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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。
8 y5 B8 W# f$ X# E5 q0 \* H- A* P# w! q
同步
* l0 Z4 Y) V1 [. e" K# D6 c
( o7 e' k2 ~, O% v: s' v* j. a    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 \3 _8 @( r; U+ L2 p
    执行op日志
  ]( t; q# `" c    将op日志写入到自己的oplog中(也就是local.oplog.rs); k& j  \' y, W% S2 H1 i
    请求下一个op日志
  ]8 }! v$ o4 S5 D  h3 w
* n2 d4 a: |: L2 s; L. C    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。
' S. ~5 Q0 [  {  Y0 [2 P  s
" n! J" m% M" ~0 I' V/ J    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。
, R, }% ]8 O& E1 N, G% k4 f; C" }* e6 w+ m4 y5 x2 l& Q( J
w参数
3 Y; L0 A! A9 @" I$ |' [
% O8 s% N  _. }6 l& A( p. h    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:% a+ C1 Q$ r5 O# w% q; _
db.foo.runCommand({getLastError:1, w:2})/ @7 J: `4 v- a' v9 X4 w
9 _+ G; W3 g$ ?, n
    在更改了这个配置之后,执行写操作的流程如下:
; O/ P5 t" a5 P  F6 l, ~/ F  a# }4 l$ g5 Y. Q, q
    在primary上完成写操作;& Y7 H6 M" [: U  y* a( a, d- ?" b
    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;
' s9 t3 c+ i7 |, a* q- ~  v    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;
  r+ X7 N4 S  A8 {% d3 _    secondary从primary获得oplog,获得上一次操作的记录;# M% V, H; m" L3 w
    secondary执行oplog中刚才那一条时间t的操作;
% z4 g' o, s, n0 |( R    secondary从primary的oplog中获取时间t之后的log,条件为{ts:{$gt:t}};
% t9 \) T* p+ {3 A5 q+ s8 n+ K    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;
2 O# J# a/ H' J& S$ A6 A4 w8 p    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。
( j$ {/ Q; }6 p' i2 U3 @
% R) t/ h0 Z; d启动" j" v6 j* ]' n: ~

. X3 r; }( h& L8 V    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。, |% C6 f% ?  U2 [4 G

6 Z# x# u. Q" t8 ?5 K    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。
' `$ f/ g. P; m$ D& u# ^5 {( N. i. U" B. V, F+ J# |. x
选择同步源节点% j: i3 O4 n& D
- c3 n: w- U  h7 u9 u1 W
    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:
8 x5 @  O' \  n: t1 q
' v$ E5 A; _$ q: hfor each member that is healthy:6 d, ?$ I$ `' @/ m) r5 Y
    if member[state] == PRIMARY9 x- }$ c2 v4 a. c" u* I2 x4 R
        add to set of possible sync targets! f  E; L- b9 W3 c4 b

: b4 m# E% ^0 ^    if member[lastOpTimeWritten] > our[lastOpTimeWritten]2 c- u4 y4 t9 \4 V" r/ Q% c/ B
        add to set of possible sync targets
! t0 w8 y6 F7 F) x- @5 W- `+ ?) y, ~* M: s  Q
sync target = member with the min ping time from the possible sync targets3 C/ n2 O7 i/ {% X. U
" p8 x9 |2 X" D/ ~3 g/ o! M: }5 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。
2 X+ ?+ t4 B" \6 C
' z3 g1 I# H9 K( 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。
% F, p3 b* v( [- E3 n1 m9 q/ |
. a" @0 M- {+ G- [0 }3 ?链式同步; X/ h+ g1 r& a# T9 D

0 W9 r$ v* P& b$ H5 E- ~) w    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。2 o) X. W$ `6 g) h

4 [4 ^4 Y: Q& a$ J7 V# D    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?
  C3 v# z( I5 P; }% a8 I. e9 n4 N6 T' M
    MongoDB通过oplog同步协议来解决上述的多个节点同步的问题。
% s. A; }1 A8 O; d9 T! m5 k5 }1 t% r2 X
    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。”
! T: Z5 ]" m- I/ O& w/ c5 j2 v0 T3 L2 R; k& }+ _& m
    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。! E4 J& \" i$ V( A
. g( N* F% ?4 X% b' p
    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。
4 c% H! M# t7 ]: e+ b
% H6 e8 F8 W7 {2 c! u. c' ^% \    具体三个节点间的连接如下图:$ G& ~9 v2 m( H* D( q5 {
    S2                  S1               P

+ @! p: h, C* ?* D
                             <====>
. B5 E  b' {6 w+ ], \8 \7 E
         <====>       <---->
% i: Z, g+ H& E
. m% f' \5 @% o" Q
    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。, F4 M2 O# `' w; B

" f! P2 |- x/ }+ R: p1 m9 r! ~, b/ _* h
Reference,
3 B& o4 t: p  r  `. G* c2 b8 X% s0 O
6 J# ?7 S  Y7 o* u- W2 i6 Y* B* _[0] Replica Set Internals Bootcamp Part IV: Syncing
  ]* K1 P. ^/ X; f0 ~$ r  F( ]6 |http://www.kchodorow.com/blog/2012/05/07/replica-set-internals-bootcamp-part-iv-syncing/* }2 ^# b2 |9 |+ q

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  • TA的每日心情

    昨天 22:24
  • 签到天数: 1666 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。
    7 N  j8 S$ A- f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
    % c, ]$ x8 |4 C! o哇...,没想到这里都能看到这类高水准文章。
      d, F. H  l% A. }2 V( Y; K7 O可以偷懒不去搜索了。
    ! f2 ~8 k3 R0 l4 m& A3 j0 U
    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

    昨天 22:24
  • 签到天数: 1666 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 & A9 ^  o6 W. t& s3 m1 O! K! v
    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

    $ i$ c7 P, u& y3 l7 A: M+ S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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