如果从节点数量小于3个，或所有从节点的延迟值都大于10s，则主节点拒绝执行写命令。而这里从节点延迟值的获取，就是通过主节点接收到REPLCONF ACK命令的时间来判断的，即前面所说的info Replication中的lag值。

六、应用中的问题

1. 读写分离及其中的问题

在主从复制基础上实现的读写分离，可以实现Redis的读负载均衡：由主节点提供写服务，由一个或多个从节点提供读服务（多个从节点既可以提高数据冗余程度，也可以最大化读负载能力）；在读负载较大的应用场景下，可以大大提高Redis服务器的并发量。下面介绍在使用Redis读写分离时，需要注意的问题。

（1）延迟与不一致问题

前面已经讲到，由于主从复制的命令传播是异步的，延迟与数据的不一致不可避免。如果应用对数据不一致的接受程度程度较低，可能的优化措施包括：优化主从节点之间的网络环境（如在同机房部署）；监控主从节点延迟（通过offset）判断，如果从节点延迟过大，通知应用不再通过该从节点读取数据；使用集群同时扩展写负载和读负载等。

在命令传播阶段以外的其他情况下，从节点的数据不一致可能更加严重，例如连接在数据同步阶段，或从节点失去与主节点的连接时等。从节点的slave-serve-stale-data参数便与此有关：它控制这种情况下从节点的表现；如果为yes（默认值），则从节点仍能够响应客户端的命令，如果为no，则从节点只能响应info、slaveof等少数命令。该参数的设置与应用对数据一致性的要求有关；如果对数据一致性要求很高，则应设置为no。

（2）数据过期问题

在单机版Redis中，存在两种删除策略：

• 惰性删除：服务器不会主动删除数据，只有当客户端查询某个数据时，服务器判断该数据是否过期，如果过期则删除。
• 定期删除：服务器执行定时任务删除过期数据，但是考虑到内存和CPU的折中（删除会释放内存，但是频繁的删除操作对CPU不友好），该删除的频率和执行时间都受到了限制。

在主从复制场景下，为了主从节点的数据一致性，从节点不会主动删除数据，而是由主节点控制从节点中过期数据的删除。由于主节点的惰性删除和定期删除策略，都不能保证主节点及时对过期数据执行删除操作，因此，当客户端通过Redis从节点读取数据时，很容易读取到已经过期的数据。

Redis 3.2中，从节点在读取数据时，增加了对数据是否过期的判断：如果该数据已过期，则不返回给客户端；将Redis升级到3.2可以解决数据过期问题。

（3）故障切换问题

在没有使用哨兵的读写分离场景下，应用针对读和写分别连接不同的Redis节点；当主节点或从节点出现问题而发生更改时，需要及时修改应用程序读写Redis数据的连接；连接的切换可以手动进行，或者自己写监控程序进行切换，但前者响应慢、容易出错，后者实现复杂，成本都不算低。

（4）总结

在使用读写分离之前，可以考虑其他方法增加Redis的读负载能力：如尽量优化主节点（减少慢查询、减少持久化等其他情况带来的阻塞等）提高负载能力；使用Redis集群同时提高读负载能力和写负载能力等。如果使用读写分离，可以使用哨兵(也可采用redis cluster)，使主从节点的故障切换尽可能自动化，并减少对应用程序的侵入。

2. 复制超时问题

主从节点复制超时是导致复制中断的最重要的原因之一，本小节单独说明超时问题，下一小节说明其他会导致复制中断的问题。

超时判断意义

在复制连接建立过程中及之后，主从节点都有机制判断连接是否超时，其意义在于：

（1）如果主节点判断连接超时，其会释放相应从节点的连接，从而释放各种资源，否则无效的从节点仍会占用主节点的各种资源（输出缓冲区、带宽、连接等）；此外连接超时的判断可以让主节点更准确的知道当前有效从节点的个数，有助于保证数据安全（配合前面讲到的min-slaves-to-write等参数）。

（2）如果从节点判断连接超时，则可以及时重新建立连接，避免与主节点数据长期的不一致。

判断机制

主从复制超时判断的核心，在于repl-timeout参数，该参数规定了超时时间的阈值（默认60s），对于主节点和从节点同时有效；主从节点触发超时的条件分别如下：

（1）主节点：每秒1次调用复制定时函数replicationCron()，在其中判断当前时间距离上次收到各个从节点REPLCONF ACK的时间，是否超过了repl-timeout值，如果超过了则释放相应从节点的连接。

（2）从节点：从节点对超时的判断同样是在复制定时函数中判断，基本逻辑是：

• 如果当前处于连接建立阶段，且距离上次收到主节点的信息的时间已超过repl-timeout，则释放与主节点的连接；
• 如果当前处于数据同步阶段，且收到主节点的RDB文件的时间超时，则停止数据同步，释放连接；
• 如果当前处于命令传播阶段，且距离上次收到主节点的PING命令或数据的时间已超过repl-timeout值，则释放与主节点的连接。

主从节点判断连接超时的相关源代码如下：

1 2 3 4 5 6 7 8 9 10 11 12 13 14 15 16 17 18 19 20 21 22 23 24 25 26 27 28 29 30 31 32 33 34 35 36 37 38 39 40 41 42 43 44 45 46 47 48 49 50 51 52 53

/* Replication cron function, called 1 time per second. */ 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);     }       //此处省略无关代码……       /* 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);             }         }     }       //此处省略无关代码……   }

　　

需要注意的坑

下面介绍与复制阶段连接超时有关的一些实际问题：

（1）数据同步阶段：在主从节点进行全量复制bgsave时，主节点需要首先fork子进程将当前数据保存到RDB文件中，然后再将RDB文件通过网络传输到从节点。如果RDB文件过大，主节点在fork子进程+保存RDB文件时耗时过多，可能会导致从节点长时间收不到数据而触发超时；此时从节点会重连主节点，然后再次全量复制，再次超时，再次重连……这是个悲伤的循环。为了避免这种情况的发生，除了注意Redis单机数据量不要过大，另一方面就是适当增大repl-timeout值，具体的大小可以根据bgsave耗时来调整。

（2）命令传播阶段：如前所述，在该阶段主节点会向从节点发送PING命令，频率由repl-ping-slave-period控制；该参数应明显小于repl-timeout值(后者至少是前者的几倍)。否则，如果两个参数相等或接近，网络抖动导致个别PING命令丢失，此时恰巧主节点也没有向从节点发送数据，则从节点很容易判断超时。

