分布式系统，通过数据冗余，来保证数据的安全。要写一个分布式系统，一道绕不过去的坎，那就是数据同步。同步，这两个字，折磨死了很多人。是同步，还是异步？是push，还是pull？谁是master，谁是slave？下线会怎样，上线了又会怎样？中心化，or对等节点？这些问题，无一不拷打者分布式系统的设计者。
下面，我们将看一下主流的几个存储服务，是如何解决数据同步问题的。
mysql的主服务器叫做master，从服务器叫做slave。
主服务器将变更记录在binlog中，slave将通过独立的线程拷贝这些记录，然后重放。
binlog的格式分为statement、row、mixed三种。
statement 将变更的sql语句写入到binlog中，在准确性方面会有一定影响
row 将每一条记录的变化，写入到binlog中
mixed 上面两种的结合。MySQL会判断什么时候有用statement，什么时候用row
由于是异步线程去拷贝，slave很容易会出现延迟。当master不幸宕机，将会造成延迟的数据丢失。
为了解决异步复制的问题，5.5版本之后，MySQL引入了半同步复制（semi sync）的概念。半同步处于异步和全量同步之间，master执行完事务之后，并不直接返回，而是要等待至少一个slave写入成功才返回。由于需要与至少一个slave进行交互，性能相比较异步复制肯定是有不少折损的。
全复制模式当然是要等待所有的slave节点复制完成，这种安全性最高，但是效率也最低。从概念上来讲，只有一个slave的半复制就是全复制。
5.7之后，mysql实现了组复制（group replication）协议。它支持单主模式和多主模式，但在同一个group内，不允许同时存在。听起还好像很神奇，其实它还是通过paxos协议去实现的。
kafka由于是一个消息队列，所以不需要考虑随机删除和随机更新的问题，它只关注写入问题即可。从结构上来说，kafka的同步单元是非常分散的：kafka有多个topic，每个topic又分为多个partition，副本就是基于partiton去做的。
主分区叫做leader，1-n个副本叫做follower。生产者在发送消息的时候，需要先找到该分区的leader，然后将数据发送给它。follower只是作为一个备份存在，以便在主分区发生问题时能够顶上去。
kafka的主从同步，叫做ISR（In Sync Replica）机制。
那什么时候消息算是发送成功呢？这还要看ack的发送级别。
0 表示异步发送，消息发送完毕就算是成功了
1 leader主副本写入完成，就算是发送成功了
-1 leader发送完成，并且ISR中的副本都需要回复ack
0和1的情况下，kafka都有丢失消息的可能。在-1的情况下，也需要保证至少有一个follower commit成功才能保证消息安全。如果follower都不能追赶上leader，则会被移除出 ISR列表。没错，是直接移除。当ISR为空，则kafka的分区和单机是没有区别的，所以kafka提供了min.insync.replicas参数规定了最小ISR。
当ISR不满足的时候怎么办？kafka当然是不会丢失消息了，因为此时生产者的提交是失败的，消息根本进不了系统里来
当所有副本都不可用怎么办？此时，该partition将永不可用
副本之间的数据复制，是通过follower pull的方式，也就是拉取的方式去获取的。
redis是内存kv数据库，速度上远超其他数据库，理论上主从同步更容易。但在高流量和高QPS下，主从复制依然会发生问题。
redis的slave连接上之后，首先会进行一次全量同步。它会发送psync命令到master，然后master执行bgsave生成一个rdb文件。全量同步就是复制这个rdb快照文件到slave。
那在全量复制中间出现的数据怎么办呢？肯定是要缓存起来的。master会开启一个buffer，然后记录全量复制过程中产生的新数据，在全量同步完成之后再补齐增量数据。
slave断线之后也不需要每次都执行全量同步，为了配合增量，还引入了复制偏移量（offset）、复制积压缓冲区（replication backlog buffer）和运行 ID （run_id）三个概念。可以看出它都是为了标识slave，以及它的复制位置和缓冲区用的。
