Redis 3.0之后，节点之间通过去中心化的方式，提供了完整的 sharding、replication（复制机制仍使用原有机制，并且具备感知主备的能力）、failover 解决方案，称为 Redis Cluster。即：将 proxy/sentinel 的工作融合到了普通Redis节点里。后面将介绍 Redis Cluster 这种模式下，水平拆分、故障转移等需求的实现方式。
拓扑结构
一个 Redis Cluster 由多个Redis节点组成。不同的节点组服务的数据无交集，每个节点对应数据 sharding 的一个分片。节点组内部分为主备 2 类，对应前面叙述的 master 和 slave。两者数据准实时一致，通过异步化的主备复制机制保证。一个节点组有且仅有一个master，同时有0到多个slave。只有master对外提供写服务，读服务可由 master/slave 提供。如下所示：
上图中，key-value 全集被分成了 5 份，5个 slot（实际上Redis Cluster有 16384 [0-16383] 个slot，每个节点服务一段区间的slot，这里面仅仅举例）。A和B为master节点，对外提供写服务。分别负责 1/2/3 和 4/5 的slot。A/A1 和B/B1/B2 之间通过主备复制的方式同步数据。
上述的5个节点，两两通过 Redis Cluster Bus 交互，相互交换如下的信息：
1、数据分片（slot）和节点的对应关系；
2、集群中每个节点可用状态；
3、集群结构发生变更时，通过一定的协议对配置信息达成一致。数据分片的迁移、主备切换、单点 master 的发现和其发生主备关系变更等，都会导致集群结构变化。
4、publish/subscribe（发布订阅）功能，在Cluster版内部实现所需要交互的信息。
Redis Cluster Bus 通过单独的端口进行连接，由于Bus是节点间的内部通信机制，交互的是字节序列化信息。相对Client的字符序列化来说，效率较高。
Redis Cluster是一个去中心化的分布式实现方案，客户端和集群中任一节点连接，然后通过后面的交互流程，逐渐的得到全局的数据分片映射关系。
配置的一致性
对于去中心化的实现，集群的拓扑结构并不保存在单独的配置节点上，后者的引入同样会带来新的一致性问题。那么孤立的节点间，如何对集群的拓扑达成一致，是Redis Cluster配置机制要解决的问题。Redis Cluster通过引入2个自增的Epoch变量，来使得集群配置在各个节点间最终达成一致。
1、配置信息数据结构
Redis Cluster 中的每个节点都保存了集群的配置信息，并且存储在 clusterState 中，结构如下：
上图的各个变量语义如下:
clusterState 记录了从集群中某个节点视角，来看集群配置状态；
currentEpoch 表示整个集群中最大的版本号，集群信息每变更一次，改版本号都会自增。
nodes 是一个列表，包含了本节点所感知的，集群所有节点的信息（clusterNode），也包含自身的信息。
clusterNode 记录了每个节点的信息，其中包含了节点本身的版本 Epoch；自身的信息描述：节点对应的数据分片范围（slot）、为master时的slave列表、为slave时的master等。
每个节点包含一个全局唯一的 NodeId。
当集群的数据分片信息发生变更（数据在节点间迁移时），Redis Cluster 仍然保持对外服务。
当集群中某个master出现宕机时，Redis Cluster 会自动发现，并触发故障转移的操作。会将master的某个slave晋升为新的 master。
由此可见，每个节点都保存着Node视角的集群结构。它描述了数据的分片方式，节点主备关系，并通过Epoch 作为版本号实现集群结构信息的一致性，同时也控制着数据迁移和故障转移的过程。
2、信息交互
去中心化的架构不存在统一的配置中心。在Redis Cluster中，这个配置信息交互通过 Redis Cluster Bus 来完成（独立端口）。Redis Cluster Bus 上交互的信息结构如下：
clusterMsg 中的type指明了消息的类型，配置信息的一致性主要依靠 PING/PONG。每个节点向其他节点频繁的周期性的发送PING/PONG消息。对于消息体中的 Gossip 部分，包含了sender/receiver 所感知的其他节点信息，接受者根据这些Gossip 跟新对集群的认识。