（3）慢查询导致的阻塞：如果主节点或从节点执行了一些慢查询（如keys *或者对大数据的hgetall等），导致服务器阻塞；阻塞期间无法响应复制连接中对方节点的请求，可能导致复制超时。

3. 复制中断问题

主从节点超时是复制中断的原因之一，除此之外，还有其他情况可能导致复制中断，其中最主要的是复制缓冲区溢出问题。

复制缓冲区溢出

前面曾提到过，在全量复制阶段，主节点会将执行的写命令放到复制缓冲区中，该缓冲区存放的数据包括了以下几个时间段内主节点执行的写命令：bgsave生成RDB文件、RDB文件由主节点发往从节点、从节点清空老数据并载入RDB文件中的数据。当主节点数据量较大，或者主从节点之间网络延迟较大时，可能导致该缓冲区的大小超过了限制，此时主节点会断开与从节点之间的连接；这种情况可能引起全量复制->复制缓冲区溢出导致连接中断->重连->全量复制->复制缓冲区溢出导致连接中断……的循环。

复制缓冲区的大小由client-output-buffer-limit slave {hard limit} {soft limit} {soft seconds}配置，默认值为client-output-buffer-limit slave 256MB 64MB 60，其含义是：如果buffer大于256MB，或者连续60s大于64MB，则主节点会断开与该从节点的连接。该参数是可以通过config set命令动态配置的（即不重启Redis也可以生效）。

当复制缓冲区溢出时，主节点打印日志如下所示：

需要注意的是，复制缓冲区是客户端输出缓冲区的一种，主节点会为每一个从节点分别分配复制缓冲区；而复制积压缓冲区则是一个主节点只有一个，无论它有多少个从节点。

4. 各场景下复制的选择及优化技巧

在介绍了Redis复制的种种细节之后，现在我们可以来总结一下，在下面常见的场景中，何时使用部分复制，以及需要注意哪些问题。

（1）第一次建立复制

此时全量复制不可避免，但仍有几点需要注意：如果主节点的数据量较大，应该尽量避开流量的高峰期，避免造成阻塞；如果有多个从节点需要建立对主节点的复制，可以考虑将几个从节点错开，避免主节点带宽占用过大。此外，如果从节点过多，也可以调整主从复制的拓扑结构，由一主多从结构变为树状结构（中间的节点既是其主节点的从节点，也是其从节点的主节点）；但使用树状结构应该谨慎：虽然主节点的直接从节点减少，降低了主节点的负担，但是多层从节点的延迟增大，数据一致性变差；且结构复杂，维护相当困难。

（2）主节点重启

主节点重启可以分为两种情况来讨论，一种是故障导致宕机，另一种则是有计划的重启。

主节点宕机

主节点宕机重启后，runid会发生变化，因此不能进行部分复制，只能全量复制。

实际上在主节点宕机的情况下，应进行故障转移处理，将其中的一个从节点升级为主节点，其他从节点从新的主节点进行复制；且故障转移应尽量的自动化，后面文章将要介绍的哨兵便可以进行自动的故障转移。

安全重启：debug reload

在一些场景下，可能希望对主节点进行重启，例如主节点内存碎片率过高，或者希望调整一些只能在启动时调整的参数。如果使用普通的手段重启主节点，会使得runid发生变化，可能导致不必要的全量复制。

为了解决这个问题，Redis提供了debug reload的重启方式：重启后，主节点的runid和offset都不受影响，避免了全量复制。

如下图所示，debug reload重启后runid和offset都未受影响：

但debug reload是一柄双刃剑：它会清空当前内存中的数据，重新从RDB文件中加载，这个过程会导致主节点的阻塞，因此也需要谨慎。

（3）从节点重启

从节点宕机重启后，其保存的主节点的runid会丢失，因此即使再次执行slaveof，也无法进行部分复制。

（4）网络中断

如果主从节点之间出现网络问题，造成短时间内网络中断，可以分为多种情况讨论。

第一种情况：网络问题时间极为短暂，只造成了短暂的丢包，主从节点都没有判定超时（未触发repl-timeout）；此时只需要通过REPLCONF ACK来补充丢失的数据即可。

第二种情况：网络问题时间很长，主从节点判断超时（触发了repl-timeout），且丢失的数据过多，超过了复制积压缓冲区所能存储的范围；此时主从节点无法进行部分复制，只能进行全量复制。为了尽可能避免这种情况的发生，应该根据实际情况适当调整复制积压缓冲区的大小；此外及时发现并修复网络中断，也可以减少全量复制。

第三种情况：介于前述两种情况之间，主从节点判断超时，且丢失的数据仍然都在复制积压缓冲区中；此时主从节点可以进行部分复制。

5. 复制相关的配置

这一节总结一下与复制有关的配置，说明这些配置的作用、起作用的阶段，以及配置方法等；通过了解这些配置，一方面加深对Redis复制的了解，另一方面掌握这些配置的方法，可以优化Redis的使用，少走坑。

配置大致可以分为主节点相关配置、从节点相关配置以及与主从节点都有关的配置，下面分别说明。

（1）与主从节点都有关的配置

首先介绍最特殊的配置，它决定了该节点是主节点还是从节点：

1)   slaveof <masterip> <masterport>：Redis启动时起作用；作用是建立复制关系，开启了该配置的Redis服务器在启动后成为从节点。该注释默认注释掉，即Redis服务器默认都是主节点。

2)   repl-timeout 60：与各个阶段主从节点连接超时判断有关，见前面的介绍。

（2）主节点相关配置

1)   repl-diskless-sync no：作用于全量复制阶段，控制主节点是否使用diskless复制（无盘复制）。所谓diskless复制，是指在全量复制时，主节点不再先把数据写入RDB文件，而是直接写入slave的socket中，整个过程中不涉及硬盘；diskless复制在磁盘IO很慢而网速很快时更有优势。需要注意的是，截至Redis3.0，diskless复制处于实验阶段，默认是关闭的。

2)   repl-diskless-sync-delay 5：该配置作用于全量复制阶段，当主节点使用diskless复制时，该配置决定主节点向从节点发送之前停顿的时间，单位是秒；只有当diskless复制打开时有效，默认5s。之所以设置停顿时间，是基于以下两个考虑：(1)向slave的socket的传输一旦开始，新连接的slave只能等待当前数据传输结束，才能开始新的数据传输 (2)多个从节点有较大的概率在短时间内建立主从复制。

