MySQL - 主备

在实际的生产中，为了解决Mysql的单点故障，一般都会采用「主备模式」。

MySQL几乎所有的高可用架构，都直接依赖于 binlog。虽然这些高可用架构已经呈现出越来越复杂的趋势，但都是从最基本的一主一备演化过来的。

下图为主备切换流程

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。

在状态 1 中，虽然节点 B 没有被直接访问，但是依然建议把节点 B（也就是备库）设置成只读（readonly）模式。这样做，有以下几个考虑：

图下图 中画出的就是一个 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。

主库需要复制新增binlog到从库才能完成同步，这个同步过程就是同步延迟。主从延迟最直接的表现是，备库消费中转日志（relay log）的速度，比主库生产 binlog 的速度要慢。

「同步策略」：Master会等待所有的Slave都回应后才会提交，这个主从的同步的性能会严重的影响。

「半同步策略」：Master至少会等待一个Slave回应后提交。

「异步策略」：Master不用等待Slave回应就可以提交。

「延迟策略」：Slave要落后于Master指定的时间。

对于不同的业务需求，有不同的策略方案，但是一般都会采用最终一致性，不会要求强一致性，毕竟强一致性会严重影响性能。

MYSQL主从同步原理：

1） MYSQL主从同步是异步复制的过程，整个同步需要开启3线程，master上开启bin-log日志（记录数据库增、删除、修改、更新 *** 作）；

2） Slave开启I/O线程来请求master服务器，请求指定bin-log中position点之后的内容；

3） Master端收到请求，Master端I/O线程响应请求，bin-log、position之后内容返给salve；

4） Slave将收到的内容存入relay-log中继日志中，生成master.info（记录master ip、bin-log、position、用户名密码）；

5） Slave端SQL实时监测relay-log日志有更新，解析更新的sql内容，解析成sql语句，再salve库中执行；

6） 执行完毕之后，Slave端跟master端数据保持一致！

**MYSQL bin-log用途**

1） bin-log日志最大的功能记录数据库增、删、改、插入等 *** 作，记录用户 *** 作的SQL语句；

2） bin-log日志可以用数据增量备份、完整备份；

3） bin-log还可以主要主从复制+读写分离；

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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