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Mysql半同步复制原理及问题排查

2021/6/24 19:33:54   来源:

 

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。

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