数据库原理 - 序列7 - Binlog与主从复制

本文节选自作者书籍《软件架构设计：大型网站技术架构与业务架构融合之道》。
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6.7 binlog与主从复制

6.7.1 binlog与redo log的主要差异

在mysql中，redo log记录事务执行的日志，binlog也记录日志，但两者有非常大的差别。首先，mysql是一个能支持多种存储引擎的数据库，innodb只是其中一种（当然，也是最主要的一种）。redo log和undo log是innodb引擎里面的工具，但binlog是mysql层面的东西。
不同于redo log和undo log用来实现事务，binlog的主要作用是做主从复制，如果是单机版的，没有主从复制，也可以不写binlog。当然，在互联网应用中，binlog有了第二个用途：一个应用进程把自己伪装成slave，监听master的binlog，然后把数据库的变更以消息的形式抛出来，业务系统可以消费消息，执行对应的业务逻辑操作，比如更新缓存。大型互联网公司都有这方面的中间件，比如阿里开源的canal，国外也有几种开源的，比如databus。
同redo log一样，binlog也存在一个刷盘策略问题，由参数sync_binlog控制，该参数有三个取值：
0：事务提交之后不主动刷盘，依靠操作系统自身的刷盘机制可能会丢失数据。
1：每提交一个事务，刷一次磁盘。
n: 每提交n个事务，刷一次磁盘。
显然，0和n都不安全。为了不丢失数据，一般都建议双1保证，即sync_binlog和innodb_flush_log_at_trx_commit的值都取为1。
知道binlog的概况后，下面对binlog 和redo log做一个详细的对比，如表6-17 所示。
表6-17 binlog与redo log的详细对比

从表中可以看出，binlog要比redo log简单得多，在不发生宕机的情况下，未提交的事务、回滚的事务，其日志都不会进入binlog（对于binlog写到一半时宕机的场景，下面再讨论）。
同时，事务的日志在binlog中是连续排列的，等到事务提交的“一刹那”，把该事务的所有日志都写盘。连续排列会造成一个问题：binlog全局只有一份，每个事务都要串行地写入，这意味着每个事务在写binlog之前要拿一把全局的锁，才能保证每个事务的binlog是连续写入的，这在效率上存在很大问题。因此，在mysql 5.6的group commit出现之前，各种第三方在优化这类问题。group commit的思想也很简单，就是pipeline（http 1.1是同样的思路；kafka的主从复制也是同样的思路，后面讲高并发时，还会再专门讨论该问题）。虽然binlog只能串行地写入，但不需要提交一个事务刷一次磁盘，而是把事务的提交和刷盘放到不同的线程里，刷盘时可以对多个提交的事务同时刷盘，虽然还是串行，但是批量化了。

6.7.2 内部xa – binlog与redo log一致性问题

一个事务的提交既要写binlog，也要写redo log，如何保证两份日志数据的原子性？一个写成功，写另外一个的时候发生宕机，重启如何处理？
在讨论这个问题之前，先说一下binlog自身写入的原子性问题：binlog刷盘到一半，出现宕机。这个问题和前面讲redo log的写入原子性是同样的问题，通过类似于checksum的办法或者binlog中有结束标记，来判断出这是部分的、不完整的binlog，把最后一段截掉。对于客户端来说，此时宕机，事务肯定是没有成功提交的，所以截掉也没有问题。
下面来讲如何实现binlog和redo log的数据一致性，即内部xa，或者叫内部的分布式事务问题。外部分布式事务是两个系统或者两个数据库之间的，这点在后面的事务一致性中会专门论述；内部分布式事务是binlog和redo log之间的事务，使用的是经典的2阶段提交方案（2pc，2 phase commit）。
图6-19展示了一个事务的2阶段提交过程，下面详细分析整个提交过程。
阶段1：innodb的prepare，是在把事务提交之前，对应的redo log和undo log全部都写入了。binlog也已经写入到内存，只等刷盘。

