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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。
0 o; V' j9 ]! A; F; k' w& y1 M1 P, T) v
同步2 w. v2 I4 T% v
7 w, L0 W% _. P( j1 f
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:
+ `, s3 v& C8 ]) M3 l! ~ 执行op日志! p# I5 ?& p7 Y+ w/ d' A# ^2 O
将op日志写入到自己的oplog中(也就是local.oplog.rs)
, Y/ X+ j* _5 P+ {1 b; Z 请求下一个op日志
8 y# }( ^2 o# H) N& D: u$ f7 C& u" t; e# V" 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。
9 n( M& ]9 ]4 c3 p, h6 e9 u3 B% l# {
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。- X8 \" k- O/ z9 y5 o* p( Q
5 A! Z2 ~/ f$ g+ V
w参数9 j5 }; t5 v! h5 `
8 d/ `& _1 s* U! |' M
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:4 T( v/ \" i, G c- J
db.foo.runCommand({getLastError:1, w:2})4 C0 R- u! G$ L; O& l8 r$ z
; z2 l/ H! N& i
在更改了这个配置之后,执行写操作的流程如下:
+ }5 l3 |& ?* l. L1 S3 Y \- s; _8 m, d( R- Z
在primary上完成写操作;- y* K: m+ _( r6 e* Q z6 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;9 @ R1 Y: F+ l2 w- U
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;+ i( t8 n5 d) G( ~
secondary从primary获得oplog,获得上一次操作的记录;
0 y! Z4 \$ h4 \ secondary执行oplog中刚才那一条时间t的操作;7 ]% d- o# d! q
secondary从primary的oplog中获取时间t之后的log,条件为{ts:{$gt:t}};
( k1 D* C) o8 z/ ] c% G" H7 r primary知道了secondary已经成功执行了时间t之前的oplog,因为secondary已经在请求时间t之后的oplog了; b0 |: [; }* j1 d2 f1 p* G
getLastError知道primary与secondary都完成了这次写操作,于是 w:2 的条件满足了,向客户端返回成功。; h" a! u" ]/ c- q% X
- }9 A5 {1 }! Q- F启动, j2 P" J% }* _
# F; |( h0 F$ p" }
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。( V. j# x7 n4 D( M. y' T
) t2 W" c$ g6 C6 `' M' n 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。
* v6 u5 w* W2 s1 x4 u' i! n* Y5 P: }, E. g
选择同步源节点' u" i) C6 p& @2 H* G. V9 }& u
! R' s0 z) U \' P' Q 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:+ n3 ^* n2 A3 p8 a
7 R/ ^) g" v0 d& N1 k) d- p" J
for each member that is healthy:
& O; j& P( j* ` W4 {; y. G if member[state] == PRIMARY
7 e \/ N& b! ~6 P add to set of possible sync targets+ Y* O( H# r B
3 U- l8 Z, p& y0 u+ b
if member[lastOpTimeWritten] > our[lastOpTimeWritten]" C/ \, m4 ~, n! A1 h& x
add to set of possible sync targets$ O: X% S5 g( l3 f" k, ?( r/ q1 W
4 I, n U' b" ^7 a0 O% G9 F) dsync target = member with the min ping time from the possible sync targets
0 V' i2 ^! p' t+ \6 U% [: Z8 P' D: C. j: _1 o. U6 p* b
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。
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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。
9 c+ r8 `; O, e. \/ l2 \) a5 t: t2 Y; h6 i+ J5 _+ K+ N
链式同步
* A# K1 j" S) _4 J% b0 B. }; G1 V& `; R) ^' R* B1 e
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。* D" J( u! r6 `7 K4 J
. G9 @7 t. j$ ?. A% [! G" Z
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" Y3 k4 }) l( s
# Y* E$ Q; s% V4 U/ z MongoDB通过oplog同步协议来解决上述的多个节点同步的问题。
, O$ q7 U% e+ `( c5 Q8 N* ]' i# b H! Q. y7 y* w! {# W
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。”; q9 r( {, r6 h$ x
7 U, z y2 X3 e3 O
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 W; g% S% B6 R% T
" n p6 L" t7 r+ ?- v 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。
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具体三个节点间的连接如下图:8 Z4 [1 S/ F0 K4 j( l, W4 X) a
S2 S1 P
+ g" n( ^2 y, s T <====> % F: q! ^( t( c8 p' t$ `( ]
<====> <---->
& F8 H. S- i( _( _3 p
2 n- B: X" ?6 O$ P% c* f; Q! x 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。6 ?3 ]9 l* P8 U2 b( L5 r
8 p# y- f9 U- ^3 s. |' z% u
8 Y$ u6 ]: `# N! p, i# [Reference,
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[0] Replica Set Internals Bootcamp Part IV: Syncing
5 [6 V( r4 j( X$ X9 s( i5 Dhttp://www.kchodorow.com/blog/2012/05/07/replica-set-internals-bootcamp-part-iv-syncing/2 s; ^- m, m5 ~
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