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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。% m' M7 k. K' i
+ b6 D0 m9 b1 k* n. B% v, M
同步
6 |8 y5 C, k5 n. H/ k1 F
7 l: _: w; U8 d" t& a' O9 G    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:
) a+ S, ]$ r: K9 P, l    执行op日志1 c8 h* D2 C: n1 `
    将op日志写入到自己的oplog中(也就是local.oplog.rs)
& Y( ^$ W) y/ m- M& b6 A    请求下一个op日志
4 h4 O4 @8 {, m3 x: m  I
1 _" [" j7 k( U# Y5 Z2 {: V    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。
  r% E& L! R/ t! ]9 \7 Y' P' ?* R
    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。! L+ a' a; s; X2 F. O% A$ t9 _& W" N
+ ?/ s+ o; }2 S) v0 ]
w参数* q: n+ j! I- u% p" c

- q2 Z  ^4 F% E3 J: O  K6 z    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:% b9 o. I; Z- b
db.foo.runCommand({getLastError:1, w:2})
; o$ K4 h, y$ ]8 I. ]4 A! h5 @) a5 s: v& ^1 y9 a
    在更改了这个配置之后,执行写操作的流程如下:
" k! h# l4 [3 w7 S% U; g/ B
- R4 S9 k6 S  @1 P3 {% w3 U    在primary上完成写操作;- I9 L. t! z) S) T& g* O1 y  L
    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;
7 [2 z% T+ }' ~- x) v% q( a    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;6 w/ p# L( w: ?" X
    secondary从primary获得oplog,获得上一次操作的记录;
, H2 I; x& ?, Y1 E3 G* y8 ~5 P3 C    secondary执行oplog中刚才那一条时间t的操作;
6 Z2 K2 O4 K; Z  T: q' p    secondary从primary的oplog中获取时间t之后的log,条件为{ts:{$gt:t}};! j% P0 Y- I6 K. ~4 U: Q
    primary知道了secondary已经成功执行了时间t之前的oplog,因为secondary已经在请求时间t之后的oplog了;( x, r. p; b7 r* W
    getLastError知道primary与secondary都完成了这次写操作,于是 w:2 的条件满足了,向客户端返回成功。
* d/ Y0 n" T8 Y9 O. B- k( E7 b( N4 C- k3 ~0 g# O# s
启动2 q) c; `  S3 Y" O8 K! k/ k# W1 s
9 v5 @6 g4 M; \, q
    当在现有的某个replica set中加入一个新节点并启动时,这个新节点会查看自己的local.oplog.rs collection,执行一个叫 lastOpTimeWritten 的命令,查找到它最近的一条被secondary同步过的写操作。8 _) L- M5 u/ T9 p9 ]
' H: s6 j! P% L- @, d& R
    这个命令会返回一条oplog记录,其中的ts字段就是最近一次写操作的时间。如果一个节点启动的时候,oplog里没有数据,这个节点会同步其他节点中的所有数据。
7 s) I* W# ~/ i) @- V5 C6 H
# P* A/ u- X+ k: r' I选择同步源节点
, Y! f; i4 f( W* F: ?" p* Y' b+ q* @7 W* f5 b3 ^  v
    Replica Sets中的节点从距离它“最近”的节点同步数据,这个“最近”是通过ping的时间来判断的。在节点之间的心跳检测中,会记录ping某个节点和收到响应的时间,通过这个时间的长短,来确定距离的远近,时间越长视为距离越远。知道了和节点之间的距离,再通过如下的算法,来确定可以同步数据的源节点:! N0 E" _3 e- H9 l$ M

1 g0 r' `4 `' j+ y2 T6 M- Ofor each member that is healthy:
$ I' Y6 n# I8 d" G3 V    if member[state] == PRIMARY9 i, e. j  ^5 l/ S# b
        add to set of possible sync targets! R! r4 u( B, f. \7 `" c
  ^( ~$ E/ c! N( _9 Y1 u
    if member[lastOpTimeWritten] > our[lastOpTimeWritten]
9 Z0 }+ b- B9 O% H- z' q% G. s/ r        add to set of possible sync targets
6 R  S% g2 z3 ~* e
5 Z& G3 J. L( M% Osync target = member with the min ping time from the possible sync targets2 V2 p4 S5 [  ~: m8 l
; [. h, j9 S. U8 k
    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。
) j$ k7 U8 F9 \+ u9 e
5 ]7 ~% J- j1 p3 I    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。! ?$ E3 S. g7 `% t4 x

4 t1 }+ m( m5 b2 e- O7 I链式同步6 M% x5 v3 {2 q" [0 E1 ^& x' y9 s9 ?
$ D/ b$ z/ o) z  ?- u
    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 g! ]3 A) }/ y0 S! T* N0 h5 ^6 A% U! Y
% j) Z) Y2 Q# b6 \! p/ u    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?7 r9 @7 M% \7 n! A6 D" M* [# V

/ J0 t2 D! C9 d    MongoDB通过oplog同步协议来解决上述的多个节点同步的问题。9 Q6 I6 z: S/ w0 p& U/ N0 ^
) L1 ~# |) u# m4 O0 y6 t# E
    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 h. b& X' f# }1 ~6 c
, A) C( T, h1 B2 G6 w+ l( q* d
    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。. u( r5 g; F0 f
" W( A  H0 x+ 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。
: c# o$ i+ p* N, e# E0 ?* z- Z, C  e4 J
    具体三个节点间的连接如下图:
+ u- l/ ]* M+ L8 |0 S: a3 Q3 D" J
    S2                  S1               P

5 |; ^8 p' n6 ~- ~7 T
                             <====>

4 {0 D% C7 y2 k
         <====>       <---->

( G1 W1 p! S% r2 `
2 C% \. W) g( [, |9 b* F( n    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。
: r6 g3 d/ I8 M7 f+ l' H' y
( y$ b0 D1 T% g, y! f
1 s' S7 Y% B  A( [/ _: u9 [7 [Reference,
  H2 m! H4 [- ?7 g# d/ G5 ^& v7 Z6 C# V, r8 B3 a/ }
[0] Replica Set Internals Bootcamp Part IV: Syncing& E  e" ^) L  v7 h/ [2 L: _
http://www.kchodorow.com/blog/2012/05/07/replica-set-internals-bootcamp-part-iv-syncing/0 `' O+ R4 W3 G' t, m; ^

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  • TA的每日心情

    昨天 02:49
  • 签到天数: 1655 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。
    * @7 R& v! |# U; T7 G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 U* L- i; f0 z: T/ D/ g9 v- A8 \哇...,没想到这里都能看到这类高水准文章。- T! \; m, ~! r, C3 L7 D. c
    可以偷懒不去搜索了。

    4 L6 X* w3 J7 ^$ 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

    昨天 02:49
  • 签到天数: 1655 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 : W, g8 ?& k" M
    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
    " q9 t; x: X2 g( b4 m" d
    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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