3)   client-output-buffer-limit slave 256MB 64MB 60：与全量复制阶段主节点的缓冲区大小有关，见前面的介绍。

4)   repl-disable-tcp-nodelay no：与命令传播阶段的延迟有关，见前面的介绍。

5)   masterauth <master-password>：与连接建立阶段的身份验证有关，见前面的介绍。

6)   repl-ping-slave-period 10：与命令传播阶段主从节点的超时判断有关，见前面的介绍。

7)   repl-backlog-size 1mb：复制积压缓冲区的大小，见前面的介绍。

8)   repl-backlog-ttl 3600：当主节点没有从节点时，复制积压缓冲区保留的时间，这样当断开的从节点重新连进来时，可以进行全量复制；默认3600s。如果设置为0，则永远不会释放复制积压缓冲区。

9)   min-slaves-to-write 3与min-slaves-max-lag 10：规定了主节点的最小从节点数目，及对应的最大延迟，见前面的介绍。

（3）从节点相关配置

1)   slave-serve-stale-data yes：与从节点数据陈旧时是否响应客户端命令有关，见前面的介绍。

2)   slave-read-only yes：从节点是否只读；默认是只读的。由于从节点开启写操作容易导致主从节点的数据不一致，因此该配置尽量不要修改。

6. 单机内存大小限制

在 深入学习Redis（2）：持久化 一文中，讲到了fork操作对Redis单机内存大小的限制。实际上在Redis的使用中，限制单机内存大小的因素非常之多，下面总结一下在主从复制中，单机内存过大可能造成的影响：

（1）切主：当主节点宕机时，一种常见的容灾策略是将其中一个从节点提升为主节点，并将其他从节点挂载到新的主节点上，此时这些从节点只能进行全量复制；如果Redis单机内存达到10GB，一个从节点的同步时间在几分钟的级别；如果从节点较多，恢复的速度会更慢。如果系统的读负载很高，而这段时间从节点无法提供服务，会对系统造成很大的压力。

（2）从库扩容：如果访问量突然增大，此时希望增加从节点分担读负载，如果数据量过大，从节点同步太慢，难以及时应对访问量的暴增。

（3）缓冲区溢出：（1）和（2）都是从节点可以正常同步的情形（虽然慢），但是如果数据量过大，导致全量复制阶段主节点的复制缓冲区溢出，从而导致复制中断，则主从节点的数据同步会全量复制->复制缓冲区溢出导致复制中断->重连->全量复制->复制缓冲区溢出导致复制中断……的循环。

（4）超时：如果数据量过大，全量复制阶段主节点fork+保存RDB文件耗时过大，从节点长时间接收不到数据触发超时，主从节点的数据同步同样可能陷入全量复制->超时导致复制中断->重连->全量复制->超时导致复制中断……的循环。

此外，主节点单机内存除了绝对量不能太大，其占用主机内存的比例也不应过大：最好只使用50%-65%的内存，留下30%-45%的内存用于执行bgsave命令和创建复制缓冲区等。

7. info Replication

在Redis客户端通过info Replication可以查看与复制相关的状态，对于了解主从节点的当前状态，以及解决出现的问题都会有帮助。

主节点：

从节点：

对于从节点，上半部分展示的是其作为从节点的状态，从connectd_slaves开始，展示的是其作为潜在的主节点的状态。

info Replication中展示的大部分内容在文章中都已经讲述，这里不再详述。

七、总结

下面回顾一下本文的主要内容：

1、主从复制的作用：宏观的了解主从复制是为了解决什么样的问题，即数据冗余、故障恢复、读负载均衡等。

2、主从复制的操作：即slaveof命令。

3、主从复制的原理：主从复制包括了连接建立阶段、数据同步阶段、命令传播阶段；其中数据同步阶段，有全量复制和部分复制两种数据同步方式；命令传播阶段，主从节点之间有PING和REPLCONF ACK命令互相进行心跳检测。

4、应用中的问题：包括读写分离的问题（数据不一致问题、数据过期问题、故障切换问题等）、复制超时问题、复制中断问题等，然后总结了主从复制相关的配置，其中repl-timeout、client-output-buffer-limit slave等对解决Redis主从复制中出现的问题可能会有帮助。

主从复制虽然解决或缓解了数据冗余、故障恢复、读负载均衡等问题，但其缺陷仍很明显：故障恢复无法自动化；写操作无法负载均衡；存储能力受到单机的限制；这些问题的解决，需要哨兵和集群的帮助，我将在后面的文章中介绍，欢迎关注。

参考文献

《Redis开发与运维》

《Redis设计与实现》

《Redis实战》

http://mdba.cn/2015/03/16/redis复制中断问题-慢查询/

https://redislabs.com/blog/top-redis-headaches-for-devops-replication-buffer/

http://mdba.cn/2015/03/17/redis主从复制（2）-replication-buffer与replication-backlog/

https://github.com/antirez/redis/issues/918

https://blog.csdn.net/qbw2010/article/details/50496982

https://mp.weixin.qq.com/s?__biz=MzIxMzEzMjM5NQ==&mid=2651029484&idx=1&sn=5882f4c7c390a0a0e4f6dfd872e203b5&chksm=8c4caae8bb3b23fe77909e307d45a071186f55069e5207602c61383eab573885615c1d835904&mpshare=1&scene=1&srcid=0327SokqtxEY3WojWNDMHLYl#rd

10分钟深入学习Redis的高可用特性“持久化”

编程迷思 数据库开发 前天

作者：编程迷思

出处：https://www.cnblogs.com/kismetv/p/9137897.html

“

在上一篇文章中，介绍了《Redis的内存模型》，从这篇文章开始，将依次介绍 Redis 高可用相关的知识——持久化、复制(及读写分离)、哨兵、以及集群。

本文将先说明上述几种技术分别解决了 Redis 高可用的什么问题，然后详细介绍 Redis 的持久化技术，主要是 RDB 和 AOF 两种持久化方案。

在介绍 RDB 和 AOF 方案时，不仅介绍它的作用及操作方法，同时介绍持久化实现的一些原理细节及需要注意的问题。最后，介绍在实际使用中，持久化方案的选择，以及经常遇到的问题等。

下面分别从以下几个方面讲解：

• Redis 高可用概述

• Redis 持久化概述

• RDB 持久化

• AOF 持久化

• 方案选择与常见问题

• 总结

Redis 高可用概述

在介绍 Redis 高可用之前，先说明一下在 Redis 的语境中高可用的含义。在 Web 服务器中，高可用是指服务器可以正常访问的时间，衡量的标准是在多长时间内可以提供正常服务（99.9%、99.99%、99.999% 等等）。

