MySQL主从复制（一）：主备一致

MySQL主备的基本原理

如图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。

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

1）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。

2）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。

3）可以用readonly状态，来判断节点的角色。

问：既然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。

接下来，我们再看看节点A到B这条线的内部流程是什么样的。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。

从上图中可以看到，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：

1）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。

2）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。

3）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。

4）备库B拿到binlog后，写到本地文件，称为中转日志（relaylog）。

5）sql_thread读取中转日志，解析出日志里的命令，并执行。

注：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，跟我们今天要介绍的原理没有直接关系，暂且不展开。

binlog的三种格式对比

binlog包含3种日志格式：

1）statement（不推荐）：仅记录事务执行的DML语句，而不记录数据变更；不能保证主从复制的安全，因而不推荐。

2）row（推荐）：记录事务变更的数据表以及表中每一行记录的数据；能够保证主从复制的安全，但日志量大。

3）mixed（现在用的不多了）：上述两种方案的折中，mixed格式的日志能够自动检测，对于安全的日志，使用statement格式；反之，使用row格式；

规范：由于row格式的binlog日志记录详实，能够用于数据恢复，比如执行闪回操作，因而线上环境一般推荐使用row格式。

下面举例说明三种格式间的区别：

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1条记录（mysql客户端开启-c模式）
delete from t /*comment*/ where a>=4 and t_modified<='2018-11-10' limit 1;-- 查看binlog内容
show binlog events in 'master.000001’;

注：如果用MySQL客户端来做这个实验的话，要记得加-c参数（即在连接MySQL命令后面加上 -c），否则客户端会自动去掉注释。

statement格式的binlog

当binlog_format=statement时， binlog里面记录的就是SQL语句的原文。你可以用如下命令查看binlog中的内容：

show binlog events in 'master.000001’;

查看结果：

现在来看一下上图中的输出结果：

1）第一行SET@@SESSION.GTID_NEXT='ANONYMOUS’你可以先忽略，后面文章我们会在介绍主备切换的时候再提到。

2）第二行是一个BEGIN，跟第四行的commit对应，表示中间是一个事务。

3）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。use 'test’命令之后的delete 语句，就是我们输入的SQL原文了。可以看到， binlog“忠实”地记录了SQL命令，甚至连注释也一并记录了。

4）最后一行是一个COMMIT。

问1：xid是什么？有什么作用？

答：xid用于检查一个事物的binlog是否是完整的。row格式的binlog，如果最后有一个XID event，则说明该binlog是完整的。

row格式的binlog

为了说明statement 和 row格式的区别，我们来看一下这条delete命令的执行效果图：

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：

1）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。

2）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。

由于statement格式下，记录到binlog里的是语句原文，因此可能会出现这样一种情况：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。因此， MySQL认为这样写是有风险的。

问2：如果把binlog的格式改为binlog_format=‘row’，是不是就没有这个问题了呢？

先来看看这时候binog中的内容：

可以看到，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。

1）Table_map event，用于说明接下来要操作的表是test库的表t。

2）Delete_rows event，用于定义删除的行为。

但是，通过上图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。因为上图中的信息显示，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。

mysqlbinlog -w data/master.000001 --start-position=8900;

解析结果：

从这个图中，我们可以看到以下几个信息：

1）server id 1，表示这个事务是在server_id=1的这个库上执行的。

2）每个event都有CRC32的值，这是因为我把参数binlog_checksum设置成了CRC32。

3）Table_map event跟在图5中看到的相同，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。

4）我们在mysqlbinlog的命令中，使用了-w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，即记录了删除的是哪一行）。

5）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。

6）最后的Xid event，用于表示事务被正确地提交了。

你可以看到，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。

mixed格式的binlog

问1：为什么会有mixed格式的binlog呢？

1）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。

2）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。

3）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。

注：mixed格式既可以利用binlog格式的优点，同时又避免了数据不一致的风险。

问2：既然mixed格式那么好，为什么现在越来越多的场景要求把MySQL的binlog格式设置为row？

这么做的理由有很多，如：恢复数据。

下面分别从delete、 insert和update这三种SQL语句的角度，来看看数据恢复的问题。

1）通过上图（row格式的binlog解析结果）可知，当执行delete语句时，row格式的binlog会把被删掉的整行信息保存起来。所以，如果你在执行完一条delete语句后，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。

2）row格式下，insert语句的binlog里也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。所以，如果执行错了insert语句，可以直接把insert语句转成delete语句，删掉被误插入的一行数据就可以了。

3）如果执行的是update语句的话， 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。

虽然mixed格式的binlog现在已经用的不多了，但这里我还是要再借用一下mixed格式来说明一个问题，来看一下这条SQL语句：

insert into t values(10, 10, now());

问3：如果我们把binlog格式设置为mixed，你觉得MySQL会把它记录为row格式还是statement格式呢？

语句执行结果：

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？（因为inersrt语句中其中一个值为now()，也就是说由于主从复制延迟的存在，该值会发生变化）

mysqlbinlog工具查看结果如下：

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 SETTIMESTAMP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SETTIMESTAMP命令， MySQL就确保了主备数据的一致性。

注：重放binlog数据的时候，不能把里面的statement语句直接拷贝出来执行。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：

mysqlbinlog master.000001  --start-position=2738 --stop-position=2973 |mysql -h127.0.0.1 -P13000 -u$user -p$pwd;

这个命令的意思是，将 master.000001 文件里面从第2738字节到第2973字节中间这段内容解析出来，放到MySQL去执行。

循环复制问题

通过上面对binlog基本内容的理解，可以了解到binlog的特性确保了在备库执行相同的binlog，可以得到与主库相同的状态。

因此，我们可以认为正常情况下主备的数据是一致的。也就是说，上图中A、 B两个节点的内容是一致的。第一张图中我画的是M-S结构，但实际生产上使用比较多的是双M结构，如下所示。

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relaylog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。

问：如何解决双M结构中的循环复制问题？

答：从上述row格式的binlog解析结果一图中可知，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：

1）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。

2）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。

3）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：

1）节点A更新的事务， binlog里面记的都是A的server id。

2）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。

3）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：思考题

思考1：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？

1）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。

2）另一种场景是，有三个节点的时候，如图所示， 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。

思考2：主库 A从本地读取 binlog，发给从库 B，这里的本地是指文件系统中的page cache还是disk？

答：对于线程 A来说，就是读“文件”。如果这个文件现在还在 page cache中，那就最好了，直接读走；如果不在page cache里，就只好去磁盘读。

注：这个行为是文件系统控制的，MySQL只是执行“读文件”这个操作。