图6-19 内部xa（事务的2阶段提交过程）

阶段2：收到客户端的commit指令，先刷盘binlog，然后让innodb执行commit。
2pc的一个显著特点是，在阶段1就把90%以上的工作全部做完了，就等阶段2的收尾。所以在阶段2收到客户端的commit指令后，只要不宕机，事务就能成功提交。但如果发生宕机，如何恢复？
首先，整个过程以binlog的刷盘来判定一个事务是否被成功提交，即以binlog为准，让redo log向binlog“靠齐”。具体分为下面几种场景：
场景（1）：在阶段1宕机，此时binlog全在内存中，宕机消失。redo log记录了未提交的日志。不需要依赖binlog，redo log自己可以回滚未提交的日志。这点前面已介绍过。
场景（2）：阶段2宕机，binlog写了一半，innodb commit还未执行。对binlog做截断，对redo log做回滚，处理方法与场景（1）一样。
场景（3）：binlog写入成功，innodb未提交。此时遍历binlog，binlog中存在、innodb中不存在的事务，发起commit操作。

6.7.3 三种主从复制方式

表6-18 列举了mysql的三种主从复制方式。对于异步复制，可能会丢数据，master宕机了，切换到slave，此时slave上没有最新的数据。所以很多时候大家用的是半同步复制。
不是半同步复制就不会丢数据呢？不是的。半同步复制可能退化为异步复制。因为master不可能无限期地等slave，当超过某个时间，slave还没有回复ack时，master就会切换为异步复制模式。
另外，还有一个参数rpl_semi_sync_master_wait_slave_count，可以设置在半同步复制模式下，需要等待几个slave的ack，才认为事务提交成功。默认是1，即多个slave中只要有其中一个返回了，master就会向客户端返回事务提交成功。
表6-18 mysql的三种主从复制方式

从上面的介绍可以看出，无论异步复制，还是半异步复制（可能退化为异步复制），都可能在主从切换的时候丢数据。业务一般的做法是牺牲一致性来换取高可用性，即在master宕机后切换到slave，忍受少量的数据丢失，后续再人工修复。
但如果主从复制的延迟太大，切换到slave，丢失数据太多，也难以接受。为了降低主从复制的延迟，业界的前辈们想了很多的办法，这就是下面要讲的并行复制，在跨机房的情况下，尤其必要。

6.7.4 并行复制

图6-20展示了原生的mysql主从复制的原理，分为两个阶段：
阶段1：把master中的binlog搬运到slave上面，形成relaylog。在这个搬运过程中，master和slave两边各有一个线程，master上面的叫dump thread，slave上面的叫i/o thread。
阶段2：slave把relaylog回放到数据库，通过一个叫作sql thread的线程执行。

图6-20 原生的mysql主从复制的原理
可见，整个复制过程无论log的传输过程，还是回放过程，都是单线程的。而并行复制，就是把回放环节并行化了，如图6-21所示。

图6-21 并行复制
所谓的并行复制，准确说是并行回放，因为传输环节还是单线程的。之所以传输环节没有用多线程，主要是因为没有必要。一个原因是在回放环节，而不在传输环节；另外一个原因是binlog本身是全局有序的，如果用多线程传输，还要重新排序和重组，可能得不偿失。
而并行回放的难点在于事务的并行提交。binlog本身是全局只有一份，同一个mysql的实例，不同库、不同表的事务binlog都串行地排列。所谓并行回放，就是一次性从relaylog中拿出多个事务，并行地执行。这就涉及什么样的事务能并行，什么样的事务不能并行。大的来说，有两类并发策略：
第一类：按数据维度并行。
从粗到细，三个粒度：不同库的事务可以并行，不同表的事务可以并行，不同行的事务可以并行。当然实际没有那么简单，因为一个事务可能修改多个库的多个表的多条记录，以表的粒度为例，事务1修改了记录1、2，事务2修改了记录2、3，则两个事务就无法并行了，但如果事务1修改的是记录1、2，事务2修改的是记录3、4，就可以并行。
第二类：按事务的提交顺序并行。
mysql中有commit_id的概念，表示哪些事务是同时提交的。什么意思呢？如果在一个事务还没有结束之前，另外一个事务也开始进入提交阶段，说明这两个事务是在并行的，它们操作的是肯定是不同的数据记录。所以，在回放的时候具有同样commit_id的事务可以并行。
当然，两个事务的commit_id不一样，不代表不能并行。commit_id不一样，可能仅仅是因为一个事务是在另外一个事务结束之后才开始的，它们在时间上有先后顺序，但操作的数据完全不同，用第一类并发策略仍然可以并行。
基于commit_id的并行提交策略，在mysql的版本迭代中也一直在不断优化，这涉及innodb的底层实现细节。此处只是介绍一个大概思路，如要深入研究，建议查看innodb实现源码。