Mysql半同步复制原理及问题排查

 

mysql半同步复制和异步复制的差别如上述架构图所示：在mysql异步复制的情况下，mysql master server将自己的binary log通过复制线程传输出去以后，mysql master sever就自动返回数据给客户端，而不管slave上是否接受到了这个二进制日志。在半同步复制的架构下，当master在将自己binlog发给slave上的时候，要确保slave已经接受到了这个二进制日志以后，才会返回数据给客户端。对比两种架构：异步复制对于用户来说，可以确保得到快速的响应结构，但是不能确保二进制日志确实到达了slave上；半同步复制对于客户的请求响应稍微慢点，但是他可以保证二进制日志的完整性。

1.问题背景

默认情况下，线上的mysql复制都是异步复制，因此在极端情况下，主备切换时，会有一定的概率备库比主库数据少，因此切换后，我们会通过工具进行回滚回补，确保数据不丢失。半同步复制则要求主库执行每一个事务，都要求至少一个备库成功接收后，才真正执行完成，因此可以保持主备库的强一致性。为了确保主备库数据强一致，减少数据丢失，尝试在生产环境中开启mysql的复制的半同步(semi-sync)特性。实际操作过程中，发现大部分实例半同步都可以正常运行，但有少部分实例始终开不起来(只能以普通复制方式运行)，更奇葩的是同一个主机的两个实例，一个能开启，一个不能。最终定位的问题也很简单，但排查出来还是花了一番功夫，下文将描述整个问题的排查过程。

2.半同步复制原理

mysql的主备库通过binlog日志保持一致，主库本地执行完事务，binlog日志落盘后即返回给用户；备库通过拉取主库binlog日志来同步主库的操作。默认情况下，主库与备库并没有严格的同步，因此存在一定的概率备库与主库的数据是不对等的。半同步特性的出现，就是为了保证在任何时刻主备数据一致的问题。相对于异步复制，半同步复制要求执行的每一个事务，都要求至少有一个备库成功接收后，才返回给用户。实现原理也很简单，主库本地执行完毕后，等待备库的响应消息(包含最新备库接收到的binlog(file,pos))，接收到备库响应消息后，再返回给用户，这样一个事务才算真正完成。在主库实例上，有一个专门的线程(ack_receiver)接收备库的响应消息，并以通知机制告知主库备库已经接收的日志，可以继续执行。有关半同步的具体实现，可以参考另外一篇文章，mysql半同步(semi-sync)源码实现。

3.问题分析

前面简单介绍了半同步复制的原理，现在来看看具体问题。在主备库打开半同步开关后，问题实例的状态变量"rpl_semi_sync_master_status"始终是off，表示复制一直运行在普通复制的状态。

(1).修改rpl_semi_sync_master_timeout参数。

半同步复制参数中有一个rpl_semi_sync_master_timeout参数，用以控制主库等待备库响应消息的时间，如果超过该值，则认为备库一直没有收到(备库可能挂了，也可能备库执行很慢，较主库相差很远)，这个时候复制会切换为普通复制，避免主库的执行事务长时间等待。线上这个值默认是50ms，简单想是不是这个值太小了，遂将其改到10s，但问题依然不解。

(2).打印日志

排查问题最简单最笨的方法就是打日志，看看到底是哪个环节出了问题。主库和备库分别有rpl_semi_sync_master_trace_level和rpl_semi_sync_slave_trace_level参数来控制半同步复制打印日志。将两个参数值设置为80(64+16)，记录详细日志信息，以及进出的函数调用。

master:

2016-01-04 18:00:30 13212 [note] replsemisyncmaster::updatesyncheader: server(-1721062019), (mysql-bin.000006, 500717950) sync(1), repl(1)
2016-01-04 18:00:40 13212 [warning] timeout waiting for reply of binlog (file: mysql-bin.000006, pos: 500717950), semi-sync up to file , position 0.
2016-01-04 18:00:40 13212 [note] semi-sync replication switched off.

slave:

2016-01-04 18:00:30 38932 [note] ---> replsemisyncslave::slavereply enter
2016-01-04 18:00:30 38932 [note] replsemisyncslave::slavereply: reply (mysql-bin.000006, 500717950)
2016-01-04 18:00:30 38932 [note] <--- replsemisyncslave::slavereply exit (0)

从master日志可以看到在2016-01-04 18:00:30时，主库设置了半同步标记，并开始等待备库的响应，等待10s后，仍然没有收到响应，则认为超时，遂将半同步模式关闭，切换为普通模式。但从slave日志来看，在2016-01-04 18:00:30已经将(mysql-bin.000006, 500717950)发送给主库，表示已经收到该日志。这就说明，master日志已经打了semi-sync标，slave收到了日志，并且也回了包，master也确实等了10s，就是没有收到包，所以就切换为普通复制。现在问题就变成了，为什么master没有收到？