但是在 Redis 语境中，高可用的含义似乎要宽泛一些，除了保证提供正常服务(如主从分离、快速容灾技术)，还需要考虑数据容量的扩展、数据安全不会丢失等。

在 Redis 中，实现高可用的技术主要包括持久化、复制、哨兵和集群，下面分别说明它们的作用，以及解决了什么样的问题：

• 持久化：持久化是最简单的高可用方法(有时甚至不被归为高可用的手段)，主要作用是数据备份，即将数据存储在硬盘，保证数据不会因进程退出而丢失。

• 复制：复制是高可用 Redis 的基础，哨兵和集群都是在复制基础上实现高可用的。复制主要实现了数据的多机备份，以及对于读操作的负载均衡和简单的故障恢复。

  缺陷：故障恢复无法自动化，写操作无法负载均衡，存储能力受到单机的限制。

• 哨兵：在复制的基础上，哨兵实现了自动化的故障恢复。

  缺陷：写操作无法负载均衡；存储能力受到单机的限制。

• 集群：通过集群，Redis 解决了写操作无法负载均衡，以及存储能力受到单机限制的问题，实现了较为完善的高可用方案。

Redis 持久化概述

持久化的功能：Redis 是内存数据库，数据都是存储在内存中。

为了避免进程退出导致数据的永久丢失，需要定期将 Redis 中的数据以某种形式(数据或命令)从内存保存到硬盘；当下次 Redis 重启时，利用持久化文件实现数据恢复。

除此之外，为了进行灾难备份，可以将持久化文件拷贝到一个远程位置。

Redis 持久化分为 RDB 持久化和 AOF 持久化：

• 前者将当前数据保存到硬盘

• 后者则是将每次执行的写命令保存到硬盘（类似于 MySQL 的 binlog）

由于 AOF 持久化的实时性更好，即当进程意外退出时丢失的数据更少，因此 AOF 是目前主流的持久化方式，不过 RDB 持久化仍然有其用武之地。

下面依次介绍 RDB 持久化和 AOF 持久化；由于 Redis 各个版本之间存在差异，如无特殊说明，以 Redis 3.0 为准。

RDB 持久化

RDB 持久化是将当前进程中的数据生成快照保存到硬盘(因此也称作快照持久化)，保存的文件后缀是 RDB；当 Redis 重新启动时，可以读取快照文件恢复数据。

触发条件

RDB 持久化的触发分为手动触发和自动触发两种：

• 手动触发

• 自动触发

手动触发：save 命令和 bgsave 命令都可以生成 RDB 文件。

save 命令会阻塞 Redis 服务器进程，直到 RDB 文件创建完毕为止，在 Redis 服务器阻塞期间，服务器不能处理任何命令请求。

而 bgsave 命令会创建一个子进程，由子进程来负责创建 RDB 文件，父进程(即 Redis 主进程)则继续处理请求。

此时服务器执行日志如下：

bgsave 命令执行过程中，只有 fork 子进程时会阻塞服务器，而对于 save 命令，整个过程都会阻塞服务器。

因此 save 已基本被废弃，线上环境要杜绝 save 的使用；后文中也将只介绍 bgsave 命令。

此外，在自动触发 RDB 持久化时，Redis 也会选择 bgsave 而不是 save 来进行持久化；下面介绍自动触发 RDB 持久化的条件。

自动触发：最常见的情况是在配置文件中通过 save m n，指定当 m 秒内发生 n 次变化时，会触发 bgsave。

例如，查看 Redis 的默认配置文件(Linux 下为 Redis 根目录下的 redis.conf)，可以看到如下配置信息：

其中 save 900 1 的含义是：当时间到 900 秒时，如果 Redis 数据发生了至少 1 次变化，则执行 bgsave。

save 300 10 和 save 60 10000 同理，当三个 save 条件满足任意一个时，都会引起 bgsave 的调用。

save m n 的实现原理：Redis 的 save m n，是通过 serverCron 函数、dirty 计数器和 lastsave 时间戳来实现的。

serverCron 是 Redis 服务器的周期性操作函数，默认每隔 100ms 执行一次；该函数对服务器的状态进行维护，其中一项工作就是检查 save m n 配置的条件是否满足，如果满足就执行 bgsave。

dirty 计数器是 Redis 服务器维持的一个状态，记录了上一次执行 bgsave/save 命令后，服务器状态进行了多少次修改(包括增删改)；而当 save/bgsave 执行完成后，会将 dirty 重新置为 0。

例如，如果 Redis 执行了 set mykey helloworld，则 dirty 值会 +1；如果执行了 sadd myset v1 v2 v3，则 dirty 值会 +3；注意 dirty 记录的是服务器进行了多少次修改，而不是客户端执行了多少修改数据的命令。

lastsave 时间戳也是 Redis 服务器维持的一个状态，记录的是上一次成功执行 save/bgsave 的时间。

save m n 的原理如下：每隔 100ms，执行 serverCron 函数；在 serverCron 函数中，遍历 save m n 配置的保存条件，只要有一个条件满足，就进行 bgsave。

对于每一个 save m n 条件，只有下面两条同时满足时才算满足：

• 当前时间-lastsave > m

• dirty >= n

save m n 执行日志：下图是 save m n 触发 bgsave 执行时，服务器打印日志的情况。

除了 save m n 以外，还有一些其他情况会触发 bgsave：

• 在主从复制场景下，如果从节点执行全量复制操作，则主节点会执行 bgsave 命令，并将 RDB 文件发送给从节点。

• 执行 shutdown 命令时，自动执行 RDB 持久化，如下图所示：

执行流程

前面介绍了触发 bgsave 的条件，下面将说明 bgsave 命令的执行流程，如下图所示：

图片中的 5 个步骤所进行的操作如下：

• Redis 父进程首先判断：当前是否在执行 save 或 bgsave/bgrewriteaof（后面会详细介绍该命令）的子进程，如果在执行则 bgsave 命令直接返回。

  bgsave/bgrewriteaof 的子进程不能同时执行，主要是基于性能方面的考虑：两个并发的子进程同时执行大量的磁盘写操作，可能引起严重的性能问题。

• 父进程执行 fork 操作创建子进程，这个过程中父进程是阻塞的，Redis 不能执行来自客户端的任何命令。

• 父进程 fork 后，bgsave 命令返回”Background saving started”信息并不再阻塞父进程，并可以响应其他命令。

• 子进程创建 RDB 文件，根据父进程内存快照生成临时快照文件，完成后对原有文件进行原子替换。

• 子进程发送信号给父进程表示完成，父进程更新统计信息。

RDB 文件

RDB 文件是经过压缩的二进制文件，下面介绍关于 RDB 文件的一些细节。

存储路径

RDB 文件的存储路径既可以在启动前配置，也可以通过命令动态设定。

配置：dir 配置指定目录，dbfilename 指定文件名。默认是 Redis 根目录下的 dump.rdb 文件。

动态设定：Redis 启动后也可以动态修改 RDB 存储路径，在磁盘损害或空间不足时非常有用；执行命令为 config set dir {newdir}和 config set dbfilename {newFileName}。

