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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+ U% D* v' d4 J" c6 v8 Z
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同步
8 r2 C0 ?4 O( Z) T ~8 I9 \2 W" _
! V3 L7 x/ R, z0 `, t 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:2 U8 p: z8 ]* ~! j5 m! ]6 X+ x3 t
执行op日志/ R; E5 O$ P* Z) m
将op日志写入到自己的oplog中(也就是local.oplog.rs) K( p3 r! b9 P% m% O$ ~+ W4 m
请求下一个op日志% N2 ~4 P( K6 Q: o4 V$ e R# \
9 n( n0 B. d+ ? 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( X8 X- G# D) t
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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。
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3 R3 G b: Y) |( v- l1 ~w参数
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. T4 z- O* w' ? 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:
: |, _+ ~: d% A- {. }db.foo.runCommand({getLastError:1, w:2})* C/ m1 D8 s6 y& g1 e s
7 ?+ l' S; C& u* P( J 在更改了这个配置之后,执行写操作的流程如下:- _* q/ g5 A7 t* u- w4 E
: \/ M# r# R7 c0 ]( \' {( r0 q 在primary上完成写操作;
8 L. C4 d6 |; A. c/ w1 c% ^$ 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;& B$ o# W4 M9 g6 L% n4 |1 Y
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;
: E7 O9 q' R2 R secondary从primary获得oplog,获得上一次操作的记录;
+ A6 Z, g! k% N; R' g) u& m secondary执行oplog中刚才那一条时间t的操作;
) E: ]" m Y- s8 t X; p secondary从primary的oplog中获取时间t之后的log,条件为{ts:{$gt:t}};
$ b! I! Q @2 k {% 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;& _8 ^- a$ X, y& F* ?$ X
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。
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启动* N5 V6 t5 O# j9 K; L+ g
& a' f1 b; x+ `$ J( B2 J, y' p 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。8 R$ R2 ~: Y/ ]
- z* c2 ~6 x9 A. H# @# C a 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。
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' ?3 x& y' t H8 ^6 Z选择同步源节点! j L# @7 a1 e9 x7 F" F
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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:& u }& C# H3 z( Z$ L2 g: V
% W# m A1 z3 \! _
for each member that is healthy:
" u; V6 K# M* J4 |- s if member[state] == PRIMARY5 n: }5 p: W$ @1 S* n% n( o
add to set of possible sync targets
+ p! @+ J4 x. h4 T8 _* \ W" q
$ m g4 O. q4 ^- Z7 ]& Q if member[lastOpTimeWritten] > our[lastOpTimeWritten]' G; D( N% F; L1 `$ P$ E, C
add to set of possible sync targets
- m! H" p, n- h2 }9 T: J8 N% H9 E- X( Y Y% r. f+ a6 P
sync target = member with the min ping time from the possible sync targets) e3 ^3 i& G9 t( u, e
$ L9 i% I, _6 ^& k5 n+ ~ 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。9 \! T" H$ e5 ~; g! Z3 y
, u) |: }1 ?7 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。4 G g C- B) C; _7 O% k" \. Z7 Q
$ \4 y( J% t' Q3 W: ] s4 s
链式同步: R6 k7 n' n; q
! \2 i5 k+ z% ~- ]& @3 o 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。
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" \+ _4 `/ `) \" {' r$ i3 | 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?
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MongoDB通过oplog同步协议来解决上述的多个节点同步的问题。! w) K8 g* g& x( Q8 A
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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。”
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& @8 A4 r3 s* S 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。; a w: O3 a }
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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。+ [9 R" m* m8 @9 j
, U3 d& K' S+ Q* B 具体三个节点间的连接如下图:
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% S; V# Q. G* X5 w, I8 o 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。8 d; c J9 L5 Z$ p, m6 s
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[0] Replica Set Internals Bootcamp Part IV: Syncing7 |9 e m c$ k8 B+ n$ s+ z) \( Z1 M' g
http://www.kchodorow.com/blog/2012/05/07/replica-set-internals-bootcamp-part-iv-syncing/
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