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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。# I3 L# d0 Q/ \- |

2 W. E' K# [( y6 @1 D1 a' g同步9 l& V0 Q$ E' L* r7 _+ v4 [. m

8 g" z( z9 B9 D: }% T( c    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:
+ Z9 M: h* n2 d- ], F5 H    执行op日志, W0 d) P# }/ f: X
    将op日志写入到自己的oplog中(也就是local.oplog.rs)
5 U( m4 c! a2 ~- i, O    请求下一个op日志
4 g, S$ L. V. r- F+ o! }, Q$ P5 c) s7 d( y( t% {
    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。
0 L) t$ X) ?; [2 j$ p& {5 S" D5 m1 |" E
    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。+ c* v' E! W) O4 E. E0 z

/ ~; E4 ~; E+ N& y" t* O: B6 ww参数
) }* M4 s3 b7 h% d' Q' J5 H
* Q: |. E. D) M6 X5 B- E+ S    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:
; u( _9 M6 e4 s, Q2 d# |, b& g  K8 o( \db.foo.runCommand({getLastError:1, w:2})1 T4 F3 L7 f. |- d9 U- O# `+ j1 D
4 D9 X, L4 \8 ~( o! I4 B3 h
    在更改了这个配置之后,执行写操作的流程如下:
: F1 c; g) S3 P) O( _. q: l5 I
8 h2 e7 G. S0 s* H( Q    在primary上完成写操作;
/ @9 C2 }0 E* `; O: J    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;( R. t' f, v( z! B1 p9 H( j
    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 U3 H5 d) n/ ~
    secondary从primary获得oplog,获得上一次操作的记录;
% L9 Y+ ~% F6 U: f& ~/ j    secondary执行oplog中刚才那一条时间t的操作;
4 G5 M" q+ m/ J/ @* X3 O2 t! X* x    secondary从primary的oplog中获取时间t之后的log,条件为{ts:{$gt:t}};
4 _5 s4 S8 Z  r1 m+ x# v7 [: x    primary知道了secondary已经成功执行了时间t之前的oplog,因为secondary已经在请求时间t之后的oplog了;& }% f9 _4 M$ e* w
    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。
$ @" P( q+ }/ Y2 j/ G7 P1 U
9 e3 N5 ]' N. \5 Q6 F) g# h& Y启动( H8 A& C4 k" W2 t

% o2 j3 Q2 L+ ?! F2 A1 x    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。
% [9 h* f: X! o2 T9 l5 [( N
# H# Z: b% P7 @2 ~' n    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。
- N0 v# ~3 p0 ~
3 G# O! M+ ^. O' j) C) u: z: Y8 V选择同步源节点# J; j5 i5 x9 \5 S* [$ f
. c1 V. ^9 \0 T& {- A" k! 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:
/ @" J8 u& z! {: h: i8 N9 Y4 d# }0 A, h# D( N
for each member that is healthy:
) b* k- A- u! h# X8 R# Q6 s    if member[state] == PRIMARY+ Z0 g( \& I) H8 }
        add to set of possible sync targets
% W* T) u$ n9 y0 b' R$ G2 i2 G) [5 b' u1 e, ]8 t
    if member[lastOpTimeWritten] > our[lastOpTimeWritten]: Q  n- r5 a/ S
        add to set of possible sync targets9 M' w& K! y2 c" b
- b& a  E5 p9 R% h
sync target = member with the min ping time from the possible sync targets$ N# m3 G' ]* Q" r- O: t
! a2 E' U5 d, |8 v$ 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。
- K+ N: |' l  I* i$ {
* S) ?& g+ l2 K4 V( v  |: x    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。
, i3 `% D, H0 Z- x' C0 R, u+ {; ~, S; `, N; f
链式同步
6 I+ Q9 u1 z' u0 b, y
5 Q6 o6 Z4 D) b  d# @& C3 M1 p( J    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。% q- T" I0 p) P/ Y* M. T0 b3 y
1 V$ O8 K$ k( ^( [- Y+ b1 L
    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?* y; n  Z3 H4 z
! {7 _& p( H0 }9 m4 v1 i; y7 S
    MongoDB通过oplog同步协议来解决上述的多个节点同步的问题。
! M1 Y0 \, m4 q2 }% L! T
7 S, \/ ]+ {! o7 i% }5 D5 b9 t    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。”
9 i. c. g: y; t$ k
- P! Y: A8 _8 }) o& M8 V, 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。; j4 ^( u' [7 H* P9 w$ q
$ x8 q6 c1 p7 s: 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。* h( d9 A" q0 c* k; t
& h4 e; M* c- l" V
    具体三个节点间的连接如下图:7 g# M7 T5 |4 V6 y1 n+ W
    S2                  S1               P

& W0 t* j. N* A  i+ G+ T4 m
                             <====>
; {5 m5 u5 b/ |
         <====>       <---->

; V6 g9 l* V# ~8 u' n
$ G" ]  I  K; ]; t; t7 c& J    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。
$ U" Y" Y9 w$ l$ B6 m! u/ x/ ~' E; i1 I/ d; T
5 k0 z* M2 a% Q/ `% a% x+ n2 c
Reference,
( A/ ?$ V3 ?) }7 @
+ Y# [  x/ p) `% K% n$ @[0] Replica Set Internals Bootcamp Part IV: Syncing" v' [3 u9 v) Z$ t- ]/ \" h+ T
http://www.kchodorow.com/blog/2012/05/07/replica-set-internals-bootcamp-part-iv-syncing/
% L, ^3 R0 m2 R( T- m

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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
    慵懒
    17 小时前
  • 签到天数: 1546 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。( P% u0 E1 b# |. W, S! b0 Y
    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 $ V" K! h7 e$ c" _! M
    哇...,没想到这里都能看到这类高水准文章。  M: E9 ]4 _# g3 q
    可以偷懒不去搜索了。
    9 w1 W5 n. d- d1 T
    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
    慵懒
    17 小时前
  • 签到天数: 1546 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 $ n+ |3 Z- ~1 R8 s6 u. H$ \& o7 |2 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
    6 V6 |) i! ]1 l$ P  U3 y
    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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