如下所示(Windows 环境)：

RDB 文件格式

RDB 文件格式如下图所示：

其中各个字段的含义说明如下：

• REDIS：常量，保存着“REDIS”5 个字符。

• db_version：RDB 文件的版本号，注意不是 Redis 的版本号。

• SELECTDB 0 pairs：表示一个完整的数据库(0 号数据库)，同理 SELECTDB 3 pairs 表示完整的 3 号数据库。

  只有当数据库中有键值对时，RDB 文件中才会有该数据库的信息(上图所示的 Redis 中只有 0 号和 3 号数据库有键值对)；如果 Redis 中所有的数据库都没有键值对，则这一部分直接省略。

  其中：SELECTDB 是一个常量，代表后面跟着的是数据库号码；0 和 3 是数据库号码；pairs 则存储了具体的键值对信息，包括 key、value 值，及其数据类型、内部编码、过期时间、压缩信息等等。

• EOF：常量，标志 RDB 文件正文内容结束。

• check_sum：前面所有内容的校验和；Redis 在载入 RBD 文件时，会计算前面的校验和并与 check_sum 值比较，判断文件是否损坏。

压缩

Redis 默认采用 LZF 算法对 RDB 文件进行压缩。虽然压缩耗时，但是可以大大减小 RDB 文件的体积，因此压缩默认开启；可以通过命令关闭：

需要注意的是，RDB 文件的压缩并不是针对整个文件进行的，而是对数据库中的字符串进行的，且只有在字符串达到一定长度(20 字节)时才会进行。

启动时加载

RDB 文件的载入工作是在服务器启动时自动执行的，并没有专门的命令。但是由于 AOF 的优先级更高，因此当 AOF 开启时，Redis 会优先载入 AOF 文件来恢复数据。

只有当 AOF 关闭时，才会在 Redis 服务器启动时检测 RDB 文件，并自动载入。服务器载入 RDB 文件期间处于阻塞状态，直到载入完成为止。

Redis 启动日志中可以看到自动载入的执行：

Redis 载入 RDB 文件时，会对 RDB 文件进行校验，如果文件损坏，则日志中会打印错误，Redis 启动失败。

RDB 常用配置总结

下面是 RDB 常用的配置项，以及默认值，前面介绍过的这里不再详细介绍：

• save m n：bgsave 自动触发的条件；如果没有 save m n 配置，相当于自动的 RDB 持久化关闭，不过此时仍可以通过其他方式触发。

• stop-writes-on-bgsave-error yes：当 bgsave 出现错误时，Redis 是否停止执行写命令；设置为 yes，则当硬盘出现问题时，可以及时发现，避免数据的大量丢失。

  设置为 no，则 Redis 无视 bgsave 的错误继续执行写命令，当对 Redis 服务器的系统(尤其是硬盘)使用了监控时，该选项考虑设置为 no。

• rdbcompression yes：是否开启 RDB 文件压缩。

• rdbchecksum yes：是否开启 RDB 文件的校验，在写入文件和读取文件时都起作用；关闭 checksum 在写入文件和启动文件时大约能带来 10% 的性能提升，但是数据损坏时无法发现。

• dbfilename dump.rdb：RDB 文件名。

• dir ./：RDB 文件和 AOF 文件所在目录。

AOF 持久化

RDB 持久化是将进程数据写入文件，而 AOF 持久化(即 Append Only File 持久化)，则是将 Redis 执行的每次写命令记录到单独的日志文件中（有点像 MySQL 的 binlog），当 Redis 重启时再次执行 AOF 文件中的命令来恢复数据。

与 RDB 相比，AOF 的实时性更好，因此已成为主流的持久化方案。

开启 AOF

Redis 服务器默认开启 RDB，关闭 AOF；要开启 AOF，需要在配置文件中配置：appendonly yes。

执行流程

由于需要记录 Redis 的每条写命令，因此 AOF 不需要触发，下面介绍 AOF 的执行流程。

AOF 的执行流程包括：

• 命令追加(append)：将 Redis 的写命令追加到缓冲区 aof_buf。

• 文件写入(write)和文件同步(sync)：根据不同的同步策略将 aof_buf 中的内容同步到硬盘。

• 文件重写(rewrite)：定期重写 AOF 文件，达到压缩的目的。

命令追加(append)

Redis 先将写命令追加到缓冲区，而不是直接写入文件，主要是为了避免每次有写命令都直接写入硬盘，导致硬盘 IO 成为 Redis 负载的瓶颈。

命令追加的格式是 Redis 命令请求的协议格式，它是一种纯文本格式，具有兼容性好、可读性强、容易处理、操作简单避免二次开销等优点，具体格式略。

在 AOF 文件中，除了用于指定数据库的 select 命令（如 select 0 为选中 0 号数据库）是由 Redis 添加的，其他都是客户端发送来的写命令。

文件写入(write)和文件同步(sync)

Redis 提供了多种 AOF 缓存区的同步文件策略，策略涉及到操作系统的 write 函数和 fsync 函数，说明如下：

• 为了提高文件写入效率，在现代操作系统中，当用户调用 write 函数将数据写入文件时，操作系统通常会将数据暂存到一个内存缓冲区里，当缓冲区被填满或超过了指定时限后，才真正将缓冲区的数据写入到硬盘里。

