MySQL主备的基本原理

状态1中,客户端读写都是直接访问节点A,节点B只是将节点A的更新同步过来在本地执行。当需要主备切换时,就变成状态2。
状态1中没有直接访问节点B,但仍然建议把节点B设置成只读模式,原因如下:
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有时一些运营类的查询语句会被放到备库上查看,设置为只读可以防止误操作;
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防止切换逻辑出现双写等bug,造成主备不一致;
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可以用readonly状态来判断节点角色。
把备库设置成只读,还怎么跟主库保持同步更新呢?这是由于readonly设置对超级权限的用户是无效的,而对于同步更新的线程,就拥有超级权限。
而一个update语句在节点A执行,然后同步到节点B的完整流程如下:
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。备库和主库之间维持了一个长连接,主库内部有一个线程专门服务该长连接。一个事务日志同步的完整过程为:
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备库B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,位置包含文件名和日志偏移量;
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备考B上执行start slave,会启动两个线程io_thread和sql_thread,其中io_thread负责与主库建立连接;
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主库A校验完用户名、密码后,按照备库B传过来的位置,从本地读取binlog发给B;
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备库B拿到binlog后,写到本地未见,称为中转日志relay log;
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sql_thread读取中转日志,解析出日志里的命令并执行。
由于多线程复制方案的引入,sql_thread后来实际上演化成为了多个线程。
分析完长连接的逻辑,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
为了方便描述binlog的三种格式,以如下数据为例:
sql
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');
假设要在表中删除一行:
sql
mysql> delete from t /*comment*/ where a>=4 and t_modified<='2018-11-10' limit 1;
可以用下面的命令查看binlog中的内容:
sql
mysql> show binlog events in 'master.000001';
当binlog_format=statement
,binlog里记录的就是SQL语句的原文。statement格式的binlog内容:
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第二行的begin与第四行的commit对应,表示中间是一个事务;
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第三行是真实执行的语句。在真实执行的delete命令前,MySQL根据当前要操作的表所在的数据库,自行添加了一个命令,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,都能正确更新到test库的表t。
这条delete命令的执行效果图:
产生了一个warning,原因是当前binlog设置的是statement格式,且语句中有limit,因此该命令可能是unsafe的。具体来说,delete带limit,可能出现主备数据不一致情况,在上面的例子中:
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如果delete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
a=4
; -
如果delete用的是索引t_modified,那么删除的就是
t_modified='2018-11-09'
,是a=5
。
由于statement格式下binlog记录语句原文,因此可能出现:主库用的是索引a,备库使用的是索引t_modified,所以MySQL认为这样写是有风险的。
如果将binlog格式改为row,此时binlog内容:
这时没有了sql原文,而是替换成了两个event:
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Table_map event:说明接下来要操作的表是test库的表t;
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Delete_rows event:用于定义删除的行为。
row格式下,通过binlog还看不到详细信息,还需要借助mysqlbinlog工具解析和查看binlog中的内容。从上面的binlog中可以看出,事务的binlog从8900位置开始,因此可以用start-position参数指定从该位置的日志开始解析:
sql
mysqlbinlog -vv data/master.000001 --start-position=8900;
解析出的binlog详细内容:
对于解析结果:
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server id 1,表示事务是在
server_id=1
库上执行的; -
Table_map event显示了接下来要打开的表,map到数字226。当前SQL语句只操作了一张表,如果要操作多张表,那么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;
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@1=4, @2=4
这些表示各个字段的值,即id=4,a=4
; -
Xid event,用于表示事务被正确提交。
可以看到,binlog使用row格式时,会记录真实删除行的主键id,这样binlog传到备库时,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?
首先可以根据上面的分析来推一下:
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因为某些statement格式的binlog可能导致主备不一致,所以要使用row格式;
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row格式缺点是很占空间,比如delete语句删除10万行数据,用statement就是一个SQL语句,而row格式需要把10万条记录都写到binlog,这样会占用更大的空间,同时写binlog会耗费IO资源;
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因此MySQL取折中方案,即mixed格式,MySQL自己判断SQL语句是否可能引起主备不一致,如果可能就用row,否则用statement。
可以看出,如果MySQL设置binlog为statement格式,基本可以认为是一个不合理的设置,至少可以设置为mixed。不过现在越来越多的场景要求把MySQL的binlog设置为row,理由有很多,其中有一点就是恢复数据。
从增删改来看数据恢复的问题:
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delete语句,row格式的binlog会把删掉的行的整行信息保存起来,如果发现删错数据,可以直接把binlog中记录的delete语句转成insert,将错删的数据插入;
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insert语句,row格式的binlog会记录所有字段信息,可以转成delete删掉误插入的数据;
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update语句,row格式的binlog会记录修改前和修改后的整行数据,如果误执行,只需要把前后两行消息对调一下,再去数据库里执行。
循环复制问题
最开始的图中MySQL主备切换流程是M-S结构,实际生产上使用比较多的是双M结构:
对比两图,可以发现双M结构和M-S结构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,这样切换时就不用再修改主备关系。
双M结构有一个问题。如果业务逻辑在节点A上更新一条语句,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,会发送给节点A,相当于节点A又把节点B新生成的binlog拿过来执行了一次,然后两个节点会不断循环执行这个更新语句,即循环复制。
循环复制的解决:
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规定两个库的server id必须不同,如果相同则它们之间不能设为主备关系;
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一个备库在重放binlog的过程中,会生成与原binlog的server id相同的新binlog;
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每个库在收到从自己的主库发过来的日志后,先判断server id,如果和自己的相同,表示该日志由自己生成,直接丢弃。
按这个逻辑,如果设置了双M结构,日志的执行流就为:
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从节点A更新的事务,binlog里面记的都是A的server id;
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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;
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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,死循环在这里就断掉了。