爱吱声

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。6 \  u) Z( [3 d8 ~* f& S
" o% n0 {3 V: c" Y0 G6 |
同步# J* u# q& Z# _& o  y
. M: i+ |. o* B# }1 G% A. L& a
    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：; g) @- j. F' M6 P; I% B
    执行op日志
/ _& \$ K1 R! v$ k) C    将op日志写入到自己的oplog中(也就是local.oplog.rs)! v* r3 h# }# G% d
    请求下一个op日志/ T# U5 g4 [" v# H) W( A* L
' g9 i" `) ~7 t, G4 _) `
    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。# u/ {* |2 u, s# l* H
% p! U( ]* k: {& Y, q8 Q; 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。
- A7 `* F9 U) {* l
1 D3 H2 y6 |$ O; U3 |' nw参数& v$ O0 t& x* n5 X
6 n% [* P' K1 l3 N- |' x9 H
    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：
  `% z' N* Z( d+ ]) X; edb.foo.runCommand({getLastError:1, w:2})
5 O/ T! d' X# p; J1 p3 }
& A- E0 D3 k$ e' N    在更改了这个配置之后，执行写操作的流程如下：
9 }' p5 Q" F; z+ }/ P4 }) s* T" a+ L
    在primary上完成写操作；
0 ~6 P- |1 e7 l1 R8 [" e$ l! W. b    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；. U7 A& H$ A5 N4 M6 l
    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；# D+ X& X- N6 N  S4 Y( G1 `( ]
    secondary从primary获得oplog，获得上一次操作的记录；
0 ]6 ~2 M2 D7 ~    secondary执行oplog中刚才那一条时间t的操作；! P; e- x  ?7 v+ p6 i
    secondary从primary的oplog中获取时间t之后的log，条件为{ts:{$gt:t}}；
' \* _( p0 |  |6 t    primary知道了secondary已经成功执行了时间t之前的oplog，因为secondary已经在请求时间t之后的oplog了；7 U/ M7 v+ d$ A/ G% h3 Z
    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。
! L1 j: S/ W# y7 ?8 ]
; h1 f! p0 S* U8 `* N- k' Q1 R. h启动! H! w5 n2 R: ^- w( ]  ]7 r
: }3 T4 |+ w  H% X
    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。& f4 @8 M8 O% x

4 ^* [3 |& P2 X    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。; z+ m) e# H; }' \4 R9 l
5 ]& h2 _' \5 D; G( a
选择同步源节点) e- a4 Z8 [8 o

  P+ h3 p! a2 ^8 U5 D' k    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：, B. {; D5 U, x. w: W1 T% A

, d  q% C5 ^0 s' ^% tfor each member that is healthy:; s- c0 [1 y6 G- L6 D
    if member[state] == PRIMARY. Z/ J' g/ @9 h& ]
        add to set of possible sync targets
. f- `7 c9 u* A1 q
) X* \4 ]  E. a3 o4 W    if member[lastOpTimeWritten] > our[lastOpTimeWritten]
5 _: Q$ U1 W8 p% G1 ?* y        add to set of possible sync targets
, V. t8 w# n+ C8 {, B$ J" ~+ x  M+ L' _  C
sync target = member with the min ping time from the possible sync targets( A9 D( B2 D* F' A  a7 O8 z

# c# P' d- n0 o- w. `    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。
  p% g# s* ~8 a; D' S; g; s
) T! f/ w  v& f9 L4 N    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。
7 M. S. R& N; c) z3 J
8 U, U$ g, ]6 D! L链式同步
  Z/ l( u7 e/ x8 y3 @9 T! E0 `1 p9 ~& H/ _% n+ u: S. h
    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。' ^$ [" L: Z% {8 S+ N

3 C6 J  M+ n) B" R* C5 z    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？
& H4 x8 m2 W% Y2 {: u5 Z* P) t- z) F& F
    MongoDB通过oplog同步协议来解决上述的多个节点同步的问题。; B! x/ n7 h$ j; z
4 `7 r1 z: `) l: b& i5 l
    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。”0 N; [& v5 z0 A

( Z+ m+ u% h% M: T    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。+ l! ^+ f5 M; v5 m4 }# w& d

8 A3 f0 y+ [9 i5 E% f" z. n9 L6 D    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。
. D8 ?, A/ S1 m/ {" \: M5 ^$ L3 C/ ^/ n; p
    具体三个节点间的连接如下图：1 t/ O7 F1 _+ G/ {6 ?5 \& V
    S2                  S1               P
4 F/ e) G# ]6 w# h' K! w) Z
                             <====>

& C: r. {) g$ v0 ?) X, _& U0 E
         <====>       <---->
6 h' O3 `: A3 t3 l4 U1 \
$ L; o& [7 d; B/ R- z
    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。
( Y) l# D; Z$ s: ^6 Y! p! l) T7 }) d
5 K& J/ X- M9 u2 O2 i
Reference，
' ?! a; Q0 H  C* w! }& a8 f# J1 Y$ @3 g# w* z1 d$ u0 }* Z2 j
[0] Replica Set Internals Bootcamp Part IV: Syncing1 Y' G5 A" i% b, k; h% F0 Y
http://www.kchodorow.com/blog/2012/05/07/replica-set-internals-bootcamp-part-iv-syncing/% U$ K& S# _$ v
作者: 四处张望    时间: 2012-9-18 13:33
哇...,没想到这里都能看到这类高水准文章。9 j* n+ f5 }+ g2 q7 b; {
可以偷懒不去搜索了。
作者: shengnan007    时间: 2012-9-18 13:34
四处张望 发表于 2012-9-18 13:33
' X" Y( k) J$ d9 F, l) b4 n9 E哇...,没想到这里都能看到这类高水准文章。
) Z) H  \) q9 A! @9 w$ ~可以偷懒不去搜索了。

7 q  C# y+ i; V  r7 P8 }* E  a前期写的一次性发出来了，后续的还要等一等。写的慢啊，哈哈
作者: 四处张望    时间: 2012-9-18 13:46
shengnan007 发表于 2012-9-18 13:34
* b# N+ d( A4 m/ B) z: j3 |前期写的一次性发出来了，后续的还要等一等。写的慢啊，哈哈
" ?: q6 y5 r: t' F
邓侃在西河的文章，对我启发很大。可惜最近两年没有实践的机会，mongo db也就是浅尝辄止。现在有这般好帖，正好
作者: 假如十八    时间: 2012-9-18 14:44
电脑小白路过学习。。。



欢迎光临 爱吱声 (http://129.226.69.186/bbs/) Powered by Discuz! X3.2