MySQL 主备的基本原理
如图 1 所示就是基本的主备切换流程。
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。(一般建议将节点 B(也就是备库)设置成只读(readonly)模式):
- 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操作;
- 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。(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。)
主库到备库的流程
可以看到:主库接收到客户端的更新请求后,执行内部事务的更新逻辑,同时写 binlog。
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。
这里需要说明,后来由于多线程复制方案的引入,sql_thread 演化成为了多个线程。我们再来看一个问题:binlog 里面到底是什么内容,为什么备库拿过去可以直接执行。
binlog 的三种格式对比
我们之前提到过 binlog 有两种格式,一种是 statement,一种是 row。其实还有第三种格式,叫作 mixed,它就是前两种格式的混合。
为了便于描述 binlog 的这三种格式间的区别,我创建了一个表,并初始化几行数据。
sql
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');
如果要在表中删除一行数据的话,我们来看看这个 delete 语句的 binlog 是怎么记录的。
当 binlog_format=statement 时,binlog 里面记录的就是 SQL 语句的原文。你可以用以下命令看 binlog 中的内容。
sql
show binlog events in 'master.000001';
delete from t /*comment*/ where a>=4 and t_modified<='2018-11-10' limit 1; # 执行的 SQL
- 第一行 SET @@SESSION.GTID_NEXT='ANONYMOUS'可以先忽略,这个和主备切换有关
- 第二行是一个 BEGIN,跟第四行的 commit 对应,表示中间是一个事务;
- 第三行就是真实执行的语句了。可以看到,在真实执行的 delete 命令之前,还有一个"use 'test'"命令。这条命令不是我们主动执行的,而是 MySQL 根据当前要操作的表所在的数据库,自行添加的。这样做可以保证日志传到备库去执行的时候,不论当前的工作线程在哪个库里,都能够正确地更新到 test 库的表 t。这之后的,就是我们输入的 sql 原文了
- 最后一行是一个 COMMIT。你可以看到里面写着 xid=61。(崩溃恢复的时候,redo log 会用这个 xid 查找 binlog)
为了说明 statement 和 row 格式的区别,我们来看一下这条 delete 命令的执行效果:
可以看到,运行这条 delete 命令产生了一个 warning,原因是当前 binlog 设置的是 statement 格式,并且语句中有 limit,所以这个命令可能是 unsafe 的。
为什么这么说呢?这是因为 delete 带 limit,很可能会出现主备数据不一致的情况。比如上面这个例子:
- 如果 delete 语句使用的是索引 a,那么会根据索引 a 找到第一个满足条件的行,也就是说删除的是 a=4 这一行;
- 但如果使用的是索引 t_modified,那么删除的就是 t_modified='2018-11-09'也就是 a=5 这一行。
那么,如果我把 binlog 的格式改为 binlog_format='row', 是不是就没有这个问题了呢?我们先来看看这时候 binog 中的内容:
与 statement 格式的 binlog 相比,前后的 BEGIN 和 COMMIT 是一样的。但是,row 格式的 binlog 里没有了 SQL 语句的原文,而是替换成了两个 event:Table_map 和 Delete_rows。
- Table_map event,用于说明接下来要操作的表是 test 库的表 t;
- Delete_rows event,用于定义删除的行为。
我们通过图 5 是看不到详细信息的,还需要借助 mysqlbinlog 工具,用下面这个命令解析和查看 binlog 中的内容。因为图 5 中的信息显示,这个事务的 binlog 是从 8900 这个位置开始的,所以可以用 start-position 参数来指定从这个位置的日志开始解析。
bash
mysqlbinlog -vv data/master.000001 --start-position=8900;
我们可以得到下面的信息:
- 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,这是因为我把参数 binlog_checksum 设置成了 CRC32。
- Table_map event 跟在之前看到的相同,显示了接下来要打开的表,map 到数字 226。现在我们这条 SQL 语句只操作了一张表,如果要操作多张表呢?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操作。
- 我们在 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。
可以看到,当 binlog_format 使用 row 格式的时候,binlog 里面记录了真实删除行的主键 id,这样 binlog 传到备库去的时候,就肯定会删除 id=4 的行,不会有主备删除不同行的问题。
为什么会有 mixed 格式的 binlog?