  这样的操作虽然提高了效率，但也带来了安全问题：如果计算机停机，内存缓冲区中的数据会丢失。

  因此系统同时提供了 fsync、fdatasync 等同步函数，可以强制操作系统立刻将缓冲区中的数据写入到硬盘里，从而确保数据的安全性。

AOF 缓存区的同步文件策略由参数 appendfsync 控制，各个值的含义如下：

• always：命令写入 aof_buf 后立即调用系统 fsync 操作同步到 AOF 文件，fsync 完成后线程返回。

  这种情况下，每次有写命令都要同步到 AOF 文件，硬盘 IO 成为性能瓶颈，Redis 只能支持大约几百 TPS 写入，严重降低了 Redis 的性能。

  即便是使用固态硬盘（SSD），每秒大约也只能处理几万个命令，而且会大大降低 SSD 的寿命。

• no：命令写入 aof_buf 后调用系统 write 操作，不对 AOF 文件做 fsync 同步；同步由操作系统负责，通常同步周期为 30 秒。

  这种情况下，文件同步的时间不可控，且缓冲区中堆积的数据会很多，数据安全性无法保证。

• everysec：命令写入 aof_buf 后调用系统 write 操作，write 完成后线程返回；fsync 同步文件操作由专门的线程每秒调用一次。

  everysec 是前述两种策略的折中，是性能和数据安全性的平衡，因此是 Redis 的默认配置，也是我们推荐的配置。

文件重写(rewrite)

随着时间流逝，Redis 服务器执行的写命令越来越多，AOF 文件也会越来越大；过大的 AOF 文件不仅会影响服务器的正常运行，也会导致数据恢复需要的时间过长。

文件重写是指定期重写 AOF 文件，减小 AOF 文件的体积。需要注意的是，AOF 重写是把 Redis 进程内的数据转化为写命令，同步到新的 AOF 文件；不会对旧的 AOF 文件进行任何读取、写入操作！

关于文件重写需要注意的另一点是：对于 AOF 持久化来说，文件重写虽然是强烈推荐的，但并不是必须的。即使没有文件重写，数据也可以被持久化并在 Redis 启动的时候导入。

因此在一些实现中，会关闭自动的文件重写，然后通过定时任务在每天的某一时刻定时执行。

文件重写之所以能够压缩 AOF 文件，原因在于：

• 过期的数据不再写入文件。

• 无效的命令不再写入文件：如有些数据被重复设值(set mykey v1，set mykey v2)、有些数据被删除了(sadd myset v1，del myset)等等。

• 多条命令可以合并为一个：如 sadd myset v1，sadd myset v2，sadd myset v3 可以合并为 sadd myset v1 v2 v3。

  不过为了防止单条命令过大造成客户端缓冲区溢出，对于 list、set、hash、zset 类型的 key，并不一定只使用一条命令。

  而是以某个常量为界将命令拆分为多条。这个常量在 redis.h/REDIS_AOF_REWRITE_ITEMS_PER_CMD 中定义，不可更改，3.0 版本中值是 64。

通过上述内容可以看出，由于重写后 AOF 执行的命令减少了，文件重写既可以减少文件占用的空间，也可以加快恢复速度。

文件重写的触发

文件重写的触发，分为手动触发和自动触发：

手动触发，直接调用 bgrewriteaof 命令，该命令的执行与 bgsave 有些类似：都是 fork 子进程进行具体的工作，且都只有在 fork 时阻塞。

此时服务器执行日志如下：

自动触发，根据 auto-aof-rewrite-min-size 和 auto-aof-rewrite-percentage 参数，以及 aof_current_size 和 aof_base_size 状态确定触发时机：

• auto-aof-rewrite-min-size：执行 AOF 重写时，文件的最小体积，默认值为 64MB。

• auto-aof-rewrite-percentage：执行 AOF 重写时，当前 AOF 大小(即 aof_current_size)和上一次重写时 AOF 大小(aof_base_size)的比值。

其中，参数可以通过 config get 命令查看：

状态可以通过 info persistence 查看：

只有当 auto-aof-rewrite-min-size 和 auto-aof-rewrite-percentage 两个参数同时满足时，才会自动触发 AOF 重写，即 bgrewriteaof 操作。

自动触发 bgrewriteaof 时，可以看到服务器日志如下：

文件重写的流程

文件重写流程如下图所示：

关于文件重写的流程，有两点需要特别注意：

• 重写由父进程 fork 子进程进行。

• 重写期间 Redis 执行的写命令，需要追加到新的 AOF 文件中，为此 Redis 引入了 aof_rewrite_buf 缓存。

对照上图，文件重写的流程如下：

• 1)：Redis 父进程首先判断当前是否存在正在执行 bgsave/bgrewriteaof 的子进程，如果存在则 bgrewriteaof 命令直接返回；如果存在 bgsave 命令则等 bgsave 执行完成后再执行，这个主要是基于性能方面的考虑。

• 2)：父进程执行 fork 操作创建子进程，这个过程中父进程是阻塞的。

• 3.1)：父进程 fork 后，bgrewriteaof 命令返回“Background append only file rewrite started”信息并不再阻塞父进程，并可以响应其他命令。

  Redis 的所有写命令依然写入 AOF 缓冲区，并根据 appendfsync 策略同步到硬盘，保证原有 AOF 机制的正确。

• 3.2)：由于 fork 操作使用写时复制技术，子进程只能共享 fork 操作时的内存数据。

  由于父进程依然在响应命令，因此 Redis 使用 AOF 重写缓冲区(图中的 aof_rewrite_buf)保存这部分数据，防止新 AOF 文件生成期间丢失这部分数据。

  也就是说，bgrewriteaof 执行期间，Redis 的写命令同时追加到 aof_buf 和 aof_rewirte_buf 两个缓冲区。

• 4)：子进程根据内存快照，按照命令合并规则写入到新的 AOF 文件。

• 5.1)：子进程写完新的 AOF 文件后，向父进程发信号，父进程更新统计信息，具体可以通过 info persistence 查看。

• 5.2)：父进程把 AOF 重写缓冲区的数据写入到新的 AOF 文件，这样就保证了新 AOF 文件所保存的数据库状态和服务器当前状态一致。

• 5.3)：使用新的 AOF 文件替换老文件，完成 AOF 重写。

启动时加载

前面提到过，当 AOF 开启时，Redis 启动时会优先载入 AOF 文件来恢复数据；只有当 AOF 关闭时，才会载入 RDB 文件恢复数据。

当 AOF 开启，且 AOF 文件存在时，Redis 启动日志：

当 AOF 开启，但 AOF 文件不存在时，即使 RDB 文件存在也不会加载(更早的一些版本可能会加载，但 3.0 不会)，Redis 启动日志如下：

文件校验

与载入 RDB 文件类似，Redis 载入 AOF 文件时，会对 AOF 文件进行校验，如果文件损坏，则日志中会打印错误，Redis 启动失败。

但如果是 AOF 文件结尾不完整(机器突然宕机等容易导致文件尾部不完整)，且 aof-load-truncated 参数开启，则日志中会输出警告，Redis 忽略掉 AOF 文件的尾部，启动成功。

aof-load-truncated 参数默认是开启的：

伪客户端

因为 Redis 的命令只能在客户端上下文中执行，而载入 AOF 文件时命令是直接从文件中读取的，并不是由客户端发送。

因此 Redis 服务器在载入 AOF 文件之前，会创建一个没有网络连接的客户端，之后用它来执行 AOF 文件中的命令，命令执行的效果与带网络连接的客户端完全一样。

