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[信息技术] Replica Set的数据同步

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楼主
发表于 2012-9-18 13:20:29 | 只看该作者 回帖奖励 |倒序浏览 |阅读模式
    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。
& Z4 y3 e2 }, Z! K  h3 s% P( `! }1 o. s; O5 ?
同步
! L1 ^. N. ~, B( Z, \" a
1 z0 _6 x/ C6 T+ E, G+ I5 B    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:3 q" W7 w, F* x0 ^( Z6 A
    执行op日志
2 r4 V+ C5 G  J& `    将op日志写入到自己的oplog中(也就是local.oplog.rs)# R, k- X$ y4 X  S& T! Z- O$ ]4 J
    请求下一个op日志
" X! M/ q0 z8 [" Y& s) B- n  L" A2 `9 M# _+ i# h4 L5 i3 z
    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。
+ n  [* x" R) T8 n  u8 r1 j0 J& e
8 S7 j: H" k- o2 ?/ z    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。8 a9 n# w- g2 W4 r* r' A: h

' w7 P' k! R& Y# _, w8 m8 sw参数
4 o! |6 Y; t3 M% i$ L/ p' d0 a4 [! r
! J2 h6 q1 D' e  s) n. x    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:
% W* _  ?( ?: ?; Z: x  Zdb.foo.runCommand({getLastError:1, w:2})
/ j+ J2 q1 l' G/ i! e; X7 E
4 T0 X1 s% a- @* `    在更改了这个配置之后,执行写操作的流程如下:
$ {2 M9 W* H6 n
+ k8 I" m" z* s    在primary上完成写操作;% C( {+ o, |) M. U; x/ P7 Y
    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;
' S& Z: }6 @) C4 D1 ]    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;
2 Y% ~. x% e. H0 a2 r5 k    secondary从primary获得oplog,获得上一次操作的记录;
: P+ s* o1 k4 X, s    secondary执行oplog中刚才那一条时间t的操作;! N; L2 w8 I# o, W) k" x
    secondary从primary的oplog中获取时间t之后的log,条件为{ts:{$gt:t}};
  D) X7 x- s6 n* V6 x    primary知道了secondary已经成功执行了时间t之前的oplog,因为secondary已经在请求时间t之后的oplog了;
) n6 T3 K/ Z5 |( A6 U0 s! I  T    getLastError知道primary与secondary都完成了这次写操作,于是 w:2 的条件满足了,向客户端返回成功。
9 S  c( q. F' X. d# w. ?& Y8 M, e2 s) d: `
启动
- u; N& l6 p2 R  `/ S) X- J! K* U3 m; w) l, P( {. |! @) U1 i
    当在现有的某个replica set中加入一个新节点并启动时,这个新节点会查看自己的local.oplog.rs collection,执行一个叫 lastOpTimeWritten 的命令,查找到它最近的一条被secondary同步过的写操作。
* w: \1 k- R$ `2 N( s: `
: {: }& Z) o# q: n4 {4 V    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。6 I+ T* H/ E: h& {7 h, U

1 z; _7 F; h6 k. W$ ^选择同步源节点9 i4 m. o( p8 H. d1 f* r6 G
4 v: d2 q9 J. s' Q7 z3 {: |
    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:
# t0 _' y, T' ?0 R: N9 M; z7 r
8 @% t4 e$ ^) w1 j- Lfor each member that is healthy:; {, l1 Q, T( ?3 H3 H( {# W, K8 \+ N
    if member[state] == PRIMARY
, @, O( q* m6 A$ t% b) ^6 o; W        add to set of possible sync targets3 L4 O6 `! K9 O

9 D6 G8 U3 A) Q; `& q4 x    if member[lastOpTimeWritten] > our[lastOpTimeWritten]/ |4 a% U. W2 I4 v+ t" {; b) i
        add to set of possible sync targets7 x8 |$ }: p2 S$ {3 B% b  f

! \* ?6 C1 ^) C9 Isync target = member with the min ping time from the possible sync targets- l# X+ k  @8 H
: ^1 b- _# s1 O1 F# P
    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。
# D4 F0 b' g; [! r5 v+ p1 o+ s
2 p7 a5 \- e& o+ {  C+ p    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。
  @0 }# @6 O$ k+ y! z4 ?+ v: y- h; Z
链式同步2 s5 i, @" ^: b, J  R" h
. R# V( A, ^# W% {' A9 I6 m3 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。
. U) Y- M7 B. d9 z" N1 F! ?* N3 ~8 B( `
    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 `7 n% ]5 j6 f( W- q# Z
1 v2 ~6 M: P( P7 Y- [: Z
    MongoDB通过oplog同步协议来解决上述的多个节点同步的问题。2 i% C% L# r" D; t
/ o8 r* f0 y3 ^. Z
    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。”
: E3 T& z7 L- V; n6 V  j* K& l/ ^. q' j+ ~* Y
    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 n5 d$ m( T" |  [0 h: s- x

5 n+ i# n0 ^7 A  q. W  b    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。: {$ V! J* s9 i  N& r% {
, D' E1 m0 K( L# t
    具体三个节点间的连接如下图:
/ c2 u" y) q, q1 x1 V  r/ j$ T
    S2                  S1               P

2 C5 V/ y9 @- X+ u
                             <====>

* n$ N: {3 {# I/ L5 u
         <====>       <---->
/ h4 T5 A* w- p; F: _/ r

% h$ ?1 g# [# R% g3 ^    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# w, x; b, |; _( G8 e7 R8 \* x7 y/ t! f2 X

& T5 h/ C  Y7 ~; J- [6 y0 PReference,3 h9 r2 @% a/ F# Y

2 s0 s7 w+ G* L/ J4 j2 }[0] Replica Set Internals Bootcamp Part IV: Syncing
! {4 O& v- l8 N! `* jhttp://www.kchodorow.com/blog/2012/05/07/replica-set-internals-bootcamp-part-iv-syncing/2 s. l; {8 C5 _3 e2 O

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  • TA的每日心情
    无聊
    前天 17:41
  • 签到天数: 1640 天

    [LV.Master]无

    沙发
    发表于 2012-9-18 13:33:28 | 只看该作者
    哇...,没想到这里都能看到这类高水准文章。
    & a* C% g5 V9 B+ i+ ]2 @可以偷懒不去搜索了。

    该用户从未签到

    板凳
     楼主| 发表于 2012-9-18 13:34:48 | 只看该作者
    四处张望 发表于 2012-9-18 13:33
    . m( F# s$ S! J# X: M% ^5 M哇...,没想到这里都能看到这类高水准文章。- M1 L. F, V  e. i; k
    可以偷懒不去搜索了。

    , F3 O/ O& g: L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
  • TA的每日心情
    无聊
    前天 17:41
  • 签到天数: 1640 天

    [LV.Master]无

    地板
    发表于 2012-9-18 13:46:57 | 只看该作者
    shengnan007 发表于 2012-9-18 13:34
    2 T! p- U* Y/ r+ X! E% X) 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

    9 t, X  \: L, H$ W# g% k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

    该用户从未签到

    5#
    发表于 2012-9-18 14:44:18 | 只看该作者
    电脑小白路过学习。。。

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