主备延迟以及备库并行复制策略

保证mysql高可用

  • 主备延迟

    • 原因：运维主动操作，软件升级，主库机器掉电。

  • 同步延迟

    1. 主库A执行完成一个事务写入binlog，时刻T1；
    2. 传给备库，备库B接收到binlog时刻为T2；
    3. 备库B执行完成这个事物，时刻T3.
    • 同步延迟，即同一个事物，T3-T1之间的差值。show slave status可以显示当前备库延迟了多少秒。

  • 主备延迟的来源

    • 有些部署条件下，备库所在机器性能比主库所在性能差。在更新过程会触发大量的读操作。所以，当备库主机上的多个备库都在争抢资源的 时候，就可能会导致主备延迟了。
    • 备库的压力大，备库执行了很多分析语句，备库的查询占用了大量的CPU资源，造成了主备延迟。处理方法：一主多从，分担读的压力。
    • 大事物，如果一个主库上的语句执行10分钟，那这个事务很可能就会导致从库延迟10分钟。

可靠性优先策略

  • 在双M结构下，两个数据库主备切换的过程如下：

    1. 判断备库B现在的seconds_behind_master，如果小于某个值（比如5秒）继续下一步，否 则持续重试这一步；

    2. 把主库A改成只读状态，即把readonly设置为true；

    3. 判断备库B的seconds_behind_master的值，直到这个值变成0为止；

    4. 把备库B改成可读写状态，也就是把readonly 设置为false；

    5. 把业务请求切到备库B

  • 可以看到，这个切换流程中是有不可用时间的。因为在步骤2之后，主库A和备库B都处于 readonly状态，也就是说这时系统处于不可写状态，直到步骤5完成后才能恢复。

    在这个不可用状态中，比较耗费时间的是步骤3，可能需要耗费好几秒的时间。这也是为什么需 要在步骤1先做判断，确保seconds_behind_master的值足够小。

可用性优先策略

  • 如果强行把上述步骤4，5最开始执行，系统几乎没有不可用时间，但是可能会出现数据不一致

    • 假设一个表的初始化

      mysql> CREATE TABLE `t` (
`id` int(11) unsigned NOT NULL AUTO_INCREMENT,
`c` int(11) unsigned DEFAULT NULL,
PRIMARY KEY (`id`)
) ENGINE=InnoDB;
insert into t(c) values(1),(2),(3);

      insert into t(c) values(4);
insert into t(c) values(5);

      假设，现在主库有大量更新，导致主备延迟达到5秒，在插入一条c=4的语句后，发生了主备切换。如图：采用可用性优先策略，且binlog_format=mixed时的切换流程和数据结果。

    1. 步骤2中，主库A执行完insert语句，插入了一行数据（4,4），之后开始进行主备切换。
    2. 步骤3中，由于主备之间有5秒的延迟，所以备库B还没来得及应用“插入c=4”这个中转日志，就开始接收客户端“插入 c=5”的命令。
    3. 步骤4中，备库B插入了一行数据（4,5），并且把这个binlog发给主库A。
    4. 步骤5中，备库B执行“插入c=4”这个中转日志，插入了一行数据（5,4）。而直接在备库B执行的“插入c=5”这个语句，传到主库A，就插入了一行新数据（5,5）。
    • 最后的结果就是，主库A和备库B上出现了两行不一致的数据。可以看到，这个数据不一致，是 由可用性优先流程导致的。

  • 如果我还是用可用性优先策略，但设置binlog_format=row，情况又会怎样呢？

    因为row格式在记录binlog的时候，会记录新插入的行的所有字段值，所以最后只会有一行不一致。而且，两边的主备同步的应用线程会报错duplicate key error并停止。也就是说，这种情况下，备库B的(5,4)和主库A的(5,5)这两行数据，都不会被对方执行。

在可靠性优先的情况下，异常切换会是什么效果

  • 假设，主库A和备库B间的主备延迟是30分钟，这时候主库A掉电了，HA系统要切换B作为主库。 我们在主动切换的时候，可以等到主备延迟小于5秒的时候再启动切换，但这时候已经别无选择了。
  • 采用可靠性优先策略的话，你就必须得等到备库B的seconds_behind_master=0之后，才能切换。但现在的情况比刚刚更严重，并不是系统只读、不可写的问题了，而是系统处于完全不可用的状态。因为，主库A掉电后，我们的连接还没有切到备库B。
  • 但是保持B只读呢？这样也不行。这段时间内，中转日志还没有应用完成，如果直接发起主备切换，客户端查询看不到之前 执行完成的事务，会认为有“数据丢失”。 虽然随着中转日志的继续应用，这些数据会恢复回来，但是对于一些业务来说，查询到“暂时丢 失数据的状态”也是不能被接受的。
  • 在满足数据可靠性的前提下，MySQL高可用系统的可用性，是依赖于主备延迟的。延迟的时间越小，在主库故障的时候，服务恢复需要的时间就越短，可用性就越高。

备库的并行复制

  • 一个箭头代表了客户端写入主库，另一个箭头代表备库sql_thread执行中转日志。箭头粗细来表示并行度的话，第一个箭头要粗于第二个箭头。

  • 日志在备库上的执行，就是图中备库上sql_thread更新数据(DATA)的逻辑。如果是用单线程的 话，就会导致备库应用日志不够快，造成主备延迟。

  • coordinator就是原来的sql_thread, 不过现在它不再直接更新数据了，只负责读取中转 日志和分发事务。真正更新日志的，变成了worker线程。而work线程的个数，就是由参数 slave_parallel_workers决定的。根据我的经验，把这个值设置为8~16之间最好（32核物理机的情况），毕竟备库还有可能要提供读查询，不能把CPU都吃光了。

