标题: Replica Set的数据同步 [打印本页] 作者: shengnan007 时间: 2012-9-18 13:20 标题: Replica Set的数据同步 上一篇文章，我们了解了replica set是如何选举出primary的。当primary被选举出来，就开始处理系统中的写数据的请求，secondary要及时的同步这些写到primary中的最新的数据，保持MongoDB中数据的一致性，那么secondary是如何进行数据同步的呢？接下来我们详细分析这个问题。4 |" f+ c' R3 s9 S
0 R' b, c+ y- ~+ c. S同步) d- t$ U! R5 {4 N; A
* x7 E( I2 x+ p 一个secondary在正常运行时，会选择replica set中的一个节点，从这个节点中叫做local.oplog.rs的collection，拉取oplog同步日志。获得同步日志后，进行下边的三项操作： 4 A1 A$ }' m: o% P) C( B# g 执行op日志 0 Z' m% y$ F) [3 J 将op日志写入到自己的oplog中(也就是local.oplog.rs) 7 c1 q- l/ @: n5 b1 c$ l: o1 I 请求下一个op日志 6 ^1 }7 H* k5 p; Y( X$ W2 y: j' a: s: ?$ o f
如果在第一步执行完毕，第二步还没有执行完的时候，secondary宕机了，那么在secondary重新恢复之后，会认为第二步的写操作还没有执行，重新开始执行第二步。在MongoDB的设计中，oplog的操作是具有幂等性的，也就是说将oplog中的某一条操作记录执行多次，不会影响结果的正确性。 : h& ?; I2 A' A' E7 l+ p 7 f3 G# V+ s" k, m1 j 比如说，有一个数据是{counter:1}，我们在primary中，对这个数据执行了操作{$inc:{counter:1}}，就是把counter字段的值增加1，结果是{counter:2}。Oplog不会记录inc操作，而是直接记录{$set:{counter:2}}。因此，对于oplog中的操作记录，无论执行多少次，都不会影响结果的正确性。1 B7 z. x' E! X& q
. k2 ?, J' P0 y1 W( ~( zw参数 % B) a1 v W- V+ |/ a 9 Y! T; h& W/ x9 {; w8 P7 w5 V 当我们在MongoDB中执行一个写操作时，默认情况下，写操作指令发送后，就认为写操作执行成功了。为了保证系统可用性和数据安全性，我们可以更改配置，当写操作在n个节点（n包括primary，如果n=1，那就是在primary执行成功后返回）都执行成功后，才返回成功。这个配置的命令如下： 2 K6 N2 Q e9 d! ^! n9 J9 A) n$ u+ hdb.foo.runCommand({getLastError:1, w:2}) 2 v; d1 i' s, N4 [' q( V7 s. }" F+ |& f1 F: X
在更改了这个配置之后，执行写操作的流程如下：7 ^% p$ z' f) I( v8 a
4 M! e# ~! X5 p5 i$ {5 W
在primary上完成写操作；1 ~- m" h; M+ G
写操作被记录在primary的oplog中，oplog中包含一个ts字段，记录了写操作发生的时间t； e0 l* w' l- X" l8 o0 ^) P 客户端在primary中执行{getLastError:1, w:2}命令，primary完成了写操作，只要再有一个节点完成写操作，就可以满足w:2 了； # r6 T" X4 N0 O9 ` secondary从primary获得oplog，获得上一次操作的记录；! e w T. a/ C. K* i' F
secondary执行oplog中刚才那一条时间t的操作；; x8 b8 T7 b$ y& q) Y* Y2 r
secondary从primary的oplog中获取时间t之后的log，条件为{ts:{$gt:t}}； / B% V$ R# _# c1 a: K: X( L( p3 F primary知道了secondary已经成功执行了时间t之前的oplog，因为secondary已经在请求时间t之后的oplog了；$ `" w, I8 `8 N5 A% K8 K) y
getLastError知道primary与secondary都完成了这次写操作，于是 w:2 的条件满足了，向客户端返回成功。, X5 U& {& k, p" }1 i0 G
" @) P2 s: m: ~ E/ J6 D
启动 h& i! W" q- c
- I0 j' b" q2 z4 u4 k
当在现有的某个replica set中加入一个新节点并启动时，这个新节点会查看自己的local.oplog.rs collection，执行一个叫 lastOpTimeWritten 的命令，查找到它最近的一条被secondary同步过的写操作。7 H- g% g* ^' ]) }5 n& J
; P- `, z! T% l9 M7 z$ f, C
这个命令会返回一条oplog记录，其中的ts字段就是最近一次写操作的时间。如果一个节点启动的时候，oplog里没有数据，这个节点会同步其他节点中的所有数据。 * e5 w) d5 J) e" f9 R* `0 ], ]2 ~, V7 v. n: s# X* E
选择同步源节点9 [0 Q3 F- j# e7 x' r