(3)select函数

前面提到了，主库实例上有一个专门接收响应包的线程(ack_receiver)，它通过select函数监听socket，发现有slave的响应消息后，读取消息，通知工作线程可以继续执行。那么问题是不是出现在select函数上面？因为select是一个系统调用，一直没有怀疑，但已经跟到这里来了，那就得看看。与select函数相关的有几个重要的宏定义和说明。主要实现在/usr/include/bits/typesizes.h，/usr/include/bits/select.h和/usr/include/sys/select.h这三个文件中。

fd_zero(fd_set *fdset)：清空fdset与所有文件句柄的联系。fd_set(int fd, fd_set *fdset)：建立文件句柄fd与fdset的联系。fd_clr(int fd, fd_set *fdset)：清除文件句柄fd与fdset的联系。fd_isset(int fd, fd_set *fdset)：检查fdset联系的文件句柄fd是否可读写，当>0表示可读写。

array
{
__fd_mask __fds_bits[__fd_setsize / __nfdbits]; 1024/64=16 (long int)
}fd_set
#define __fd_set_size 1024
typedef long int __fd_mask; //8个字节
#define __nfdbits (8 * (int) sizeof (__fd_mask)) // 64位
#define __fdmask(d) ((__fd_mask) 1 << ((d) % __nfdbits)) //fd%64=n,则在第n位设置为1
#define __fdelt(d) ((d) / __nfdbits) //表示在第几个long int
#define __fds_bits(set) ((set)->__fds_bits) 
#define __fd_set(d, set) (__fds_bits (set)[__fdelt (d)] |= __fdmask (d))
#define __fd_clr(d, set) (__fds_bits (set)[__fdelt (d)] &= ~__fdmask (d))
#define __fd_isset(d, set) \
((__fds_bits (set)[__fdelt (d)] & __fdmask (d)) != 0) 

通过fd_set可以设置我们想要监听的句柄，句柄信息存储在fd_set位数组中，数组元素的个数由__fd_setsize/64决定，对于__fd_setsize=1024而言，整个数组只有16个long int。每个句柄占有一个位，就是1024个位，可以存储1024个句柄。假设句柄值为138，那么138/64=2,138%64=10，那么这个句柄在数组的标示在第2个long int的第10位置1。那么如果句柄值超出1024呢，这里不就溢出了？我仔细撸了撸代码，发现根本就没有容错判断，如果句柄值超过1024就一定会溢出。由于select函数是遍历数组中的每个位，然后去判断该句柄是否可读可写，因此对于超过1024的句柄，永远也不会去判断，因此主库永远不知道备库是否发送了响应包。

(4)验证

上面只是理论分析，如果实际运行的实例句柄确实是超过了1024，那么问题就定位到了。

1.得到mysql进程mysql-pid

ps –aux | grep mysqld | grep port

2.gdb attach到该进程

gdb –p mysql-pid

3.找到ack_receive线程，并切换

info thread
thread thread_id

4.打印socket的值，这里fd值为2344。

(5)如何解

我们看到了由于__fd_setsize的定义，一般是1024，导致select函数最多只能监听1024个句柄，并且最大句柄值不超过1024。第一个方法是调大该参数，但这种方法需要重新编译linux内核。而且由于select机制，每次都需要遍历 的每一位来判断句柄上是否有消息到来，因此如果设置很大，将导致效率非常低。select是一种比较老的io复用机制，比较先进的poll，epoll都有类似的功能，并且更强大，也没有句柄总数和最大句柄的限制。有关select，poll，epoll等机制，大家可以去网上查资料，这里不展开讨论。

(6)官方版本

看了最新oracle官方版本git上5.7的源代码，这块也是用select来实现的，所以也存在类似的问题。当然，由于句柄号有复用机制，当实例上连接数很少，或者长连接不多时，不容易出现fd>1024的情况，所以这个bug不是很容易出现，但问题是普遍存在的。

(7)问题延生

问题定位后，另外一个问题还困扰我了半天。因为mysql内核中有监听的部分有3块，1是监听端口的select，2是线程池的监听epoll，3是半同步的select监听。slave binlog dump的线程就是普通的工作线程，而工作线程的socket会受epoll的监听，这样一来，binlog dump的socket会同时受半同步的select监听和线程池的epoll监听，这不乱了吗？后来仔细看了看代码，才发现线程池的epoll监听采用的是epolloneshot模式，每次接收消息后会解绑，需要重新注册，因此不会出现同一个句柄被两种监听机制同时监听的情况。

到此，排查问题过程就结束了，结论是比较简单的，但定位这个问题确实花费了一些功夫。由于select一种比较通用的多路io复用机制，因此有用到select函数的童鞋，可能要注意下它的限制。