AOF 常用配置总结

下面是 AOF 常用的配置项，以及默认值：

• appendonly no：是否开启 AOF。

• appendfilename "appendonly.aof"：AOF 文件名。

• dir ./：RDB 文件和 AOF 文件所在目录。

• appendfsync everysec：fsync 持久化策略。

• no-appendfsync-on-rewrite no：AOF 重写期间是否禁止 fsync；如果开启该选项，可以减轻文件重写时 CPU 和硬盘的负载（尤其是硬盘），但是可能会丢失 AOF 重写期间的数据；需要在负载和安全性之间进行平衡。

• auto-aof-rewrite-percentage 100：文件重写触发条件之一。

• auto-aof-rewrite-min-size 64mb：文件重写触发提交之一。

• aof-load-truncated yes：如果 AOF 文件结尾损坏，Redis 启动时是否仍载入 AOF 文件。

方案选择与常见问题

前面介绍了 RDB 和 AOF 两种持久化方案的细节，下面介绍 RDB 和 AOF 的特点、如何选择持久化方案，以及在持久化过程中常遇到的问题等。

RDB 和 AOF 的优缺点

RDB 和 AOF 各有优缺点：

RDB 持久化

优点：RDB 文件紧凑，体积小，网络传输快，适合全量复制；恢复速度比 AOF 快很多。当然，与 AOF 相比，RDB 最重要的优点之一是对性能的影响相对较小。

缺点：RDB 文件的致命缺点在于其数据快照的持久化方式决定了必然做不到实时持久化，而在数据越来越重要的今天，数据的大量丢失很多时候是无法接受的，因此 AOF 持久化成为主流。

此外，RDB 文件需要满足特定格式，兼容性差（如老版本的 Redis 不兼容新版本的 RDB 文件）。

AOF 持久化

与 RDB 持久化相对应，AOF 的优点在于支持秒级持久化、兼容性好，缺点是文件大、恢复速度慢、对性能影响大。

持久化策略选择

在介绍持久化策略之前，首先要明白无论是 RDB 还是 AOF，持久化的开启都是要付出性能方面代价的：

• 对于 RDB 持久化，一方面是 bgsave 在进行 fork 操作时 Redis 主进程会阻塞，另一方面，子进程向硬盘写数据也会带来 IO 压力。

• 对于 AOF 持久化，向硬盘写数据的频率大大提高(everysec 策略下为秒级)，IO 压力更大，甚至可能造成 AOF 追加阻塞问题（后面会详细介绍这种阻塞）。

  此外，AOF 文件的重写与 RDB 的 bgsave 类似，会有 fork 时的阻塞和子进程的 IO 压力问题。

  相对来说，由于 AOF 向硬盘中写数据的频率更高，因此对 Redis 主进程性能的影响会更大。

在实际生产环境中，根据数据量、应用对数据的安全要求、预算限制等不同情况，会有各种各样的持久化策略。

如完全不使用任何持久化、使用 RDB 或 AOF 的一种，或同时开启 RDB 和 AOF 持久化等。

此外，持久化的选择必须与 Redis 的主从策略一起考虑，因为主从复制与持久化同样具有数据备份的功能，而且主机 master 和从机 slave 可以独立的选择持久化方案。

下面分场景来讨论持久化策略的选择，讨论也只是作为参考，实际方案可能更复杂更具多样性：

• 如果 Redis 中的数据完全丢弃也没有关系（如 Redis 完全用作 DB 层数据的 Cache），那么无论是单机，还是主从架构，都可以不进行任何持久化。

• 在单机环境下（对于个人开发者，这种情况可能比较常见），如果可以接受十几分钟或更多的数据丢失，选择 RDB 对 Redis 的性能更加有利；如果只能接受秒级别的数据丢失，应该选择 AOF。

• 但在多数情况下，我们都会配置主从环境，slave 的存在既可以实现数据的热备，也可以进行读写分离分担 Redis 读请求，以及在 master 宕掉后继续提供服务。

在这种情况下，一种可行的做法是：

• master：完全关闭持久化（包括 RDB 和 AOF），这样可以让 master 的性能达到最好。

• slave：关闭 RDB，开启 AOF（如果对数据安全要求不高，开启 RDB 关闭 AOF 也可以），并定时对持久化文件进行备份（如备份到其他文件夹，并标记好备份的时间）。

  然后关闭 AOF 的自动重写，然后添加定时任务，在每天 Redis 闲时（如凌晨 12 点）调用 bgrewriteaof。

这里需要解释一下，为什么开启了主从复制，可以实现数据的热备份，还需要设置持久化呢？

因为在一些特殊情况下，主从复制仍然不足以保证数据的安全，例如：

• master 和 slave 进程同时停止：考虑这样一种场景，如果 master 和 slave 在同一栋大楼或同一个机房，则一次停电事故就可能导致 master 和 slave 机器同时关机，Redis 进程停止；如果没有持久化，则面临的是数据的完全丢失。

• master误重启：考虑这样一种场景，master 服务因为故障宕掉了，如果系统中有自动拉起机制（即检测到服务停止后重启该服务）将 master 自动重启，由于没有持久化文件，那么 master 重启后数据是空的，slave 同步数据也变成了空的；如果 master 和 slave 都没有持久化，同样会面临数据的完全丢失。

  需要注意的是，即便是使用了哨兵(关于哨兵后面会有文章介绍)进行自动的主从切换，也有可能在哨兵轮询到 master 之前，便被自动拉起机制重启了。因此，应尽量避免“自动拉起机制”和“不做持久化”同时出现。