之后的同步，就可以一直使用psync去复制。依然是异步复制。
可以看出redis的主从复制一致性大量依赖内存，级别是非常弱的。但是它快。快能解决很多问题，所以应用场景是不同的。
es是基于lucene的搜索引擎，数据节点会包含多个索引（index）。每个索引包含多个分片（shard），每个分片又包含多个replica（副本）。
从上面的描述来看，这些概念是与kafka高度雷同的，es的复制单元是分片。
es的数据依然是先写master，它同样维护了一个同步中的slave列表（InSyncAllocationIds），处于yellow和red状态的副本当然是不在这个列表中的。
master需要等待所有这些正常的副本写入完成后，才返回给客户端，所以一致性级别是比较高的，因为它的slave节点是要参与读操作的，它是一个近实时系统。
由于它是一个数据库，所以依然会有删除和更新操作。Translog相当于wal日志，保证了断电的数据安全，这和其他rdbms的套路是一致的。
cassandra是一个非常有名的CAP理论实践数据库，更多的像一个AP数据库，目前在db-engines.com依然有较高的排名。
数据存储是表的概念，一个表可以存储在多台机器上。它的分区，是通过partition key来设计的，数据分布非常依赖于hash函数。如果某个节点出现问题怎么办？那就需要一致性hash的支持。
cassandra非常有意思，它的复制（replicas）并不像其他的主备数据一样，它更像是多份master数据，这些数据都是同时向外提供服务的。当掉一个检点，并不需要主备切换。
为什么可以做到这种程度呢？因为cassandra追求的是最终一致性。分布式系统由于副本的存在，不可避免的要异步或者同步复制。那到底复制到什么程度才算是合适的呢？Quorum的R+W就是一个权衡策略。
quorum = (sum_of_replication_factors / 2) + 1
什么意思呢？考虑到你有5个抽屉，然后随机放入W个球，求需要多少次R，才能拿出一个球。假如你向里面放了1个球，你需要打开5次，才能每次都有正确的判断，此时R=5、W=1；当你放了2个球，则你只需要打开4次就可以了；假如你放入了5个球，那就只需要读一次。
当R+W>N的时候，属于强一致性；当R+W<=N的时候，属于最终一致性。
有意思的是，cassandra中的集群信息，即meta信息，使用gossip（push-pull-gossip）进行传递。
mongodb有三种数据冗余方式。一种是master-slave（不推荐使用），一种是replica set，一种是 sharding模式。
mongodb的副本集主从，就是标准的故障自动转移实现方式，不需要人工介入。master节点当掉之后，会通过选举从副本集中找出新的master节点，然后引导其他节点连接到这个master。
mongodb的选举算法，采用的是bully。
主节点的变更，会存放在特定的系统表中。slave会定时拉取这些变更，并应用。从这种描述中也可以看出，mongodb在同步延迟或者单节点出问题的时候，会有丢失数据的可能。
分布式是为了解决单机的容量问题，但它引入了一个新的问题，那就是数据同步。
数据同步要关注一致性，故障恢复以及时效性。
主要有两种数据需要同步。
元数据信息
真正的数据
对于元数据信息，目前比较主流的做法，可以参考使用raft协议进行数据分发。到了真正的数据同步方面，raft协议的效率还是有些低的，所以会普遍采用异步复制的方式。
在这种情况下，异步复制列表，就成了关键的元数据信息，集群需要维护这些节点的状态。最坏的情况下，异步复制节点全部不可用，master会自己运行在非常不可信的环境下。
为了增加数据分配的灵活性，这些复制单元多会针对于sharding分片进行操作，由此带来的，就是meta信息的爆炸。
分布式系统这么多，但并没有一个能够统一的模式。有意思的是，即使是最低效的分布式系统，也有大批的追随者。不信？看看BTC的走势就知道了。