- 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,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。
也就是说,mixed 格式可以利用 statment 格式的优点,同时又避免了数据不一致的风险。
为什么会要求 binlog 格式设置成 row
但是,其实现在越来越多的场景要求把 MySQL 的 binlog 格式设置成 row。这么做的理由有很多,我来给你举一个可以直接看出来的好处:恢复数据。
接下来,我们就分别从 delete、insert 和 update 这三种 SQL 语句的角度,来看看数据恢复的问题。
删除:你可以看出来,即使我执行的是 delete 语句,row 格式的 binlog 也会把被删掉的行的整行信息保存起来。所以,如果你在执行完一条 delete 语句以后,发现删错数据了,可以直接把 binlog 中记录的 delete 语句转成 insert,把被错删的数据插入回去就可以恢复了。
插入:row 格式下,insert 语句的 binlog 里会记录所有的字段信息,这些信息可以用来精确定位刚刚被插入的那一行。这时,你直接把 insert 语句转成 delete 语句,删除掉这被误插入的一行数据就可以了。
更新:binlog 里面会记录修改前整行的数据和修改后的整行数据。所以,如果你误执行了 update 语句的话,只需要把这个 event 前后的两行信息对调一下,再去数据库里面执行,就能恢复这个更新操作了。
mixed 格式的时间戳特性
sql
insert into t values(10,10, now());
对于这条 sql,我们将 binlog 格式设置为 mixed,来看下执行的效果:
可以看到,MySQL 用的居然是 statement 格式。你一定会奇怪,如果这个 binlog 过了 1 分钟才传给备库的话,那主备的数据不就不一致了吗?
接下来,我们再用 mysqlbinlog 工具来看看:
从图中的结果可以看到,原来 binlog 在记录 event 的时候,多记了一条命令:SET TIMESTAMP=1546103491。它用 SET TIMESTAMP 命令约定了接下来的 now() 函数的返回时间。
因此,不论这个 binlog 是 1 分钟之后被备库执行,还是 3 天后用来恢复这个库的备份,这个 insert 语句插入的行,值都是固定的。也就是说,通过这条 SET TIMESTAMP 命令,MySQL 就确保了主备数据的一致性。
有人在重放 binlog 数据的时候,是这么做的:用 mysqlbinlog 解析出日志,然后把里面的 statement 语句直接拷贝出来执行。现在我们知道了,这个方法是有风险的。因为有些语句的执行结果是依赖于上下文命令的,直接执行的结果很可能是错误的。
所以,用 binlog 来恢复数据的标准做法是,用 mysqlbinlog 工具解析出来,然后把解析结果整个发给 MySQL 执行。类似下面的命令:
bash
mysqlbinlog master.000001 --start-position=2738 --stop-position=2973 | mysql -h127.0.0.1 -P13000 -u$user -p$pwd;
循环复制问题
实际生产上使用比较多的是双 M 结构,也就是下图所示的主备切换流程。
可以发现,双 M 结构和 M-S 结构,其实区别只是多了一条线,即:节点 A 和 B 之间总是互为主备关系。这样在切换的时候就不用再修改主备关系。
但是,双 M 结构还有一个问题需要解决。业务逻辑在节点 A 上更新了一条语句,然后再把生成的 binlog 发给节点 B,节点 B 执行完这条更新语句后也会生成 binlog。(我建议你把参数 log_slave_updates 设置为 on,表示备库执行 relay log 后生成 binlog)。
那么,如果节点 A 同时是节点 B 的备库,相当于又把节点 B 新生成的 binlog 拿过来执行了一次,然后节点 A 和 B 间,会不断地循环执行这个更新语句,也就是循环复制了。这个要怎么解决呢?
我们知道,MySQL 在 binlog 中记录了这个命令第一次执行时所在实例的 server id。因此,我们可以用下面的逻辑,来解决两个节点间的循环复制的问题:
- 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。
小结
binlog 在 MySQL 的各种高可用方案上扮演了重要角色。今天介绍的可以说是所有 MySQL 高可用方案的基础。在这之上演化出了诸如多节点、半同步、MySQL group replication 等相对复杂的方案。
我也跟你介绍了 MySQL 不同格式 binlog 的优缺点,和设计者的思考。希望你在做系统开发时候,也能借鉴这些设计思想。
思考题:
说到循环复制问题的时候,我们说 MySQL 通过判断 server id 的方式,断掉死循环。但是,这个机制其实并不完备,在某些场景下,还是有可能出现死循环。
你能构造出一个这样的场景吗?又应该怎么解决呢?
回答:
简单,一种场景是,在一个主库更新事务后,用命令 set global server_id=x 修改了 server_id。等日志再传回来的时候,发现 server_id 跟自己的 server_id 不同,就只能执行了。
另一种场景是,有三个节点的时候,trx1 是在节点 B 执行的,因此 binlog 上的 server_id 就是 B,binlog 传给节点 A,然后 A 和 A'搭建了双 M 结构,就会出现循环复制。