对于大规模的集群，如果每次PING/PONG 都携带着所有节点的信息，则网络开销会很大。此时Redis Cluster 在每次PING/PONG，只包含了随机的一部分节点信息。由于交互比较频繁，短时间的几次交互之后，集群的状态也会达成一致。
3、一致性的达成
当Cluster 结构不发生变化时，各个节点通过gossip 协议在几轮交互之后，便可以得知Cluster的结构信息，达到一致性的状态。但是当集群结构发生变化时（故障转移/分片迁移等），优先得知变更的节点通过Epoch变量，将自己的最新信息扩散到Cluster，并最终达到一致。
clusterNode 的Epoch描述的单个节点的信息版本；
clusterState 的currentEpoch 描述的是集群信息的版本，它可以辅助Epoch 的自增生成。因为currentEpoch 是维护在每个节点上的，在集群结构发生变更时，Cluster 在一定的时间窗口控制更新规则，来保证每个节点的 currentEpoch 都是最新的。
更新规则如下：
1、当某个节点率先知道了变更时，将自身的 currentEpoch 自增，并使之成为集群中的最大值。再用自增后的 currentEpoch 作为新的 Epoch 版本；
2、当某个节点收到了比自己大的 currentEpoch 时，更新自己的 currentEpoch；
3、当收到的 Redis Cluster Bus 消息中的 某个节点的 Epoch > 自身的 时，将更新自身的内容；
4、当Redis Cluster Bus 消息中，包含了自己没有的节点时，将其加入到自身的配置中。
上述的规则保证了信息的更新都是单向的，最终朝着 Epoch 更大的信息收敛。同时 Epoch 也随着 currentEpoch 的增加而增加，最终将各节点信息趋于稳定。
sharding
不同节点分组服务于相互无交集的分片（sharding），Redis Cluster 不存在单独的 proxy 或配置服务器，所以需要将客户端路由到目标的分片。
1、数据分片（slot）
Redis Cluster 将所有的数据划分为16384 [0-16383] 个分片，每个分片负责其中一部分。每一条数据（key-value）根据key值通过数据分布算法（一致性哈希）映射到16384 个slot中的一个。数据分布算法为：
slotId = crc16(key) % 16384
客户端根据 slotId 决定将请求路由到哪个Redis 节点。Cluster 不支持跨节点的单命令，如：sinterstore，如果涉及的 2 个key对应的slot 在不同的 Node，则执行失败。通常Redis的key都是带有业务意义的，如：Product:Trade:20180890310921230001、Product:Detail:20180890310921230001。当在集群中存储时，上述同一商品的交易和详情可能会存储在不同的节点上，进而对于这2个key 不能以原子的方式操作。为此，Redis 引入了 HashTag的概念，使得数据分布算法可以根据key 的某一部分进行计算，让相关的2 条记录落到同一个数据分片。如：
商品交易记录key：Product:Trade:{20180890310921230001}
商品详情记录key：Product:Detail:{20180890310921230001}Redis 会根据 {} 之间的字符串作为数据分布式算法的输入。
2、客户端的路由
Redis Cluster 的客户端相比单机Redis 需要具备路由语义的识别能力，且具备一定的路由缓存能力。当Client 访问的key 不在当前Redis 节点的 slots 中，Redis 会返回给Client 一个 moved命令。并告知其正确的路由信息，如下所示：
当Client 接收到moved 后，再次请求新的Redis时，此时Cluster 的结构又可能发生了变化（slot 迁移）。此时有可能再次返回moved 。Client 会根据 moved响应，更新其内部的路由缓存信息，以便后续的操作直接找到正确的节点，减少交互次数。
当Cluster 在 slot迁移过程中时，可以通过 ask命令控制客户端的路由，如下所示：