7 p3 f, }+ T, ?3 C: E7 r
Replica Sets中的节点从距离它“最近”的节点同步数据，这个“最近”是通过ping的时间来判断的。在节点之间的心跳检测中，会记录ping某个节点和收到响应的时间，通过这个时间的长短，来确定距离的远近，时间越长视为距离越远。知道了和节点之间的距离，再通过如下的算法，来确定可以同步数据的源节点： * {4 U* \9 c6 v8 r& k% J9 N# S7 N$ y, k% z- u- E/ t
for each member that is healthy:; ]. G# a# v; A9 o
if member[state] == PRIMARY + K2 m4 J* r( F- K" F) @, g/ s add to set of possible sync targets & P2 L) f) w. a- b+ o7 G- L# ]; t" V' N
if member[lastOpTimeWritten] > our[lastOpTimeWritten] 4 C' v2 A# d" k+ C add to set of possible sync targets' U2 \; j; y* r2 p/ T+ L) T4 k
3 W/ _5 H7 _% j9 x4 k7 G7 x. L. lsync target = member with the min ping time from the possible sync targets 8 {9 W# M3 s5 B' _- O' {" b% P$ i$ p) z5 _$ h5 Y5 y0 W/ p) h* s
对于节点是否健康，MongoDB各个版本的判断依据有所不同，但都是为了找到能够正常运行的节点。' {4 O* K1 D; Q- |$ B
' D# f6 p, g) U 我们可以通过运行db.adminCommand({replSetGetStatus:1})命令来查看当前的节点状况，在secondary上运行这个命令的时候，能够看到syncingTo这个字段，这个字段的值就表示secondary节点同步数据的源节点。 ' _2 a, ~; @" E7 G7 v( H- O6 Q# R; x' l' f6 x; a+ Y& s
链式同步4 I+ s9 t' }3 v. Z
2 w( i" i/ Q+ F* _5 ?! `
前边所说的内容，都是假设有一个primary和一个secondary，这种情况下的同步过程比较简单，但是如果有2个secondary或者更多，那么这个过程就要复杂的多。 4 T' M4 L A. z0 S" {* v3 \# G4 ?
我们用w：3来说明这个问题。比如S1和S2节点是secondary节点， P节点是primary节点，S1节点从P节点同步数据，S2节点从S1节点同步数据。这样P -> S1 -> S2 之间就形成了一个链。如果我们设定w为3，那么除了primary写入数据，还需要有两个secondaris完成同步，才可以返回成功。那么P节点如何能知道S2节点已经从S1节点同步成功了呢？7 d- e7 B+ m- T& X; r. W
+ u4 L6 d" S) R" M9 } m/ h1 a3 t. B n MongoDB通过oplog同步协议来解决上述的多个节点同步的问题。$ \" }, E2 a: g5 N/ o5 w& @
" n2 n. D8 v9 X- g7 M$ `! \" B, g
当S2从S1同步数据时，S2会给S1发送一个特殊的握手消息，“Hi，我是S2，我要从你这同步数据了，把我也算到w参数里边吧。” 5 b! P& F% N1 A$ o9 E. Z6 }( R Y+ ~: K( C1 B
当S1收到这个消息的时候，会说，“我不是primary节点，我可以把你这个计数转到我的同步源中去。”然后S1打开一个到P的新的连接，然后对P说，“这个连接你就当是S2的吧，把S2也算到w的计数中。”这个时候，S1和P之间有两个连接，一个是S1自己的，一个是为S2建立的。2 e. r) B' v) q- N
* _3 t7 o1 j K, w+ {3 x 当P执行完写操作之后，S1首先会获取到P的oplog，执行完这个写操作之后，会告诉P，我已经执行完了。然后S2从S1获取到最新的oplog，同样执行这个写操作，执行完之后，告诉S1，我已经执行完了。S1在收到S2执行完毕的消息后，就通过S1代替S2建立的和P的连接，告诉P，我是代替S2建立的连接，现在S2也执行完这个写操作了。这个时候，P就知道已经有P、S1和S2都完成了这个写操作，w：3已经满足了，然后返回成功，完成这次操作。# G8 Q2 b0 m" C/ f' C& N
3 M: X2 a" z: _) P
具体三个节点间的连接如下图：+ b( Q/ l7 b' F% C: z" L
S2 S1 P
$ V- M) x/ a8 b# a! ]' P
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! w# K, Y) e, j2 C, G! `
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5 A* w$ r, u- ?2 D
6 F+ r* M W% M% g S1和P之间有两条通道，双线那条是真正的同步连接，单线那条是一个虚拟连接。 : N2 p _" |$ Y6 w' ~: m/ d; @2 k% T5 v6 X5 \! z* E
