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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。
- F  e' }. u/ N/ h+ H$ h5 ?2 @- p
" P" Q8 k2 z3 {3 p0 L5 Q' y同步
9 K. z; i7 }+ q: q0 i% c
2 _! }9 r/ F9 @4 d+ m. N    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:' t* x1 Z/ K. P6 P# x
    执行op日志
3 G5 K) O* B2 u- J7 ]& h    将op日志写入到自己的oplog中(也就是local.oplog.rs)
' B9 l* q! o5 H) J9 I    请求下一个op日志- b. t3 J: L8 ?( h- G% C+ g

9 G: }4 _8 S2 r0 t/ E3 O    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。
1 m* w# A+ i; ~8 f% z8 B7 \5 }/ B' U0 F. A# ]
    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。
( j- N6 |. z" z+ Y9 O3 x: n/ ~8 {0 M4 V" _; T
w参数
4 w% ]/ G5 o" a4 m
5 O" q2 f" N/ j8 o' A. I/ T8 Z' K    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:
, Q: S  S9 t! _4 l% Q0 y" d% `db.foo.runCommand({getLastError:1, w:2})3 A5 ?9 Z$ R/ J2 [7 j* g- p, o
; v) g1 J( @  `2 X( T
    在更改了这个配置之后,执行写操作的流程如下:) Y# j7 d& c0 M: A% o" c

2 ?# E3 l+ I" X1 m6 Y; }( e/ o    在primary上完成写操作;
' |8 ]% H8 |4 J- L6 G; n" f! d    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;
  c% i# Q5 g+ r8 F" q  d    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;' d; {6 y' y6 H
    secondary从primary获得oplog,获得上一次操作的记录;, V# t" ]. L* \7 \+ n
    secondary执行oplog中刚才那一条时间t的操作;
# e4 b0 D  r' B. I) ]% T    secondary从primary的oplog中获取时间t之后的log,条件为{ts:{$gt:t}};
3 _1 _5 ^+ N) D/ Y; {    primary知道了secondary已经成功执行了时间t之前的oplog,因为secondary已经在请求时间t之后的oplog了;9 V% Z) R3 O7 p% [2 B3 P
    getLastError知道primary与secondary都完成了这次写操作,于是 w:2 的条件满足了,向客户端返回成功。
) _4 h# T; |) P
* W3 j4 S, w4 p' \启动
" Q$ p) R) S- L' x; u, Y+ I
6 z  j6 Q3 v$ J7 L2 f- l    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。! n" h2 e- z! \' _, }! |, [2 S: L
  K5 Q" k9 N7 B% ?
    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。
- j  I  ~+ D& a/ ~6 T* Y( O" j8 b! C0 N5 d
选择同步源节点
5 D7 z6 m" v6 j% ]" M% n: ^0 r! r+ j; X. r' N" V
    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:& c5 W+ ]0 @' T" k3 N5 O7 G

3 K& t) _' [6 q5 K& wfor each member that is healthy:
) Z# a! G9 b0 q- V0 H    if member[state] == PRIMARY
5 O5 D) |& I% x. O) {  D6 m! ^9 |        add to set of possible sync targets
, b( X9 U$ X* F$ E! u  T* a$ H
& c# J" B4 [. ~    if member[lastOpTimeWritten] > our[lastOpTimeWritten]
/ J% v% q+ z$ f. O        add to set of possible sync targets. L" q0 q1 |  A; T  w6 M2 }
4 n- n  {) t0 V% c* ]. e
sync target = member with the min ping time from the possible sync targets3 G) C( w; A: B( P  Y

. R/ {+ ~7 M6 `& e    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。3 K. R& y5 c9 _' s7 e

* j; I, `9 J+ 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。
( u, J! B3 _2 H) a* D$ E# r0 f: d. T& e, ]) j6 y  n
链式同步, {5 Q0 j: n7 y) A

2 @1 g7 n" R; 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 K( M5 p7 Z6 N7 \2 O7 H
* p, I9 F0 e5 k2 N! I
    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?3 H/ P$ V" E; ?% A1 u" P. q
; f1 P$ P% [9 l6 y+ y# V
    MongoDB通过oplog同步协议来解决上述的多个节点同步的问题。; |* i7 N% r# C' [. H

) E0 j, ^" |, b) |* Z1 F    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。”' p) e  a( l, d9 a# S2 J

, u0 V, |# K$ E    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 t0 L* B. X. L  j9 x# {, V% Y/ u' p9 e
    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。
6 [# J" f8 l/ m; F* K- K9 P% H8 U
+ b* N; n$ K7 a* \6 |! ^    具体三个节点间的连接如下图:
3 }$ g4 b2 r+ D( N& D: P& {
    S2                  S1               P

5 x4 x/ M* P, x4 m: B8 G2 m
                             <====>
# n6 T8 |: |+ ^; \7 ^5 F9 L6 o
         <====>       <---->

3 U" |/ d1 o( |" A# H2 K  n# T  w9 U$ R; ^* C
    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。
& d8 g0 L  ~0 @  v  N$ d$ n
0 D) Q+ L* ~) q8 m8 f$ x3 x! j
: N7 ?- J$ b+ U2 tReference,
9 C! y$ k3 b0 o# ]* C* w, d( J) h- Z3 n" o: |. J
[0] Replica Set Internals Bootcamp Part IV: Syncing- _/ }# l# V6 h4 P9 i' I
http://www.kchodorow.com/blog/2012/05/07/replica-set-internals-bootcamp-part-iv-syncing/
- b! S- i: B1 G7 F

评分

参与人数 1爱元 +10 学识 +5 收起 理由
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

    5 天前
  • 签到天数: 1612 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。2 W6 w) G. w; Y' w. g8 u, y* T) k
    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 4 c4 x" O& A+ n5 b4 ?( n1 Q
    哇...,没想到这里都能看到这类高水准文章。& x4 V" a5 c( }$ X9 L
    可以偷懒不去搜索了。
    / |- c- L: V0 Q) Z( Z) z( k
    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

    5 天前
  • 签到天数: 1612 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 9 l$ O1 N/ ?; n: 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
    0 z9 T  p6 L) C) |/ \
    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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