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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。  V9 G+ ^& |" z  Q4 k4 E3 r& U
6 e" X4 ]/ n, Y' z
同步5 T5 P! x1 a' Z$ @# |% ^+ u

) m9 n4 a7 P$ E8 {9 u5 u$ Z" G" r    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:: I% q) N' q  g, x1 N5 j
    执行op日志
' _9 A. I* C! A5 W5 ]; O    将op日志写入到自己的oplog中(也就是local.oplog.rs)+ u! L2 F, x3 |! h- @% L+ e; R
    请求下一个op日志& l8 x! m' f* s( \

8 n7 u$ T# o" Y* m& h# a    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。
" e* Y2 l2 t# o; w6 ?1 @7 J( F
& v4 w5 m9 e+ Q. G- ]  [/ w    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。
* Q$ ~( R/ m( a- z! I; _" n# N8 j( J4 R
w参数7 x2 n2 {. n8 O0 I
- g# C/ F" P2 j+ G' ]5 f7 b. H5 [8 B
    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:
) p. ^+ ~6 k/ V4 {db.foo.runCommand({getLastError:1, w:2})- A! D( K5 Y' k8 L% G8 R2 T

+ l% E* e# Z" o    在更改了这个配置之后,执行写操作的流程如下:! P4 A4 n7 q7 y. w- T- X- g

/ l( ^, ?. E2 i& `8 v2 ?9 X    在primary上完成写操作;
$ ?! }  X+ r3 h4 u- U7 D, D; R    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;/ N$ a3 Z/ {) `2 n
    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;: L: @+ h# f6 o2 Y$ K0 W! |
    secondary从primary获得oplog,获得上一次操作的记录;5 O* d  e1 [6 M0 `1 ~2 h, ]: s
    secondary执行oplog中刚才那一条时间t的操作;: l2 z" b9 l: Z" m0 e
    secondary从primary的oplog中获取时间t之后的log,条件为{ts:{$gt:t}};
& i( e8 ]% r' F0 d    primary知道了secondary已经成功执行了时间t之前的oplog,因为secondary已经在请求时间t之后的oplog了;
, N% z3 s2 q$ F    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。
/ z7 u% q; M# t2 ]3 V! ]% ]! F
启动. Z; [9 Q3 l& k& [2 F( {

0 h0 ], W0 U, D    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。
! H& I# u5 A9 M0 A$ p' [( r; T: U3 I# g/ |" S. \
    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。# Y* x/ B, g7 V* |  G

, C3 h+ K' f% P! K& Y3 F选择同步源节点
# g' a% U% v# H: z4 V9 \- I( o% S
    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:
* e- w# Z' {, o( Y. q1 q. h
2 Y2 s5 ^7 x& z# |' g; d! ~3 W. Ifor each member that is healthy:
0 E& L8 X, @% D    if member[state] == PRIMARY
  w+ {+ i! X7 H        add to set of possible sync targets
3 v& Q7 e3 J: f
/ S, m+ s* A/ l! T" X! o    if member[lastOpTimeWritten] > our[lastOpTimeWritten]
. ~) ?2 K1 X! z  K) o+ t) ~; @        add to set of possible sync targets5 S7 R7 @5 [- G5 Q" t* e6 T/ W

6 n) ^# _4 I% A7 p) vsync target = member with the min ping time from the possible sync targets
; r9 |6 |' m# S$ _5 @9 Z+ b5 C* N% p: u: w+ `5 T  P0 C2 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。8 G" H/ J8 b- r- g& i9 U
. i& c7 a5 u; P: 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。
# l, X9 S2 B) [! A# i% Q/ h
, J" \. G& i; @; ~0 R+ Z链式同步
9 Y+ c7 o+ I% V' f: Y' \2 ^; [! \3 t: z; V/ ]4 B
    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。
0 H3 F- c: O6 ]- z4 V5 v$ [( S0 }; h0 c$ T: X7 V
    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 [# L' ^2 F+ h6 h' b8 @6 I
6 {0 _# m0 l6 ^. r. E    MongoDB通过oplog同步协议来解决上述的多个节点同步的问题。
8 ?8 B: D2 x7 s# r( r
. S# d: A( N$ W' w4 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。”
1 {0 Y1 `2 X1 T; B( ^5 e8 e5 [! S2 K: b% F% a( o  u- 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。
3 {# U, p! p+ Y2 ]! E
8 d0 p9 {" Y. R% ?6 I    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。
: t5 }; f, x* N& ?  N4 W
* h2 x( R4 s' O0 T6 n    具体三个节点间的连接如下图:
* ]2 E: G3 e- V: ]
    S2                  S1               P
0 P# y( o9 h+ X2 L/ i) ~  t
                             <====>

* S! f6 }8 x2 @) d+ h8 C% r: r' Q
         <====>       <---->
, P9 p1 q+ l% C! ~+ s
. a8 z/ O9 H2 _! q3 `$ h5 w1 ^
    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。
# q6 b8 y2 j' P$ i- A- `% G( U, t+ Z6 Z0 T8 x

& @' r; w2 F. s% q9 b4 t  z% jReference,. U- H; Q4 W: Z! n4 k

+ [" R0 ~: G! s- M" {* t[0] Replica Set Internals Bootcamp Part IV: Syncing/ U2 p, J9 w  O5 Q* `8 |4 L
http://www.kchodorow.com/blog/2012/05/07/replica-set-internals-bootcamp-part-iv-syncing/+ `. D& r1 L- A' m5 V& Y: E* v5 g

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  • TA的每日心情

    3 天前
  • 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。5 j0 `, ?0 A( Y5 O# E: ~
    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 6 Q0 V0 q: A9 W. D" C9 K' \' G
    哇...,没想到这里都能看到这类高水准文章。
    1 T' n+ J3 \: s4 R2 H$ f可以偷懒不去搜索了。

    , f! _# `2 Q$ q: T" ]/ g! 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
  • TA的每日心情

    3 天前
  • 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
    + y; w' B" f& m2 o  P) `6 Z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
    0 [0 V! ]) c% k: X
    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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