异地灾备：上述讨论的几种持久化策略，针对的都是一般的系统故障，如进程异常退出、宕机、断电等，这些故障不会损坏硬盘。

但是对于一些可能导致硬盘损坏的灾难情况，如火灾地震，就需要进行异地灾备。

例如对于单机的情形，可以定时将 RDB 文件或重写后的 AOF 文件，通过 scp 拷贝到远程机器，如阿里云、AWS 等。

对于主从的情形，可以定时在 master 上执行 bgsave，然后将 RDB 文件拷贝到远程机器，或者在 slave 上执行 bgrewriteaof 重写 AOF 文件后，将 AOF 文件拷贝到远程机器上。

一般来说，由于 RDB 文件文件小、恢复快，因此灾难恢复常用 RDB 文件；异地备份的频率根据数据安全性的需要及其他条件来确定，但最好不要低于一天一次。

fork 阻塞：CPU 的阻塞

在 Redis 的实践中，众多因素限制了 Redis 单机的内存不能过大，例如：

• 当面对请求的暴增，需要从库扩容时，Redis 内存过大会导致扩容时间太长。

• 当主机宕机时，切换主机后需要挂载从库，Redis 内存过大导致挂载速度过慢。

• 持久化过程中的 fork 操作。

首先说明一下 fork 操作：父进程通过 fork 操作可以创建子进程；子进程创建后，父子进程共享代码段，不共享进程的数据空间，但是子进程会获得父进程的数据空间的副本。

在操作系统 fork 的实际实现中，基本都采用了写时复制技术，即在父/子进程试图修改数据空间之前，父子进程实际上共享数据空间。

但是当父/子进程的任何一个试图修改数据空间时，操作系统会为修改的那一部分(内存的一页)制作一个副本。

虽然 fork 时，子进程不会复制父进程的数据空间，但是会复制内存页表（页表相当于内存的索引、目录）；父进程的数据空间越大，内存页表越大，fork 时复制耗时也会越多。

在 Redis 中，无论是 RDB 持久化的 bgsave，还是 AOF 重写的 bgrewriteaof，都需要 fork 出子进程来进行操作。

如果 Redis 内存过大，会导致 fork 操作时复制内存页表耗时过多；而 Redis 主进程在进行 fork 时，是完全阻塞的，也就意味着无法响应客户端的请求，会造成请求延迟过大。

对于不同的硬件、不同的操作系统，fork 操作的耗时会有所差别，一般来说，如果 Redis 单机内存达到了 10GB，fork 时耗时可能会达到百毫秒级别（如果使用 Xen 虚拟机，这个耗时可能达到秒级别）。

因此，一般来说 Redis 单机内存一般要限制在 10GB 以内；不过这个数据并不是绝对的，可以通过观察线上环境 fork 的耗时来进行调整。

观察的方法如下：执行命令 info stats，查看 latest_fork_usec 的值，单位为微秒。

为了减轻 fork 操作带来的阻塞问题，除了控制 Redis 单机内存的大小以外，还可以适度放宽 AOF 重写的触发条件、选用物理机或高效支持 fork 操作的虚拟化技术等，例如使用 Vmware 或 KVM 虚拟机，不要使用 Xen 虚拟机。

AOF 追加阻塞：硬盘的阻塞

前面提到过，在 AOF 中，如果 AOF 缓冲区的文件同步策略为 everysec，则在主线程中，命令写入 aof_buf 后调用系统 write 操作，write 完成后主线程返回。

fsync 同步文件操作由专门的文件同步线程每秒调用一次。这种做法的问题在于，如果硬盘负载过高，那么 fsync 操作可能会超过 1s。

如果 Redis 主线程持续高速向 aof_buf 写入命令，硬盘的负载可能会越来越大，IO 资源消耗更快；如果此时 Redis 进程异常退出，丢失的数据也会越来越多，可能远超过 1s。

为此，Redis 的处理策略是这样的：主线程每次进行 AOF 会对比上次 fsync 成功的时间；如果距上次不到 2s，主线程直接返回；如果超过 2s，则主线程阻塞直到 fsync 同步完成。

因此，如果系统硬盘负载过大导致 fsync 速度太慢，会导致 Redis 主线程的阻塞；此外，使用 everysec 配置，AOF 最多可能丢失 2s 的数据，而不是 1s。

AOF 追加阻塞问题定位的方法：

• 监控 info Persistence 中的 aof_delayed_fsync：当 AOF 追加阻塞发生时（即主线程等待 fsync 而阻塞），该指标累加。

• AOF 阻塞时的 Redis 日志：Asynchronous AOF fsync is taking too long (disk is busy?). Writing the AOF buffer without waiting for fsync to complete, this may slow down Redis.

• 如果 AOF 追加阻塞频繁发生，说明系统的硬盘负载太大，可以考虑更换 IO 速度更快的硬盘，或者通过 IO 监控分析工具对系统的 IO 负载进行分析，如 iostat（系统级 io）、iotop（io 版的 top）、pidstat 等。

info 命令与持久化

前面提到了一些通过 info 命令查看持久化相关状态的方法，下面来总结一下。

info Persistence

执行结果如下：

其中比较重要的包括：

• rdb_last_bgsave_status：上次 bgsave 执行结果，可以用于发现 bgsave 错误。

• rdb_last_bgsave_time_sec：上次 bgsave 执行时间（单位是 s），可以用于发现 bgsave 是否耗时过长。

• aof_enabled：AOF 是否开启。

• aof_last_rewrite_time_sec：上次文件重写执行时间（单位是 s），可以用于发现文件重写是否耗时过长。

• aof_last_bgrewrite_status：上次 bgrewrite 执行结果，可以用于发现 bgrewrite 错误。

• aof_buffer_length 和 aof_rewrite_buffer_length：AOF 缓存区大小和 AOF 重写缓冲区大小。

• aof_delayed_fsync：AOF 追加阻塞情况的统计。

info stats

其中与持久化关系较大的是：latest_fork_usec，代表上次 fork 耗时，可以参见前面的讨论。

总结

本文主要内容可以总结如下：

• 持久化在 Redis 高可用中的作用：数据备份，与主从复制相比强调的是由内存到硬盘的备份。

• RDB 持久化：将数据快照备份到硬盘；介绍了其触发条件（包括手动出发和自动触发）、执行流程、RDB 文件等，特别需要注意的是文件保存操作由 fork 出的子进程来进行。

• AOF 持久化：将执行的写命令备份到硬盘（类似于 MySQL 的 binlog），介绍了其开启方法、执行流程等，特别需要注意的是文件同步策略的选择（everysec）、文件重写的流程。

• 一些现实的问题：包括如何选择持久化策略，以及需要注意的 fork 阻塞、AOF 追加阻塞等。

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•  
  Mr.Crab
  写得不错 很深入。赞