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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。* g! ?, h) `/ f1 H8 b) U6 j
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同步* R2 ?- K" o9 P w+ f2 y
. X' O" ]/ B6 C1 J( j i 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:8 d/ a8 ~% k) e* Z6 w
执行op日志
# F8 ^% g: X$ R. s 将op日志写入到自己的oplog中(也就是local.oplog.rs)" M5 C6 `3 I6 }. ^% H' f" B; f
请求下一个op日志
& `, @7 G" }3 l# o; n$ b2 e- t2 ]: T. M6 R; K, F7 m( N
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。
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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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w参数
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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:
2 H& m% j4 M. f- n& F$ e6 ^db.foo.runCommand({getLastError:1, w:2})' z1 X2 E/ y5 S' c* W
7 a* O* _4 D/ n. Z' `3 h 在更改了这个配置之后,执行写操作的流程如下:
9 F5 t; @1 O% B' v' c, F5 \. Z
在primary上完成写操作;
+ s/ S' I6 V' n 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;
@ i2 i& L/ ]( d3 v5 x2 g 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;
7 M D" j; S+ _$ T secondary从primary获得oplog,获得上一次操作的记录;3 R+ W- B6 r0 ~
secondary执行oplog中刚才那一条时间t的操作;
" `& f# J& W& R# n secondary从primary的oplog中获取时间t之后的log,条件为{ts:{$gt:t}};1 G' e5 e T4 p$ E# ?
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;
]6 e1 F) p5 n: g# O2 ` 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。+ {$ C) W. X6 r7 q* `1 S
) U. K! B6 ?9 E: W/ y; i/ F# q启动9 v/ v0 X- C: o; L- z, O& }" P
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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。
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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。0 ?+ o3 x7 ?& e7 ]! z; p# u
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选择同步源节点% G8 I/ R9 J9 S& B: x
7 B3 p% O: I* r3 Q: Q% [
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:5 |) D8 O& z' \) b" u W9 A
: _8 D+ M1 \+ S( r- q! E' U! ofor each member that is healthy:0 n; t6 ]9 n1 H7 C- a
if member[state] == PRIMARY
" i$ U8 d$ H% k1 m add to set of possible sync targets
/ n: h2 \! r$ \! [: Q& }) F- Y x. ^6 U5 ~
if member[lastOpTimeWritten] > our[lastOpTimeWritten]8 ]1 ^- }& H7 A& c
add to set of possible sync targets
" r1 r3 s8 h6 R2 S! b7 j" W: K6 i$ D4 r& s( W# q# z
sync target = member with the min ping time from the possible sync targets$ |4 t! H4 f( }
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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。
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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。
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7 N; {6 B, g6 k- z% N+ n+ X5 t9 d链式同步% _ z9 x2 {% }2 x h+ V
6 r4 K: c3 N i. e5 M 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 v* e; v- m! j3 ^6 _1 D% e( y
9 q* Z+ [, J" s7 `" J) P
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?/ u: p+ g$ K5 `" K1 U
. o/ d/ E) ^0 {5 M$ q2 `9 x @ MongoDB通过oplog同步协议来解决上述的多个节点同步的问题。
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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。”5 ?' S; |/ M) k% O/ F- x5 a
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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。
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, Z6 H1 U, N, ~- F' S0 V 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。
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具体三个节点间的连接如下图:: H8 I' J4 S5 k, P3 ~4 _& d, n1 e
S2 S1 P
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<====> <---->
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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。" X; @9 e) W. v; f+ Q/ Q
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Reference,
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- G' A0 _ {- N; X& a+ T[0] Replica Set Internals Bootcamp Part IV: Syncing
, Y6 G- p/ k/ T R! thttp://www.kchodorow.com/blog/2012/05/07/replica-set-internals-bootcamp-part-iv-syncing/. H, r# l% D9 X! B+ G+ T. m, A
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