生产环境 mysql+keepalived怎么实现自动切换vip

生产环境 mysql+keepalived怎么实现自动切换vip

解决问题的基本思路是在备机切换为主机时，发送邮件提醒。

具体方式:

在keepalived配置中可以做如下配置：

vrrp_instance VI_1 {

state MASTER

interface eth0

virtual_router_id 13

priority 100

advert_int 1

authentication {

auth_type PASS

auth_pass 6d02896810d442478799edcc47bcd62c

}

virtual_ipaddress {

x.x.x.x

}

track_script {

chk_haproxy

}

notify_master /usr/bin/change_master.sh

}

在 mysql 命令行内切换用户有三种方法第一种方法1、dos进入mysql安装bin目录下： cd C:\Program Files\MySQL\MySQL Server 5.5\bin2、输入：mysql <备注二>-u root -p db3、输入用户密码第二种方法1、dos下输入："C:\Program Files\MySQL\MySQL Server 5.5\bin\mysql.exe" "--defaults-file=C:\Program Files\MySQL\MySQL Server 5.5\my.ini" "-h192.168.1.123" "-uroot" "-ppwd"第三种方法1、dos进入mysql安装bin目录下： cd C:\Program Files\MySQL\MySQL Server 5.5\bin2、输入：mysql <备注二>-u root -p pwd备注一：C:\Program Files\MySQL\MySQL Server 5.5为mysql的安装目录；root为用户名；pwd为用户密码；db为数据库名称；192.168.1.123为主机ip地址。备注二：测试出现此错误，ERROR 1045 (28000): Access denied for user 'wotuser'@'localhost' (using password: YES)可加上主机ip地址：-h 192.168.1.123。

MySQL 主备的基本原理主备流程切换

在状态 1 中，客户端的读写都直接访问节点 A，而节点 B 是 A 的备库，只是将 A 的更新都同步过来，到本地执行。这样可以保持节点 B 和 A 的数据是相同的

当需要切换的时候，就切成状态 2。这时候客户端读写访问的都是节点 B，而节点 A 是 B 的备库。

M-S模式中, 为什么建议把备库设为readonly?有时候一些运营类的查询语句会被放到备库上去查，设置为只读可以防止误 *** 作； 防止切换逻辑有 bug，比如切换过程中出现双写，造成主备不一致 可以用 readonly 状态，来判断节点的角色。 把备库设置成只读了，还怎么跟主库保持同步更新呢？

因为 readonly 设置对超级 (super) 权限用户是无效的，而用于同步更新的线程，就拥有超级权限。

节点 A 到 B 这条线的内部流程是什么样的

下图画出的就是一个 update 语句在节点 A 执行，然后同步到节点 B 的完整流程图

备库 B 跟主库 A 之间维持了一个长连接。主库 A 内部有一个线程，专门用于服务备库 B 的这个长连接

一个事务日志同步的完整过程是这样的:在备库 B 上通过 change master 命令，设置主库 A 的 IP、端口、用户名、密码，以及要从哪个位置开始请求 binlog，这个位置包含文件名和日志偏移量。 在备库 B 上执行 start slave 命令，这时候备库会启动两个线程，就是图中的 io_thread 和 sql_thread。其中 io_thread 负责与主库建立连接。 主库 A 校验完用户名、密码后，开始按照备库 B 传过来的位置，从本地读取 binlog，发给 B。 备库 B 拿到 binlog 后，写到本地文件，称为中转日志（relay log）。 sql_thread 读取中转日志，解析出日志里的命令，并执行。 binlog 的三种格式对比

三种格式分别是: statement row mixed

为了便于描述 binlog 的这三种格式间的区别, 创建并初始化一个表

mysql>CREATE TABLE `t` ( `id` int(11) NOT NULL, `a` int(11) DEFAULT NULL, `t_modified` timestamp NOT NULL DEFAULT CURRENT_TIMESTAMP, PRIMARY KEY (`id`), KEY `a` (`a`), KEY `t_modified`(`t_modified`) ) ENGINE=InnoDB insert into t values(1,1,'2018-11-13')insert into t values(2,2,'2018-11-12')insert into t values(3,3,'2018-11-11')insert into t values(4,4,'2018-11-10')insert into t values(5,5,'2018-11-09')

