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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。
6 s+ I& Q- K& E4 \% t* I
. ~& z% L% ]; e0 D9 m同步
: P. i8 i0 x  Q% D
& s+ j4 w, U* Z4 n& d4 s    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:
% C  P4 A5 f0 T( J4 A0 M    执行op日志
/ @. N, l* v; b' Z7 S+ t' _0 T    将op日志写入到自己的oplog中(也就是local.oplog.rs)4 W, A' I4 V. {" w
    请求下一个op日志2 z( `" c4 w1 v5 n/ h' \9 D' ]+ `

" u6 p- l: u- d$ I, u9 H    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+ a1 ]/ S, m; X' _& E- |
' S# _$ [' T; I$ Q
    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。6 J% F) L" p% x- V& |4 l

9 G) a; Y" B3 W0 a& fw参数
8 s  C; ^! \8 e. o7 T9 R! F! Q9 F  _+ M6 [2 [
    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:
' O% C' y, p# H( m. c5 ]/ O7 m$ U$ cdb.foo.runCommand({getLastError:1, w:2})
; H7 W8 J# b% q- ?/ r( J) \- v# v- w' a. \3 o% X8 U
    在更改了这个配置之后,执行写操作的流程如下:
3 Y. c6 a4 J5 `% ~: ?4 z* ], k/ K  a# E; O6 y, T
    在primary上完成写操作;
9 D; A( Q& b. E7 T; a    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;. E9 o9 w5 p/ {* M. q  A2 z
    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;
& ~8 A: P$ t0 t1 h1 l5 z    secondary从primary获得oplog,获得上一次操作的记录;  [- X4 B; c* [6 B% s( b% ]( Y
    secondary执行oplog中刚才那一条时间t的操作;3 B; s. M' o1 n% Y% K
    secondary从primary的oplog中获取时间t之后的log,条件为{ts:{$gt:t}};3 W3 z0 s6 n9 E/ ^! ~
    primary知道了secondary已经成功执行了时间t之前的oplog,因为secondary已经在请求时间t之后的oplog了;% Y% H4 r$ ~% ~9 R0 |
    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。
0 j# L! y: U7 x8 L/ m5 v: }
/ f- `9 q2 X- I6 \. d; F, ?, r- Q启动* _0 u! Q2 c) O- |

1 F+ B3 a8 d1 }  D8 R    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。
1 D; r2 B* W2 l" v: c/ E0 c, z& Y: t
    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。
; a3 r5 ?, j( q" \7 y9 }/ i' i% s  J# M0 u9 b
选择同步源节点0 D6 f, z6 j& N0 H3 N; [( w# M

' }1 r' G( p3 N5 F" ~- B    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:
4 ^' H: @$ \5 F# T4 v8 `0 }+ g  c0 g2 ?0 {* l/ u/ P
for each member that is healthy:
* w+ {) H2 M7 d1 W$ _' l( W    if member[state] == PRIMARY8 p. v% X6 {! T" O7 o# x& b
        add to set of possible sync targets
& q* Y% M2 z. ?. G- v5 g$ d7 m. L: R
    if member[lastOpTimeWritten] > our[lastOpTimeWritten]; A/ z0 m0 {. b# T
        add to set of possible sync targets
" G& E" K0 B& L& ?  i0 j7 V( S
* H  H, c. U& Usync target = member with the min ping time from the possible sync targets9 w: T0 m4 \5 y3 _" u

. p/ q9 K* Y- q4 \  [    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 W/ r, i1 D% X9 H) c
4 w, p5 E) ~4 K! J3 Y& d6 a    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。& t( b2 t1 S0 S3 `
6 D9 ?5 H: V8 ~
链式同步
" X7 y5 Y- q% k+ C7 A1 p5 W' |8 o  [1 ^
    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。
8 H7 i- w0 J5 Z) v4 o1 R! c/ M! b' 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?
8 w9 g  n0 _- L' B* V- e( o6 g# h+ y6 g9 h; `3 p
    MongoDB通过oplog同步协议来解决上述的多个节点同步的问题。
5 y% R0 M7 l6 _( ~8 g4 E* L
4 A) S  [1 i$ `' o4 }4 e6 `    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。”4 i% i- S! a  h( M
# {" k; B/ n. K; \8 g
    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。
% C" t5 c4 v/ h7 F& L5 T1 p$ S' @" y
    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。
- T/ i( R2 H7 s3 K( a7 V) Z: Z+ v7 f2 ^
    具体三个节点间的连接如下图:
, H  ~2 l. N, {+ l4 o& O( K
    S2                  S1               P

9 f" Y. V; N$ t3 d& l! u- m
                             <====>

1 j7 M; _3 s' ^6 `4 v
         <====>       <---->

  O( T. ]" @! _3 n* F& T$ q' {" Z4 w: [5 z$ V3 i6 @
    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。# z* b5 R% a+ ~1 l, ~% o3 A! [
8 x) a: ^, {/ E; |

3 u! X+ v6 o2 B: sReference,
7 h! @6 {: {% `2 H" n. m. _' C$ B; l* \! |8 g6 ?4 k* |
[0] Replica Set Internals Bootcamp Part IV: Syncing
/ L; V+ T: _; I) t6 s& _2 ehttp://www.kchodorow.com/blog/2012/05/07/replica-set-internals-bootcamp-part-iv-syncing/
2 a( t6 }% D* y' s, U# E0 ?

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  • TA的每日心情
    慵懒
    昨天 01:27
  • 签到天数: 1605 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。3 x9 |5 h7 m& _$ o6 S/ L3 i4 c; S
    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
    0 G# F& ~! |6 a哇...,没想到这里都能看到这类高水准文章。
    / {6 v+ b) M; \% T0 x- ?# A可以偷懒不去搜索了。
    4 d3 U9 G/ ~* ?* L
    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
    昨天 01:27
  • 签到天数: 1605 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
    0 b) V) z+ T  e) I) m/ 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
    - w' W# Y& m( Z2 r. ^# w5 m' Z4 Z  w
    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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