排查mysql半同步復制問題詳細步驟

本文主要給大家簡單講講排查mysql半同步復制問題詳細步驟，相關(guān)專業(yè)術(shù)語大家可以上網(wǎng)查查或者找一些相關(guān)書籍補充一下，這里就不涉獵了，我們就直奔主題吧，希望排查mysql半同步復制問題詳細步驟這篇文章可以給大家?guī)硪恍嶋H幫助。                                                           

1.問題背景
      默認情況下，線上的mysql復制都是異步復制，因此在極端情況下，主備切換時，會有一定的概率備庫比主庫數(shù)據(jù)少，因此切換后，我們會通過工具進行回滾回補，確保數(shù)據(jù)不丟失。半同步復制則要求主庫執(zhí)行每一個事務，都要求至少一個備庫成功接收后，才真正執(zhí)行完成，因此可以保持主備庫的強一致性。為了確保主備庫數(shù)據(jù)強一致，減少數(shù)據(jù)丟失，嘗試在生產(chǎn)環(huán)境中開啟mysql的復制的半同步(semi-sync)特性。實際操作過程中，發(fā)現(xiàn)大部分實例半同步都可以正常運行，但有少部分實例始終開不起來(只能以普通復制方式運行)，更奇葩的是同一個主機的兩個實例，一個能開啟，一個不能。最終定位的問題也很簡單，但排查出來還是花了一番功夫，下文將描述整個問題的排查過程。

2.半同步復制原理
     mysql的主備庫通過binlog日志保持一致，主庫本地執(zhí)行完事務，binlog日志落盤后即返回給用戶；備庫通過拉取主庫binlog日志來同步主庫的操作。默認情況下，主庫與備庫并沒有嚴格的同步，因此存在一定的概率備庫與主庫的數(shù)據(jù)是不對等的。半同步特性的出現(xiàn)，就是為了保證在任何時刻主備數(shù)據(jù)一致的問題。相對于異步復制，半同步復制要求執(zhí)行的每一個事務，都要求至少有一個備庫成功接收后，才返回給用戶。實現(xiàn)原理也很簡單，主庫本地執(zhí)行完畢后，等待備庫的響應消息(包含最新備庫接收到的binlog(file,pos))，接收到備庫響應消息后，再返回給用戶，這樣一個事務才算真正完成。在主庫實例上，有一個專門的線程(ack_receiver)接收備庫的響應消息，并以通知機制告知主庫備庫已經(jīng)接收的日志，可以繼續(xù)執(zhí)行。有關(guān)半同步的具體實現(xiàn)，可以參考另外一篇文章，mysql半同步(semi-sync)源碼實現(xiàn)。

3.問題分析
     前面簡單介紹了半同步復制的原理，現(xiàn)在來看看具體問題。在主備庫打開半同步開關(guān)后，問題實例的狀態(tài)變量"Rpl_semi_sync_master_status"始終是OFF，表示復制一直運行在普通復制的狀態(tài)。
(1).修改rpl_semi_sync_master_timeout參數(shù)。
     半同步復制參數(shù)中有一個rpl_semi_sync_master_timeout參數(shù)，用以控制主庫等待備庫響應消息的時間，如果超過該值，則認為備庫一直沒有收到(備庫可能掛了，也可能備庫執(zhí)行很慢，較主庫相差很遠)，這個時候復制會切換為普通復制，避免主庫的執(zhí)行事務長時間等待。線上這個值默認是50ms，簡單想是不是這個值太小了，遂將其改到10s，但問題依然不解。
(2).打印日志
      排查問題最簡單最笨的方法就是打日志，看看到底是哪個環(huán)節(jié)出了問題。主庫和備庫分別有rpl_semi_sync_master_trace_level和rpl_semi_sync_slave_trace_level參數(shù)來控制半同步復制打印日志。將兩個參數(shù)值設置為80(64+16)，記錄詳細日志信息，以及進出的函數(shù)調(diào)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 enter2016-01-04 18:00:30 38932 [Note] ReplSemiSyncSlave::slaveReply: reply (mysql-bin.000006, 500717950)2016-01-04 18:00:30 38932 [Note] <--- ReplSemiSyncSlave::slaveReply exit (0)

從master日志可以看到在2016-01-04 18:00:30時，主庫設置了半同步標記，并開始等待備庫的響應，等待10s后，仍然沒有收到響應，則認為超時，遂將半同步模式關(guān)閉，切換為普通模式。但從slave日志來看，在2016-01-04 18:00:30已經(jīng)將(mysql-bin.000006, 500717950)發(fā)送給主庫，表示已經(jīng)收到該日志。這就說明，master日志已經(jīng)打了semi-sync標，slave收到了日志，并且也回了包，master也確實等了10s，就是沒有收到包，所以就切換為普通復制?，F(xiàn)在問題就變成了，為什么master沒有收到？

(3)select函數(shù)
     前面提到了，主庫實例上有一個專門接收響應包的線程(ack_receiver)，它通過select函數(shù)監(jiān)聽socket，發(fā)現(xiàn)有slave的響應消息后，讀取消息，通知工作線程可以繼續(xù)執(zhí)行。那么問題是不是出現(xiàn)在select函數(shù)上面？因為select是一個系統(tǒng)調(diào)用，一直沒有懷疑，但已經(jīng)跟到這里來了，那就得看看。與select函數(shù)相關(guān)的有幾個重要的宏定義和說明。主要實現(xiàn)在/usr/include/bits/typesizes.h，/usr/include/bits/select.h和/usr/include/sys/select.h這三個文件中。