删除一行, 分析binlog

mysql>delete from t /*comment*/ where a>=4 and t_modified<='2018-11-10' limit 1 查询binlog命令: mysql>show binlog events in 'master.000001' 当 binlog_format=statement 时

binlog 里面记录的就是 SQL 语句的原文:

分析一下上图输出的结果:第一行可以先忽略. 第二行是一个 BEGIN，跟第四行的 commit 对应，表示中间是一个事务； 第三行是真实的执行语句, 在delete命令前,还有一个use test命令, 是mysql自动添加的. 最后一行是一个 COMMIT, 包含一个xid. 如果使用statement格式, 记录到binlog 的是语句原文. 会有什么问题出现呢?

如果delete 带有 limit, 很可能出出现住主备数据库不一致的情况

在主库执行这条 SQL 语句的时候，用的是索引 a；而在备库执行这条 SQL 语句的时候，却使用了索引 t_modified

当 binlog_format= row 时:

与statement相比, begin 与 commit 是一致的, 但是row格式没有记录原文, 而是替换成了两个event, 粉笔是table_map 与 delete_rows

Table_map event，用于说明接下来要 *** 作的表是 test 库的表 tDelete_rows event，用于定义删除的行为。 使用mysqlbinlog工具分析解析binlog中内容 mysqlbinlog -vv data/master.000001 --start-position=8900

解析结果:

server id 1，表示这个事务是在 server_id=1 的这个库上执行的。 每个 event 都有 CRC32 的值，这是因为参数 binlog_checksum 设置成了 CRC32。 Table_map event 显示了接下来要打开的表，map 到数字 226。现在我们这条 SQL 语句只 *** 作了一张表，如果要 *** 作多张表呢？每个表都有一个对应的 Table_map event、都会 map 到一个单独的数字，用于区分对不同表的 *** 作。 在 mysqlbinlog 的命令中，使用了 -vv 参数是为了把内容都解析出来，所以从结果里面可以看到各个字段的值（比如，@1=4、 @2=4 这些值）。 binlog_row_image 的默认配置是 FULL，因此 Delete_event 里面，包含了删掉的行的所有字段的值。如果把 binlog_row_image 设置为 MINIMAL，则只会记录必要的信息，在这个例子里，就是只会记录 id=4 这个信息。 最后的 Xid event，用于表示事务被正确地提交了。 为什么会有 mixed 格式的 binlog？为什么会有 mixed 这种 binlog 格式的存在场景？因为有些 statement 格式的 binlog 可能会导致主备不一致，所以要使用 row 格式。 但 row 格式的缺点是，很占空间。比如你用一个 delete 语句删掉 10 万行数据，用 statement 的话就是一个 SQL 语句被记录到 binlog 中，占用几十个字节的空间。但如果用 row 格式的 binlog，就要把这 10 万条记录都写到 binlog 中。这样做，不仅会占用更大的空间，同时写 binlog 也要耗费 IO 资源，影响执行速度。 所以，MySQL 就取了个折中方案，也就是有了 mixed 格式的 binlog。mixed 格式的意思是，MySQL 自己会判断这条 SQL 语句是否可能引起主备不一致，如果有可能，就用 row 格式，否则就用 statement 格式。 如何解决双M结构的循环复制问题解决两个节点间的循环复制的问题的逻辑规定两个库的 server id 必须不同，如果相同，则它们之间不能设定为主备关系； 一个备库接到 binlog 并在重放的过程中，生成与原 binlog 的 server id 相同的新的 binlog； 每个库在收到从自己的主库发过来的日志后，先判断 server id，如果跟自己的相同，表示这个日志是自己生成的，就直接丢弃这个日志。 按照这个逻辑，如果我们设置了双 M 结构，日志的执行流就会变成这样：从节点 A 更新的事务，binlog 里面记的都是 A 的 server id； 传到节点 B 执行一次以后，节点 B 生成的 binlog 的 server id 也是 A 的 server id； 再传回给节点 A，A 判断到这个 server id 与自己的相同，就不会再处理这个日志。所以，死循环在这里就断掉了。

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