Replica Set的数据同步

shengnan007

    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。
+ r+ r0 F4 B/ w" E* o
  |4 _! p# f+ G9 v. Q! N同步

    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：
+ [# V  h( s9 x1 B, q5 C! ~  F. e7 O    执行op日志
    将op日志写入到自己的oplog中(也就是local.oplog.rs)
" H: O" m+ y7 E8 f1 E( a; H# b    请求下一个op日志
# X% x- \2 Q5 Z% D0 E! I. X; b
    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! I! j6 D2 c- Y: N: O2 d' k    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。
4 v) d: S4 }0 [; b6 a3 g. k/ l* ]
w参数
. B% Z6 ~2 W7 H6 Z
0 c/ k7 H: t# w- W9 i) s7 K' z    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：
  k$ n( N4 @; Z  t% k. @( gdb.foo.runCommand({getLastError:1, w:2})

0 m5 J( A- h, X6 h8 a' H    在更改了这个配置之后，执行写操作的流程如下：

    在primary上完成写操作；
) y; C' I  v# H9 k5 Y- 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；
    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；
/ q7 t9 ?3 G$ L: |3 @& ^8 ^    secondary从primary获得oplog，获得上一次操作的记录；
    secondary执行oplog中刚才那一条时间t的操作；
    secondary从primary的oplog中获取时间t之后的log，条件为{ts:{$gt:t}}；
    primary知道了secondary已经成功执行了时间t之前的oplog，因为secondary已经在请求时间t之后的oplog了；
- z+ t  O& l5 h- |" {6 b    getLastError知道primary与secondary都完成了这次写操作，于是 w:2 的条件满足了，向客户端返回成功。
, X: L% H9 u2 n) w1 T
7 [  U" N8 h+ o% @$ k' q" a启动

    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。
  ]( c+ K3 t- L/ L/ n4 \0 w
# L) y# c$ q; R5 x  r    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。

8 q! l+ g9 F% E9 A选择同步源节点

    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：
! d# i2 K0 ]6 G
for each member that is healthy:
    if member[state] == PRIMARY
        add to set of possible sync targets
! G! w6 |6 r' g2 \7 h! X
    if member[lastOpTimeWritten] > our[lastOpTimeWritten]
& {* O+ r5 L) q6 w6 i3 Y        add to set of possible sync targets

sync target = member with the min ping time from the possible sync targets

2 K3 a1 K- J* v# u, j) ]. [    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。

) L! `! l* u  m    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。
# m  F, A8 j# o2 H- \* E
链式同步

    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。

0 G; [! ?3 ~% }! M0 A2 I9 U    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？
$ U' i2 p0 h' v  H; u, U$ w9 Y* ?
0 M/ O7 J$ f' V2 w    MongoDB通过oplog同步协议来解决上述的多个节点同步的问题。
; w6 X4 X9 i  t" y' i9 X
; j8 N1 D. i, |5 I' c/ q$ S    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。”

- q9 d5 g) s4 I% [- \9 J" S1 D% `    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。
" O# f" [" n% \  U4 d2 [6 L* 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。
: U. E8 _* \; U) F# F' ?: x
, j7 J8 r! w, Y: S    具体三个节点间的连接如下图：

    S2                  S1               P

                             <====>

4 k0 t  k6 F5 e  P: w

         <====>       <---->

+ d' D, X$ B0 p0 y/ v  ^, 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。
9 O( b+ z8 {' X5 Q% n) J
" F; M0 Y, Y" w* [  P3 t
Reference，

6 f9 G3 ^* s" o; B, W3 y6 Z) I[0] Replica Set Internals Bootcamp Part IV: Syncing
. d: `1 |! [$ _. l4 ahttp://www.kchodorow.com/blog/2012/05/07/replica-set-internals-bootcamp-part-iv-syncing/
8 M, J4 t& w) p: M5 x( F( q

四处张望

哇...,没想到这里都能看到这类高水准文章。
可以偷懒不去搜索了。

shengnan007

四处张望 发表于 2012-9-18 13:33
% v/ V' ~2 {* ~9 e+ G哇...,没想到这里都能看到这类高水准文章。
3 Q7 ^1 t" ^- y8 D1 z可以偷懒不去搜索了。

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

四处张望

shengnan007 发表于 2012-9-18 13:34
% J& l; h" n: N' _( C6 w0 R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

7 \& o5 s1 D! e0 i4 x) Z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

假如十八

电脑小白路过学习。。。