上图中，Source节点的slot 需要迁移到 Target节点上，此时如果客户端已经完成迁移的 key，节点将相应ask 告知客户端想目标节点重试。
ask命令和 moved命令的不同在于：
1、moved 会更新 Client数据路由，ask 只是重定向新节点，但是后续的相同 slot 仍会路由到旧节点；
2、slot 在迁移过程中，如果slot已经确定迁移，返回moved；如果正在迁移中，返回ask。
迁移的过程可能会持续一段时间，这段时间某个slot 的数据，同时可能存在于新旧 2 个节点。由于move 操作会使Client 的路由缓存变更，如果新旧节点对于迁移中的slot 所有key 都回应moved，客户端的路由缓存会频繁变更。因此引入ask 类型消息，将重定向和路由缓存分离。
3、分片的迁移
在一个稳定的 Redis Cluster 中，每个 slot 对应的节点都是确定的。在某些情况下，节点和分片需要变更：
1、新的节点作为master加入；
2、某个节点分组需要下线；
3、负载不均衡需要调整 slot 分布。
此时需要进行分片的迁移，迁移的触发和过程控制由外部系统完成。Redis Cluster 只提供迁移过程中需要的原语，包含下面 2 种：
节点迁移状态设置：迁移前标记源/目标节点。
key迁移的原子化命令：迁移的具体步骤。下面的Demo会介绍slot 1 从节点A 迁移到B的过程。
1、向节点B发送状态变更命令，将B的对应slot 状态置为importing。
2、向节点A发送状态变更命令，将A对应的slot 状态置为migrating。
3、针对A上的 slot 的所有 key，分别向 A 发送 migrate 命令，告知 A 将对应的key 迁移到 B。
当A节点的状态置为 migrating 后，表示对应的slot 正在从 A 迁出，为保证该 slot 数据的一致性。A 此时提供的写服务和通常状态下有所区别，对于某个迁移中的 slot：
如果Client 访问的key 尚未迁出，则正常的处理该key；
如果key已经迁出或者key不存在，则回复Client ASK 信息让其跳转到B处理；当节点B 状态变成 importing 后，表示对应的 slot 正在向 B 迁入。即使 B 能对外提供该slot 的读写服务，但是和通常情况下有所区别：
当Client的访问不是从ask 跳转的，说明Client 还不知道迁移。有可能操作了尚未迁移完成的，处在A上面的key，如果这个key 在A上被修改了，则后续会产生冲突。
所以对于该slot 上所有非ask 跳转的操作，B不会进行操作，而是通过moved 让Client 跳转至A执行。这样的状态控制，保证了同一个key 在迁移之前总是在源节点执行。迁移后总是在目标节点执行，从而杜绝了双写的冲突。迁移过程中，新增加的key 会在目标节点执行，源节点不会新增key。使得迁移有界限，可以在某个确定的时刻结束。
单个key 的迁移过程可以通过原子化的migrate 命令完成。对于 A/B 的slave 节点，是通过主备复制，从而达到增删数据。
当所有key 迁移完成后，Client 通过 cluster setslot 命令设置 B 的分片信息，从而包含了迁入的 slot。设置过程中会让 Epoch自增，并且是Cluster 中的最新值。然后通过相互感知，传播到Cluster 中的其他节点。
failover
同Sentinel 一样，Redis Cluster 也具备一套完整的故障发现、故障状态一致性保证、主备切换机制。
1、failover的状态变迁
1）故障发现：当某个master 宕机时，宕机时间如何被集群其他节点感知。
2）故障确认：多个节点就某个master 是否宕机如何达成一致。
3）slave选举：集群确认了某个master 宕机后，如何将它的slave 升级成新的master；如果有多个slave，如何选择升级。
4）集群结构变更：成功选举成为master后，如何让整个集群知道，以更新Cluster 结构信息。
2、故障发现
Redis Cluster 节点间通过 Redis Cluster Bus 两两周期性的 PING/PONG 交互。当某个节点宕机时，其他Node 发出的PING消息没有收到响应，并且超过一定时间（NODE_TIMEOUT）未收到，则认为该节点故障，将其置为 PFAIL状态（Possible Fail）。后续通过Gossip 发出的 PING/PONG 消息中，这个节点的 PFAIL 状态会传播到集群的其他节点。
