! \* G3 P6 d& g+ Z" T" K+ f* s同步3 t! _# Y; C+ H
. l$ X1 a; j6 H/ }
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: 0 ?6 ~# [" K+ Z. L 执行op日志* `, r& e4 ~" f( c
将op日志写入到自己的oplog中(也就是local.oplog.rs) / m, T" A- c5 N) v) e* h/ v 请求下一个op日志 0 E y) T6 b) k, a* E3 I: X 2 U# V" j) o; e 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。 $ J- V# U$ k; Y, ] 2 z' ~' l, m$ O3 W- w# _ 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。 7 C0 x' T' S' H" [2 G" a 1 A. z i, w9 B/ z8 d0 Xw参数5 |9 S1 I4 ]' q6 F! s3 y
& d8 C' d% J# k: ?) m% ]4 d
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 X9 a1 R+ Y' r+ d( l% fdb.foo.runCommand({getLastError:1, w:2})& M9 [( o3 T/ q+ o$ p( I
C+ {! d c4 `
在更改了这个配置之后,执行写操作的流程如下:+ ~3 ]0 H; A/ ^# s D
* r- J5 s$ R9 L$ C
在primary上完成写操作;# H' Q4 B, A& r" {8 e9 W' U
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; 5 d$ g; Z& a) `+ _ 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;# f1 M( ~4 D' K
secondary从primary获得oplog,获得上一次操作的记录; ) S5 L [) h! a& i% I% z: _) ^5 [ secondary执行oplog中刚才那一条时间t的操作;+ G! ?. B1 a0 v0 t- |9 Z
secondary从primary的oplog中获取时间t之后的log,条件为{ts:{$gt:t}};9 w$ y* I: U: `$ f6 D8 P3 W0 G& E
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; + D- L% P) j- Q- E* z. b1 N, S) h 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。; P" e v! T' l! k
( J* d2 ~( T! N. ~% |
启动, s: H/ f2 b* Q0 \
/ ^" w( ]( z5 y; h- L M/ z9 Y
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。 2 h# n3 D% P% W3 _, w, _ , R1 k: q/ ?; p! K$ c4 b5 T- N5 d 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。. W h a% g: t7 g! q0 K& F
3 i% m x8 X% N* x选择同步源节点% E' I7 p1 e' W
# E. V8 o, s: n; [) O
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:- d3 z8 b; S* D e- O& I0 Q
% f! s/ N+ h$ V- Efor each member that is healthy:5 O: P1 i9 Q2 L0 Y! K
if member[state] == PRIMARY. i1 T) Q/ I5 z* r! r# J
add to set of possible sync targets 8 Z* ` ~: P- j# { # J9 H$ ^0 @( [ if member[lastOpTimeWritten] > our[lastOpTimeWritten]" R s1 G3 O" e; L' x" \
add to set of possible sync targets . M/ x# U) s$ b1 @$ N7 [9 |2 ]+ M7 \& S5 z
sync target = member with the min ping time from the possible sync targets! k+ ]& b9 P+ @0 I) \- v, N
: m0 x5 [, N, f! N( T* Y, b) O! [4 b# H 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。 # C2 _8 _' r. @, j' O7 t 4 B8 [6 ]! B: D" m) Z& R" s( S. a 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。 ! v+ f3 T, {/ q$ V" @0 E0 G) [/ E 2 N9 G/ T* u# K6 T( s链式同步 8 q' ~. d% x/ R4 i + t8 ?' h n; x+ K9 G* y$ @ 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。 8 ?( C: [2 q1 J' t* O5 n) D* m2 e3 X* S* X. }: R h( F$ n5 _
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? 2 v+ v4 v4 ^" [/ _8 {( \% \1 W + m- F* a+ p8 B5 ^& e* ^ MongoDB通过oplog同步协议来解决上述的多个节点同步的问题。- B3 K) @# c0 H! L5 x! b) P
" Z! I( y7 n7 h+ P' b% Q4 t 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。” 8 i6 p0 S4 G2 k$ H; Q; s 7 @5 r8 X6 |8 k8 Z, S3 \; C 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。 ; M% C5 W" o7 u9 F) Q. |2 u8 G( F2 N+ g \; A: ?5 t, Y# F
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。) s0 W0 w3 J$ O- Q- G |- T) h
5 N4 A5 D. u1 r. r0 M" [ 具体三个节点间的连接如下图:7 `' [2 p3 {: V; t8 P
S2 S1 P
) k2 H; T5 i( B7 i* [/ I1 p
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# l4 X$ u6 z. z" r. F( w; S " N: i# Y5 a3 y% Y3 N 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。 * m. P& L8 Z; j: ] ' U1 J7 B2 F4 Y. _5 a0 i! m- P4 ?* j6 ^, g- d* s
Reference, u4 Q, ~8 S) X
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[0] Replica Set Internals Bootcamp Part IV: Syncing. G- @% w0 ^* ~& H; X) N" Z: k, {9 X http://www.kchodorow.com/blog/2012/05/07/replica-set-internals-bootcamp-part-iv-syncing/+ Q3 Y/ h3 Y$ t! m; y, }8 O 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。, T9 N% s8 y5 `1 Q0 ^$ b/ a
可以偷懒不去搜索了。作者: shengnan007 时间: 2012-9-18 13:34