/ __NFDBITS]; /= (  __FD_SET_SIZE 1024  __fd_mask;  __NFDBITS (8 * (int) sizeof (__fd_mask))  __FDMASK(d)    ((__fd_mask) 1 << ((d) % __NFDBITS))  __FDELT(d)    ((d) / __NFDBITS)  __FDS_BITS(set) ((set)->__fds_bits)  __FD_SET(d, set) (__FDS_BITS (set)[__FDELT (d)] |= __FDMASK (d)) __FD_CLR(d, set) (__FDS_BITS (set)[__FDELT (d)] &= ~__FDMASK (d)) __FD_ISSET(d, set) \)[__FDELT (d)] & __FDMASK (d)) != )

     通過FD_SET可以設置我們想要監(jiān)聽的句柄，句柄信息存儲在fd_set位數(shù)組中，數(shù)組元素的個數(shù)由__FD_SETSIZE/64決定，對于__FD_SETSIZE=1024而言，整個數(shù)組只有16個long int。每個句柄占有一個位，就是1024個位，可以存儲1024個句柄。假設句柄值為138，那么138/64=2,138%64=10，那么這個句柄在數(shù)組的標示在第2個long int的第10位置1。那么如果句柄值超出1024呢，這里不就溢出了？我仔細擼了擼代碼，發(fā)現(xiàn)根本就沒有容錯判斷，如果句柄值超過1024就一定會溢出。由于select函數(shù)是遍歷數(shù)組中的每個位，然后去判斷該句柄是否可讀可寫，因此對于超過1024的句柄，永遠也不會去判斷，因此主庫永遠不知道備庫是否發(fā)送了響應包。

(4)驗證
上面只是理論分析，如果實際運行的實例句柄確實是超過了1024，那么問題就定位到了。
1.得到mysql進程mysql-pid
ps –aux | grep mysqld | grep port 
2.gdb attach到該進程 
gdb –p mysql-pid 
3.找到ack_receive線程，并切換 
info thread
thread thread_id
4.打印socket的值，這里fd值為2344。
p m_slaves

(5)如何解
     我們看到了由于__FD_SETSIZE的定義，一般是1024，導致select函數(shù)最多只能監(jiān)聽1024個句柄，并且最大句柄值不超過1024。第一個方法是調(diào)大該參數(shù)，但這種方法需要重新編譯linux內(nèi)核。而且由于select機制，每次都需要遍歷 的每一位來判斷句柄上是否有消息到來，因此如果設置很大，將導致效率非常低。select是一種比較老的IO復用機制，比較先進的poll，epoll都有類似的功能，并且更強大，也沒有句柄總數(shù)和最大句柄的限制，通過poll或者epoll實現(xiàn)監(jiān)聽這部分功能，就可以徹底解決問題。有關(guān)select，poll，epoll等機制，大家可以去網(wǎng)上查資料，這里不展開討論。

      臨時解決方法，前面提到的方法要么需要重新編譯linux內(nèi)核，要么需要改mysql內(nèi)核代碼，這里提供一種臨時的解決方法?？梢栽趕lave端執(zhí)行stop slave，start slave命令，重建主庫與備庫的socket連接，只要1-1024的fd沒有被全部使用，新建的socket fd就有機會小于1024，這樣select機制不會出問題，半同步也就能正常運行。但如果1-1024的fd全部被長連接使用，那么這種方法就無能為力了。

(6)官方版本
     看了最新oracle官方版本git上5.7的源代碼，這塊也是用select來實現(xiàn)的，所以也存在類似的問題。當然，由于句柄號有復用機制，當實例上連接數(shù)很少，或者長連接不多時，不容易出現(xiàn)fd>1024的情況，所以這個bug不是很容易出現(xiàn)，但問題是普遍存在的。

(7)問題延伸
     問題定位后，另外一個問題還困擾我了半天。因為mysql內(nèi)核中有監(jiān)聽的部分有3塊，1是監(jiān)聽端口的select，2是線程池的監(jiān)聽epoll，3是半同步的select監(jiān)聽。slave binlog dump的線程就是普通的工作線程，而工作線程的socket會受epoll的監(jiān)聽，這樣一來，binlog dump的socket會同時受半同步的select監(jiān)聽和線程池的epoll監(jiān)聽，這不亂了嗎？后來仔細看了看代碼，才發(fā)現(xiàn)線程池的epoll監(jiān)聽采用的是EPOLLONESHOT模式，每次接收消息后會解綁，需要重新注冊，因此不會出現(xiàn)同一個句柄被兩種監(jiān)聽機制同時監(jiān)聽的情況。

     到此，排查問題過程就結(jié)束了，結(jié)論是比較簡單的，但定位這個問題確實花費了一些功夫。由于select一種比較通用的多路IO復用機制，因此有用到select函數(shù)的童鞋，可能要注意下它的限制。

排查mysql半同步復制問題詳細步驟就先給大家講到這里，對于其它相關(guān)問題大家想要了解的可以持續(xù)關(guān)注我們的行業(yè)資訊。我們的板塊內(nèi)容每天都會捕捉一些行業(yè)新聞及專業(yè)知識分享給大家的。