    • 不能造成更新覆盖，要求更新同一行的两个事物，必须分发到一个worker中（因为无法决定那个worker先执行）
    • 同一个事物不能被拆开，必须放到同一个worker中（保持事物的原子性）

并行策略一：按表分发策略

  • 按表分发事务的基本思路是，如果两个事务更新不同的表，它们就可以并行。因为数据是存储在 表里的，所以按表分发，可以保证两个worker不会更新同一行。当然，如果有跨表的事务，还是要把两张表放在一起考虑的。

  • 每个worker线程对应一个hash表，用于保存当前worker执行队列里的事物所涉及的表，key为库名.表名，value是一个数字，表示队列中有多少个事物修改这个表。

  • 在有事务分配给worker时，事务里面涉及的表会被加到对应的hash表中。worker执行完成后， 这个表会被从hash表中去掉。

  • 事物T的分配流程，和应当遵循的原则

    1. 假设在图中的情况下，coordinator从中转日志中读入一个新事务T，这个事务修改的行涉及到表 t1和t3。
    2. 由于事务T中涉及修改表t1，而worker_1队列中有事务在修改表t1，事务T和队列中的某个事 务要修改同一个表的数据，这种情况我们说事务T和worker_1是冲突的。
    3. 按照这个逻辑，顺序判断事务T和每个worker队列的冲突关系，会发现事务T跟worker_2也 冲突。
    4. 事务T跟多于一个worker冲突，coordinator线程就进入等待。
    5. 每个worker继续执行，同时修改hash_table。假设hash_table_2里面涉及到修改表t3的事务 先执行完成，就会从hash_table_2中把db1.t3这一项去掉。
    6. 这样coordinator会发现跟事务T冲突的worker只有worker_1了，因此就把它分配给 worker_1。
    7. coordinator继续读下一个中转日志，继续分配事务。

    1. 如果跟所有worker都不冲突，coordinator线程就会把这个事务分配给最空闲的worker;

    2. 如果跟多于一个worker冲突，coordinator线程就进入等待状态，直到和这个事务存在冲突 关系的worker只剩下1个；

    3. 如果只跟一个worker冲突，coordinator线程就会把这个事务分配给这个存在冲突关系的 worker。

  • 这个按表分发的方案，在多个表负载均匀的场景里应用效果很好。但是，如果碰到热点表，比如 所有的更新事务都会涉及到某一个表的时候，所有事务都会被分配到同一个worker中，就变成单 线程复制了。

按行分发策略

  • 按行复制的核心思路是：如果两个事务没有更新相同的行，它们在备库上可以并行执行。显然，这个模式要求binlog格式必须是row。

  • 这时候，我们判断一个事务T和worker是否冲突，用的就规则就不是修改同一个表，而是修改同一行。

  • 按行复制和按表复制的数据结构差不多，也是为每个worker，分配一个hash表。只是要实现按 行分发，这时候的key，就必须是 库名+表名+唯一键的值，同时还要考虑唯一键，比如：

    • CREATE TABLE `t1` (
`id` int(11) NOT NULL,
`a` int(11) DEFAULT NULL,
`b` int(11) DEFAULT NULL,
PRIMARY KEY (`id`),
UNIQUE KEY `a` (`a`)
) ENGINE=InnoDB;
insert into t1 values(1,1,1),(2,2,2),(3,3,3),(4,4,4),(5,5,5);

    这是可能会报唯一键冲突，这是应该是 库名+表名+索引a的名字 +a的值

  • 比如，在上面这个例子中，我要在表t1上执行update t1 set a=1 where id=2语句，在binlog里面记录了整行的数据修改前各个字段的值，和修改后各个字段的值。

  1. key=hash_func(db1+t1+PRIMARY+2), value=2; 这里value=2是因为修改前后的行id值不 变，出现了两次。
  2. key=hash_func(db1+t1+a+2), value=1，表示会影响到这个表a=2的行。
  3. key=hash_func(db1+t1+a+1), value=1，表示会影响到这个表a=1的行。

  • 这两个方案其实都有一些约束条件：

    1. 要能够从binlog里面解析出表名、主键值和唯一索引的值。也就是说，主库的binlog格式必须是row；

    2. 表必须有主键；

    3. 不能有外键。表上如果有外键，级联更新的行不会记录在binlog中，这样冲突检测就不准确。

  • 在多行大事物的情况下，按行分发策略有两个问题：

    1. 耗费内存。比如一个语句要删除100万行数据，这时候hash表就要记录100万个项。
    2. 耗费CPU。解析binlog，然后计算hash值，对于大事务，这个成本还是很高的。

  • 所以，在实现这个策略的时候会设置一个阈值，单个事务如果超过设置的行数阈值（比如，如 果单个事务更新的行数超过10万行），就暂时退化为单线程模式，退化过程的逻辑大概是这样 的：

    1. coordinator暂时先hold住这个事务；

    2. 等待所有worker都执行完成，变成空队列；

    3. coordinator直接执行这个事务；

    4. 恢复并行模式。

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原文地址：https://www.cnblogs.com/jimmyhe/p/11137328.html