Redis Cluster 的节点两两通过 TCP 保持 Redis Cluster Bus 连接，当对PING 无反馈时，可能是节点故障，也可能是TCP 链接断开。如果是TCP 断开导致的误报，虽然误报消息会因为其他节点的正常连接被忽略，但是也可以通过一定的方式减少误报。Redis Cluster 通过 预重试机制 排除此类误报：当 NODE_TIMEOUT / 2 过去了，但是还未收到响应，则重新连接重发 PING 消息，如果对端正常，则在很短的时间内就会有响应。
3、故障确认
对于网络分隔的情况，某个节点（B）并没有故障，但是和A 无法连接，但是和 C/D 等其他节点可以正常联通。此时只会有A 将 B 标记为 PFAIL状态，其他节点认为B 正常。此时A 和C/D 等其他节点信息不一致，Redis Cluster 通过故障 确认协议 达成一致。
集群中每个节点都是Gossip 的接收者，A 也会接收到来自其他节点的Gossip 消息，被告知B 是否处于PFAIL 状态。当A收到来气其他master 节点对于 B 的PFAIL 达到一定数量后，会将 B 的 PFAIL状态升级为 FAIL状态。表示B 已经确认为故障态，后面会发起 slave选举流程。
A节点内部的集群信息中，对于B的状态从 PFAIL 到 FAIL 的变迁，如下图所示：
4、slave选举
上图中，B是A的 master，并且B 已经被集群公认是 FAIL状态了，那么 A 发起竞选，期望成为新的 master。
如果B 有多个slave （A/E/F）都认知到B 处于FAIL 状态了，A/E/F 可能会同时发起竞选。当 B的slave个数 >= 3 时，很有可能产生多轮竞选失败。为了减少冲突的出现，优先级高的slave 更有可能发起竞选，从而提升成功的可能性。这里的优先级是slave的数据最新的程度，数据越新的（最完整的）优先级越高。
slave 通过向其他master 发送 FAILVOER_AUTH_REQUEST 消息发起竞选，master 收到后回复 FAILOVER_AUTH_ACK 消息告知是否同意。slave 发送 FAILOVER_AUTH_REQUEST 前会将 currentEpoch 自增，并将最新的Epoch 带入到 FAILOVER_AUTH_REQUEST 消息中，如果自己未投过票，则回复同意，否则回复拒绝。
5、结构变更通知
当slave 收到 过半的master 同意时，会替代B 成为新的 master。此时会以最新的Epoch 通过PONG 消息广播自己成为master，让Cluster 的其他节点尽快的更新拓扑结构。
当B 恢复可用之后，它仍然认为自己是master，但逐渐的通过 Gossip协议 得知 A 已经替代了自己，然后降级为 A 的 slave。
可用性和性能
Redis Cluster 还提供了一些方法可以提升性能和可用性。
1、Redis Cluster的读写分离
对于读写分离的场景，应用对于某些读请求允许舍弃一定的数据一致性，以换取更高的吞吐量。此时希望将读请求交给slave处理，以分担master的压力。
通过分片映射关系，某个slot 一定对应着一个master节点。Client 通过moved 命令，也只会路由到各个master中。即使Client 将请求直接发送到slave上，也会回复moved 到master去处理。
为此，Redis Cluster 引入了 readonly命令。Client 向 slave发送该命令后，不再moved 到 master处理，而是自己处理，这成为slave的 readonly模式。通过 readwrite命令，可以将 slave的 readonly模式重置。
2、master单点保护
假如 Cluster的初始状态如下所示：
上图中A、B两个master 分别有自己的 slave，假设A1 发生宕机，结构变为如下所示：
此时A 成为了单点，一旦A 再次宕机，将造成不可用。此时Redis Cluster 会把B 的某个slave （如 B1 ）进行副本迁移，变成A的slave。如下所示：
这样集群中每个master 至少有一个slave，使得Cluster 具有高可用。集群中只需要保持 2*master+1 个节点，就可以保持任一节点宕机时，故障转移后继续高可用。
参考：《深入分布式缓存》
