爱吱声

标题: Replica Set的数据同步 [打印本页]
作者: shengnan007    时间: 2012-9-18 13:20
标题: Replica Set的数据同步
    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。9 D4 l2 @7 \7 G' e
/ \  n/ F; R* I! q6 v  n
同步
# J1 v* o/ S) {2 I, k
6 T/ q4 e8 k# `    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：1 P. \( r2 I: k, S
    执行op日志% x1 @# ]3 w8 z$ }
    将op日志写入到自己的oplog中(也就是local.oplog.rs)
: R7 h4 P3 c" s" D  m    请求下一个op日志$ y7 Q( c( [% x( p/ ^

0 I5 \, G8 k" ]7 J/ b$ ]    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。. A; j% j" P0 s" O+ O

% v' |' {" b0 m& {, Q/ r/ B    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。2 D; \- g5 H2 `' A
7 _2 Q1 w, H9 b4 |- m
w参数
/ a2 d# P0 L, G" \+ }/ L. O0 [8 \8 c* \
    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：
, _- F' _- T/ y0 bdb.foo.runCommand({getLastError:1, w:2})
1 {2 A# q1 n. p+ R6 p
( U8 Z9 F0 f- v8 v! {3 s* f    在更改了这个配置之后，执行写操作的流程如下：( L1 B; k6 ]% s% B" n
1 x4 E4 e! g* H" K1 A( G/ a
    在primary上完成写操作；
$ l, C- f4 o6 x    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；
1 }( z4 l! ^0 H/ O    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；
% z  m' T& y* W  h9 {    secondary从primary获得oplog，获得上一次操作的记录；! Y7 H% D' _$ W. B
    secondary执行oplog中刚才那一条时间t的操作；
9 \7 j  Q3 D& K8 p$ l0 ]( I    secondary从primary的oplog中获取时间t之后的log，条件为{ts:{$gt:t}}；
* c' @" s/ p+ x2 m4 x, t" 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；
2 S2 n  P7 Z6 j! G5 Q    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。; {1 n& m. J0 @/ H5 N+ v7 n# @
* f6 P5 G* m, }" @/ @3 }9 \+ I
启动( @) G. a# Q( e0 L* e

2 B; c/ ]# ^) F" |: N, n    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。
& L* r$ q  b2 p
8 I9 h' a4 W/ r2 |% v6 \    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。& g, @" a' J1 V3 P% @5 e

; H2 p6 Q$ |6 N0 _/ A选择同步源节点
* x  Q+ ^5 c" r8 {  d# j2 V& Q" o% n3 v9 Y* H
    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：
, j+ C1 J  L( F7 ]; x
4 Z; w/ [: a  c' T1 W) ffor each member that is healthy:! s! z: _# L4 e. G- R$ U4 S
    if member[state] == PRIMARY; Y; W! x* e: x1 w8 @
        add to set of possible sync targets
( W1 P) ]( H0 M) X' K7 @5 x; R; q7 p: q% Y+ d
    if member[lastOpTimeWritten] > our[lastOpTimeWritten]
2 s: s! Z3 f' Y4 ~9 `7 j; s        add to set of possible sync targets  P. q6 p& v- m' i( a& K0 ^

# {6 e- H) g+ [% R  T& hsync target = member with the min ping time from the possible sync targets6 k, Z+ ?; R8 K9 X) {

3 Z7 ]! F& _: U* m7 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。6 l+ D1 V! e: U4 @! m' T

6 L0 F- h$ I0 j1 P( {8 t. h    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。& M; p8 }' {' S1 N8 }5 i
) A- K6 x  b8 N, A
链式同步) k! ^5 S9 G  z: w, \* c

3 P0 W/ E+ \, \3 ^" d    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。
. M0 X3 ?& e& X' l+ m
* Y- P. X. j2 n! f; ~    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？
* F. s2 w9 C8 K# S) T! y% O
8 y1 z( O: K+ b: e1 Q    MongoDB通过oplog同步协议来解决上述的多个节点同步的问题。# r6 x: d" U( ~2 c' H: N$ h( s; S

; ^: Q- V( ]& u; ^    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 U% S' n0 B$ H  X6 }0 P$ b4 p. s9 \
/ i" \) L% r, ~* u! r! z! l/ P    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 D. H8 J5 \: J, a% R: l  L% w5 G! x0 F: M4 h
    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。
3 g+ O% N  p1 h$ B
: o: `0 Q" w' ]# e6 J* ]    具体三个节点间的连接如下图：
( I: {3 O& I; A( c( d" N( ^' U7 z
    S2                  S1               P
/ V  Y) e9 l% p. T
                             <====>
7 h/ ~, S% c; h
         <====>       <---->

+ ?2 J! _) k6 A* l
& ?- A0 L" O& ?7 j  S- ~% p    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。
8 O" e/ a6 v5 w' f6 N& d7 N# ^5 R1 l6 t8 D5 a

% P( n, g! |5 G2 f! UReference，
2 a8 {2 @0 W4 i! X# h6 z: M: O2 L3 @( i9 J* v
[0] Replica Set Internals Bootcamp Part IV: Syncing
' |8 X; V0 I& n4 E& r) Chttp://www.kchodorow.com/blog/2012/05/07/replica-set-internals-bootcamp-part-iv-syncing/
% w4 t( Q5 R6 ?& @
作者: 四处张望    时间: 2012-9-18 13:33
哇...,没想到这里都能看到这类高水准文章。
6 e: k* e) e3 E' [6 ]9 t: j; M可以偷懒不去搜索了。
作者: shengnan007    时间: 2012-9-18 13:34
四处张望 发表于 2012-9-18 13:33 $ U- p) M3 @# A& q2 c. Q
哇...,没想到这里都能看到这类高水准文章。- Q* \8 R8 J  ]# O
可以偷懒不去搜索了。

7 ]# _$ o0 f" K# j* D+ S: S" Q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
作者: 四处张望    时间: 2012-9-18 13:46
shengnan007 发表于 2012-9-18 13:34
) A: x! I1 g9 {! u, X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

/ b% I, z9 {1 V4 _8 L4 e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
作者: 假如十八    时间: 2012-9-18 14:44
电脑小白路过学习。。。



欢迎光临 爱吱声 (http://aswetalk.net/bbs/) Powered by Discuz! X3.2