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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。, W) l- H; X+ O" l+ i1 Q
4 v1 Z, _' C- }5 S$ N* d
同步
+ t/ I& @6 {8 k+ q! ]
5 D8 P3 H  V: Z8 ^3 S  D    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:* o. P, l) A; Z# @' Z- ]4 X
    执行op日志- \' o' L, o9 Z% C1 S
    将op日志写入到自己的oplog中(也就是local.oplog.rs)9 R9 u- C* O$ c% O/ Y2 f: w; x
    请求下一个op日志
/ c- f0 J/ d9 p) I; b/ C" D7 U- Z. ~4 f7 r6 k3 r! b# I$ R
    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。+ `$ P4 N( b! h, h# C! S. T1 K

. b! v5 m0 k: o    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 _4 p" u. K% Q4 f/ Y% L  b- K. W6 ]7 e9 q- a
w参数( y% R- a7 u& M1 v# V4 x

1 s. H  S+ Y8 m7 U# V, z: z/ 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:+ ^9 ]6 Y  E; o4 @# @
db.foo.runCommand({getLastError:1, w:2})' k7 K: k% ~) q. O% f8 F

3 i5 D6 Q3 K6 j. n2 |    在更改了这个配置之后,执行写操作的流程如下:
9 C; p2 H% |1 N6 B  S/ e* I7 F8 e' s" J
    在primary上完成写操作;
. {9 a# l1 {, u0 B5 B( E! |* @    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;
* \+ [6 J7 ~9 V4 S) H7 C3 F    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;
, S7 @+ d  c: ^+ O- ?% m    secondary从primary获得oplog,获得上一次操作的记录;
/ g3 V5 u: ]3 u" G0 K% K4 l' B& Q    secondary执行oplog中刚才那一条时间t的操作;
! x$ m! \. X5 a4 Z/ r0 r  a! _    secondary从primary的oplog中获取时间t之后的log,条件为{ts:{$gt:t}};9 c/ C' M% B2 ^6 `
    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+ H+ f( \9 b- z: i3 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。2 D& V& |2 V1 ]. e% b

8 K' G. c* {0 z" Z( O7 h' e/ s启动
$ D; g/ s. A7 _) j- C* Z, m
: b* n4 C! d2 T0 C3 F    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。
7 p7 f/ V/ Y& u
$ Q# i9 P% u5 {2 ^/ f, Z# p    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。; R: @- a; I5 D! t

& g' a% c4 k5 x' T2 Z选择同步源节点1 k* o' I# ]+ A7 V3 K+ T9 I: l
# v' |3 I1 |3 I$ m. ?7 p# l3 h, L
    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:1 B( w4 o3 _  V

0 D/ B4 t5 v! Y, Nfor each member that is healthy:- ~8 V! [+ x( G; ~, I' x0 y: t
    if member[state] == PRIMARY9 ]- j5 y) m# X; r: P% D% h2 d% p
        add to set of possible sync targets; T, h0 X& P5 e3 W- U8 T
4 W$ M6 J9 u$ g" L& ~2 I  ]
    if member[lastOpTimeWritten] > our[lastOpTimeWritten]. y; \/ ^/ T% C7 K0 i
        add to set of possible sync targets% ?! E" }+ j  g" m! z6 d

$ Y: g# |% k: p3 b, V' Psync target = member with the min ping time from the possible sync targets& E. _3 C& N- u' V( `& p& p

- L% [5 E* I$ t# T    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。
+ {, x; j# e5 v/ b" b" Y3 n' P/ _( f
+ O$ U1 c$ G, Y& s3 N% h' U    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。
6 l; V% `9 j+ X  q5 {, ?
' s  w! D4 N# v( \9 W链式同步0 T9 L8 ~# s4 {8 a% s6 c" b
  V9 Q( K5 t- l# m$ [  B$ i
    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。3 E* W5 ?% T1 B5 @& T

* b4 a- [, o0 S5 d5 B5 e5 O& A    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?! ?8 n' f( b% f

' D2 m+ M2 D  ?0 m  _. s! K7 M    MongoDB通过oplog同步协议来解决上述的多个节点同步的问题。0 v9 T1 a8 o' P. _6 \% ]
1 Z  ]0 X; G: R. {" j
    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。”/ J9 B# O, Q* f6 U# l5 H
; s9 m, B; W, F
    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。
; ^+ f  P' ~  m) F7 l3 `
+ z( n5 j- [+ p/ X& V& y# ?: v8 c    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。
* d6 `# m( g- G8 t3 n& G
8 B& I4 G. d( z6 t2 q0 O    具体三个节点间的连接如下图:
$ t6 Z7 `4 e* `. _7 k1 F7 G, s
    S2                  S1               P
, {8 b( B0 x8 D) R$ L: y
                             <====>

  i4 t# \0 i) Y* I' c& h# O
         <====>       <---->
5 J! n0 T( `$ P, _7 E( T5 T1 M6 G
; w# M/ a$ O' U6 E3 ]" u+ k
    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。3 M% x2 K2 V9 J$ J( w( a0 x

7 |1 x+ R; x% G  k. h: c; I# q. u; o4 k0 r% d2 h
Reference,) j- _6 X& Y9 o

& }# C- x2 c1 [7 ~6 _[0] Replica Set Internals Bootcamp Part IV: Syncing$ X' h, R9 k* s+ K$ }: l. Q+ ?+ V
http://www.kchodorow.com/blog/2012/05/07/replica-set-internals-bootcamp-part-iv-syncing/8 ^$ |. p% `; q

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不爱吱声 + 10 + 5 谢谢!有你,爱坛更精彩

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  • TA的每日心情
    难过
    2025-12-23 14:18
  • 签到天数: 1669 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。) |- k4 }$ w5 x$ }' F# h- V3 w) `
    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 5 H* x0 C4 c/ _
    哇...,没想到这里都能看到这类高水准文章。
    ) T* s) v5 ~) y( o, G可以偷懒不去搜索了。
    - p; I6 s# I2 f' V4 x) M
    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
    难过
    2025-12-23 14:18
  • 签到天数: 1669 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
    ) a& ?$ y5 I% X& d7 v6 [, 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

    # G, j7 ~! l: G# M; }3 L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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