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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。
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同步
8 x# A/ i: F! U1 U8 V# ~4 g& E: N
" ^& x& }% d! s" ]+ o 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:: K \" ]) y" R4 F
执行op日志( w( t& ~" Y, c/ j
将op日志写入到自己的oplog中(也就是local.oplog.rs)
; m7 W0 V( n& k$ d 请求下一个op日志
0 E6 ?' j/ v; \# M) D' F* m! E) B7 l: 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。
6 n) V9 y1 H" H( f. r1 \
( y; W/ q7 e; D1 ?- M- }9 o# ` 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。
! S! y( S+ i: K0 `, n8 \: E& F' c, _0 M, L$ U! v9 G0 r4 V# ^6 F
w参数3 N: i8 S7 W* s# `0 x& F! H! L
, S0 {. s6 I# E3 i
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:
" v. H5 `% h* @' m' Udb.foo.runCommand({getLastError:1, w:2})
# O: @% P2 O/ ?# S( A* O+ d5 R' A0 w4 t
在更改了这个配置之后,执行写操作的流程如下:
# x* v) E0 F- m
. T+ g# L) e1 L 在primary上完成写操作;
3 B9 j3 V; T# u. 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;6 m; M. C& E- o! 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;
% N" H# \5 L; N4 s/ e ~- ?' x secondary从primary获得oplog,获得上一次操作的记录;0 O& w |% r- C' j7 b) k K: x
secondary执行oplog中刚才那一条时间t的操作;& J( U6 n K: }9 X7 ~- D
secondary从primary的oplog中获取时间t之后的log,条件为{ts:{$gt:t}};
. G! c7 X9 w6 w 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 r+ o' t' R3 {
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。
$ @+ K2 l2 P; B, }' N$ q2 d9 |) Q5 T4 ^8 g& N
启动; i2 [) `) Z* w: ]: Y$ w& M
: b( M0 K% @+ I8 |/ ~, a 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。- q" i. v2 C5 F: z% e: u6 }
: h+ q) y. t' L0 X! m! 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。$ ?+ U# {$ k% {$ [6 I8 G
7 c# j& f- t" p9 n4 o. U选择同步源节点, A9 W8 e% p) p, L
. x, _$ g. i% Y1 [: m
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 D+ w9 M# G5 d0 r
( F* k# `$ \$ ]5 ?. [! m5 Ifor each member that is healthy:
1 q: B+ f; G3 Q if member[state] == PRIMARY D) E& m9 y. ?% s, l3 D0 c
add to set of possible sync targets
- z u- m. d1 z& p* f
# Y8 ~! }$ \4 O% g1 a- ^7 I, V if member[lastOpTimeWritten] > our[lastOpTimeWritten]
9 ]6 y, C: ~8 q7 A) W& T6 W add to set of possible sync targets! i% {+ z1 X& w- K# H1 ~& @$ |
' a Y# |4 n% J4 b2 E" K. usync target = member with the min ping time from the possible sync targets
+ M" F4 K" [* j* `& Z! h$ j% \) W# M7 {* u4 ^ 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。0 m. d/ X3 n9 E! ^# Z' q1 o6 s
# s8 V' O* t1 F 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。
0 D) q' V! y5 S/ B/ _: A4 l' I+ l
链式同步: f/ l& [# t, m- w- c3 z( M7 h
4 K! P/ A' q1 _6 X$ v i* Y 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。
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7 a; e+ s/ O+ ~. Y9 ~5 S* 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?! m( F1 k5 }; }6 N: {) b( u
& d: _5 ^. L1 E, w5 G MongoDB通过oplog同步协议来解决上述的多个节点同步的问题。
: g% k$ M/ C5 R
) V. `5 r: h3 X% T 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。”
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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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- Y4 _: c/ r5 O7 I 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。2 j+ k8 \# ], r* o6 }) ]) h* }+ P
! g; m* Z9 X9 z. ]9 x0 o7 y1 ~ 具体三个节点间的连接如下图:
L% G, _* H' I0 y S2 S1 P
0 v- d) c& n9 e! Z0 F* U, p2 f& e <====>
/ |1 N6 r, F. R; u <====> <---->
1 }9 `9 x8 _4 P, B8 f( d: x6 [: i, 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。2 s) U' L4 g) C
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Reference,6 o1 ?+ o9 ]6 P. L/ C/ @ o
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[0] Replica Set Internals Bootcamp Part IV: Syncing
7 H( t2 P2 Y- [# ?http://www.kchodorow.com/blog/2012/05/07/replica-set-internals-bootcamp-part-iv-syncing/8 H6 u" H+ L2 y8 d
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