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。
1 |* v1 p2 S  D# B- m+ U+ w- f. `1 q0 @
同步
3 _0 [/ U; f) D$ B
& b7 |$ b# {6 b& K5 ~- k: h    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：
; z+ W% M) X: D" r    执行op日志6 K0 D" s% |1 I' I: S- _
    将op日志写入到自己的oplog中(也就是local.oplog.rs)( ]& [2 F- c0 I) f
    请求下一个op日志
; C( ^$ q: S  n2 E) @# n. A* `4 `- k& |: n; S
    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。
( }" L, R" g: y' N/ L/ e! Z2 D( l, N, `) A% u0 R# y
    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。+ |+ x: B' ~" x* s" t
- D+ |- k5 ]4 \3 _. r, W" k; K
w参数
! Y/ y* A- N" D( P, y* ^& p8 P2 |* u( N, A
    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：
3 K7 e9 B, Q+ K7 Y$ d% rdb.foo.runCommand({getLastError:1, w:2})
  C' p8 g+ i' B7 _: n! Q3 V" h& c) k1 I0 B  r, Q
    在更改了这个配置之后，执行写操作的流程如下：
4 y5 M' C- E3 ?2 s0 c; \8 x& k
; ^$ M, x  S0 m& }% E, j. u' |    在primary上完成写操作；2 P! c: v9 @6 E. x* W
    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；
3 v+ U2 K) Y' Z. R) 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；
% y' e1 l! N0 c5 n: Q0 s7 |. C; Q    secondary从primary获得oplog，获得上一次操作的记录；2 m6 r9 Z$ {" o7 ^
    secondary执行oplog中刚才那一条时间t的操作；4 a! ?* D8 t0 C$ J; H. t$ C
    secondary从primary的oplog中获取时间t之后的log，条件为{ts:{$gt:t}}；
* n/ V4 X3 ?: I8 t! M9 U3 L& S    primary知道了secondary已经成功执行了时间t之前的oplog，因为secondary已经在请求时间t之后的oplog了；
2 `( d' a8 I& \. {4 }    getLastError知道primary与secondary都完成了这次写操作，于是 w:2 的条件满足了，向客户端返回成功。$ @) v+ z- u/ V7 [. C7 y9 h6 t9 |
' ?( {/ M1 ~$ Z' ^: f
启动
) H' ~; t* S/ [! L7 J- B: W5 z+ I) ~) }) s; ]
    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 o/ D7 k8 ?7 e+ X. `" P. X1 Y: [' N+ G
    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 n4 R8 D% [3 t. m( ~) i( N9 V( n
) Y4 T9 ~! ~# d6 e
选择同步源节点8 X; n' b8 J& m: R( h
) Z4 S7 B( k9 r
    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：
5 x* W" o$ o6 H- |
3 ^- A# N: c3 T& F; r) z1 \for each member that is healthy:
1 G1 M  [9 h9 t7 [+ f; z; Q    if member[state] == PRIMARY
* A4 v. d) O! f1 s& ~( Q* n        add to set of possible sync targets& z& I, i( T6 f, R9 c

9 ~- j3 \$ u5 N# l5 ^    if member[lastOpTimeWritten] > our[lastOpTimeWritten]+ x1 G1 E. n1 T2 d$ u; t' T
        add to set of possible sync targets
4 t) y% q9 ?1 K+ G$ D- F5 f( A1 R2 B3 L( f. z' c! [8 K3 e1 ]
sync target = member with the min ping time from the possible sync targets
( S% ~! n$ i0 U; [6 g" R/ f. S+ b" C8 l6 j
    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。
! L! K* _, ?9 U5 I) \6 h5 s7 d" A7 C+ t* H8 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。
$ _# M  V, C% L' O6 @+ H6 y7 z9 \+ ^9 t' F6 y- S+ O$ |& O# }
链式同步
* O# A% A* y7 y0 [6 }2 M9 A9 q  V- a! c7 m* R% `
    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。
  l* n: t/ o% G( q- P5 ^- U  ]/ H) h& C' }1 _! U3 ^" X
    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？
+ k4 D. `2 f' ~; h" E, L0 k9 y
2 t, {4 ?* q9 H. _    MongoDB通过oplog同步协议来解决上述的多个节点同步的问题。! ~( b$ k  j8 O0 [* m0 r  s& S
! [) C8 J. j' h5 y# G7 a
    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。”! O/ U) _( q) ]/ s1 h. F; \6 L

" z% X0 {3 X: Q: O4 G0 z    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。
8 E0 _. K) T% U
' \8 L& ^  u9 g0 a4 ?- ?    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。
& U; u9 G$ S) \3 A1 k) j! g4 D! S) M8 y# v0 Z  e
    具体三个节点间的连接如下图：  S: D) \: s5 J0 G
    S2                  S1               P
+ H# ?& C: R  O+ x8 `
                             <====>
& u) [2 k7 ~0 J) _2 ~5 E
         <====>       <---->

2 G4 G3 `$ M5 i$ {, Q& E1 v) @. y. _' C, @7 d
    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。
' {  f. {: l) w* J# q! V, P* o
; Y) ~% c7 |& p- ]) d( |2 u  t9 V2 R  d( P7 f0 T$ |% D) l
Reference，
5 G/ z4 o7 N( m1 e
& H2 W# B: v; Z% F  e" A[0] Replica Set Internals Bootcamp Part IV: Syncing
% l8 ]: b# p! Zhttp://www.kchodorow.com/blog/2012/05/07/replica-set-internals-bootcamp-part-iv-syncing/* u" x  L5 u1 |5 K! H
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。
) L7 B9 |/ v% I% p! p6 X$ 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 7 L$ Q0 z  l+ l3 h9 H# ?
哇...,没想到这里都能看到这类高水准文章。
! b  i  [2 U# [可以偷懒不去搜索了。

# o9 T9 Z5 t2 ?9 N% M. 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
+ m" ]* T: }- h# P( ~3 |4 [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

3 c, G( z7 M4 @" I' G7 o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://www.aswetalk.net/bbs/) Powered by Discuz! X3.2