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。
) I9 W% W5 L7 C
  P' I' I1 t- m' ]% W! @1 x同步
$ X9 M* _3 P# d& p! c" w
, V4 B/ c3 e- e6 K! T$ T2 u    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：
. y- {. V4 b. M5 Z" m    执行op日志
    将op日志写入到自己的oplog中(也就是local.oplog.rs)
    请求下一个op日志

  y. p" \) W+ A6 k5 B0 V! 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。

    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。

) V( |* Q5 u! A8 |! {: W# g4 u; aw参数
2 o: d* A) ?/ N5 k
    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：
db.foo.runCommand({getLastError:1, w:2})

    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；
    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；
    secondary从primary获得oplog，获得上一次操作的记录；
. Z0 U+ s( N! l* C& K. [. C* i    secondary执行oplog中刚才那一条时间t的操作；
% R' m4 l" B. M) H7 q( B/ d    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；
# n+ N, [4 W' [* r: g3 `1 a8 q    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。

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。

    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。
- P. k; G  f8 t' o" F5 a
/ ]- O/ ?8 y" j, A# U选择同步源节点
& z4 u2 o0 S! 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：

for each member that is healthy:
    if member[state] == PRIMARY
        add to set of possible sync targets

    if member[lastOpTimeWritten] > our[lastOpTimeWritten]
3 [, X* R% Q" h        add to set of possible sync targets
  b" N( B& Q+ g" G) u2 C0 D
sync target = member with the min ping time from the possible sync targets
+ f7 y  n5 f/ B( a1 `
( u4 l7 L2 n( w" c    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。
8 D" S, Y# l1 O+ P: G% f; S/ b4 ]
5 x, u& B/ `  i5 H: W7 K    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。

; r) E( a5 s' @8 b# x- a链式同步
1 E" U! ?* w" L* l
    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。
' T( L+ i1 K) n& y- m' c
) V) k" t" c( ~7 C4 M; B" P    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？

    MongoDB通过oplog同步协议来解决上述的多个节点同步的问题。

    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。”

/ ?. C" Z* z, B7 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。
6 f& A; Q0 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。
& W/ {, n8 d) \! K! e3 |
    具体三个节点间的连接如下图：
2 n, n1 x8 V. m  `) W. j

    S2                  S1               P

                             <====>

         <====>       <---->

, ~$ s( U9 W5 g) `1 I; [5 `    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。

5 k( ?& r6 N/ D
Reference，
# M) N/ x) i, l: s4 m8 P
[0] Replica Set Internals Bootcamp Part IV: Syncing
http://www.kchodorow.com/blog/2012/05/07/replica-set-internals-bootcamp-part-iv-syncing/
" u5 C' b9 j3 Q- Z9 U

四处张望

哇...,没想到这里都能看到这类高水准文章。
" t7 V3 B8 p- M4 p6 V可以偷懒不去搜索了。

shengnan007

四处张望 发表于 2012-9-18 13:33
4 }6 D$ h5 N) ]: k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。

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
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

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。。。