(二十四)全解MySQL之主从篇：死磕主从复制中数据同步原理与优化

引言

   兜兜转转，经过《全解MySQL专栏》前面二十多篇的内容讲解后，基本对MySQL单机模式下的各方面进阶知识做了详细阐述，同时在前面的《分库分表概念篇》、《分库分表隐患篇》两章中也首次提到了数据库的一些高可用方案，但前两章大多属于方法论，并未涵盖真正的实操过程。接下来的内容，会以目前这章作为分割点，开启MySQL高可用方案的落地实践分享的新章程！

一、主从复制架构概述

   不论任何技术栈，但凡一提高可用、高性能、高稳定这些词汇，必然会牵扯到集群、主从架构的概念，如MQ、Redis、ES、MongoDB、Zookeeper.....任何技术栈中都会有，而MySQL中同样不例外，官方也提供了主从架构的支持，通过调整多个MySQL节点的配置信息，即可将一个节点的数据同步给另一个或多个节点，但这种方式同步的是所有数据！

有人也许会疑惑：为什么要同步所有数据呀？难道不能对数据作分片，不同的节点同步不同的数据嘛？这实际上属于历史遗留性的问题，在早些年由于分布式技术还未完善，所以大多技术栈在设计高可用方案时，基本上都选用主从架构，也就是各节点之间都同步所有数据，从而对外提供高可用的保障。

主从架构中必须有一个主节点，以及一个或多个从节点，所有的数据都会先写入到主，接着其他从节点会复制主节点上的增量数据，从而保证数据的最终一致性，使用主从复制方案，可以进一步提升数据库的可用性和性能：

• ①在主节点宕机或故障的情况下，从节点能自动切换成主节点的身份，从而继续对外提供服务。
• ②提供数据备份的功能，当主节点的数据发生损坏时，从节点中依旧保存着完整数据。
• ③可以基于主从实现读写分离，主节点负责处理写请求，从节点处理读请求，进一步提升性能。

但无论任何技术栈的主从架构，都会存在致命硬伤，同时也会存在些许问题需要解决：

• ①硬伤：木桶效应，一个主从集群中所有节点的容量，受限于存储容量最低的哪台服务器。
• ②数据一致性问题：由于同步复制数据的过程是基于网络传输完成的，所以存储延迟性。
• ③脑裂问题：从节点会通过心跳机制，发送网络包来判断主机是否存活，网络故障情况下会产生多主。

上述提到的三个问题中，第一个问题只能靠加大服务器的硬件配置解决，第二个问题相对来说已经有了很好的解决方案（后续讲解），第三个问题则是部署方式决定的，如果将所有节点都部署在同一网段，基本上不会出现集群脑裂问题。

上面简单了解了主从复制架构的一些基本概念后，接着来聊一聊MySQL中的主从复制。

二、MySQL中的主从复制技术

   MySQL本身提供了主从复制的技术支持，所以无需通过第三方技术来协助实现，还记得在《MySQL日志篇》中聊到的Bin-log二进制/变更日志嘛？MySQL数据复制的过程就是基于该日志完成的，但MySQL复制数据的过程并非同步，而是异步的方式，啥是同步、异步方式呢？如下：

上图中，上面是同步复制的过程，也就是当主节点接收到一个客户端的写请求后，先会往自身写入数据，接着会去要求其他从节点也写入数据，当从节点的数据写入完成后，最终才会向客户端返回写入成功。

而异步复制的过程恰恰相反，当主节点接收到一个客户端的写请求后，先会往自身写入数据，自身数据写入成功后，就会立马向客户端返回写入成功的信息，对于从节点的数据，会在其他的时间内再异步复制过去。

对比同步复制和异步复制的过程，显然同步复制的过程极其影响效率，因为需要等到所有从节点写完之后才返回数据。而异步复制的过程则快很多了，基本和MySQL单机版的写入效率差距不大，只要主节点自身写入成功，则立马返回写入成功，性能自然会快很多，而MySQL主从的数据复制，就是基于这种异步方案实现。

有人也许会好奇：同步复制方案效率那么低，一般没有谁用吧？实则不然，比如大名鼎鼎的Zookeeper中，就采用的是同步复制方案，这是为什么呢？因为同步复制方案能够确保数据100%不丢失，和数据的强一致性。如果采用异步复制方案，那么当一个数据写入后，主节点立马宕机或故障了，从机顶替上线，这时的从机是不一定有最新数据的，而同步方案则不需要担心这个问题（Zookeeper采用的是半同步模式，后续再展开细聊~）。

2.1、MySQL数据同步的原理

   前面搞清楚了MySQL同步数据的方式，接着聊一聊它的同步原理，前面简单提到过一句：MySQL是基于它自身的Bin-log日志来完成数据的异步复制，因为Bin-log日志中会记录所有对数据库产生变更的语句，包括DML数据变更和DDL结构变更语句，数据的同步过程如下：

上述即是主从同步数据的原理图，但在讲解之前先来了解一下两种数据同步的方式：

• 主节点推送：当主节点出现数据变更时，主动向自身注册的所有从节点推送新数据写入。
• 从节点拉取：从节点定期去询问一次主节点是否有数据更新，有则拉取新数据写入。

那MySQL究竟采用的是什么方式呢？其实是「从拉」的方案，但对其稍微做了一些优化，传统的「从拉」方案是需要从节点一直与主节点保持长连接，从节点定时或持续性的对主节点做轮询，查看主机的数据是否发生了变更，而MySQL的数据同步原理如下：

• ①客户端将写入数据的需求交给主节点，主节点先向自身写入数据。
• ②数据写入完成后，紧接着会再去记录一份Bin-log二进制日志。
• ③配置主从架构后，主节点上会创建一条专门监听Bin-log日志的log dump线程。
• ④当log dump线程监听到日志发生变更时，会通知从节点来拉取数据。
• ⑤从节点会有专门的I/O线程用于等待主节点的通知，当收到通知时会去请求一定范围的数据。
• ⑥当从节点在主节点上请求到一定数据后，接着会将得到的数据写入到relay-log中继日志。
• ⑦从节点上也会有专门负责监听relay-log变更的SQL线程，当日志出现变更时会开始工作。
• ⑧中继日志出现变更后，接着会从中读取日志记录，然后解析日志并将数据写入到自身磁盘中。

阅读上述流程后，相信大家能感受出MySQL主从复制时做的优化，在主从数据同步的过程中，从节点并不会无限制的询问主机，这样实在太影响效率了，在MySQL中引入了惰性的思想，只有当主节点真正出现数据变更时，才会通知从节点拉取数据！

2.2、从节点拉取的数据到底是什么格式？

   前面从整体角度出发，简单讲述了主从同步数据的过程，但从节点复制的数据到底是什么格式的呢？这里要根据主节点的Bin-log日志格式来决定，在《日志篇》中详细聊过这个日志，它会有三种格式，如下：

• Statment：记录每一条会对数据库产生变更操作的SQL语句（默认格式）。
• Row：记录具体出现变更的数据（也会包含数据所在的分区以及所位于的数据页）。
• Mixed：Statment、Row的结合版，可复制的记录SQL语句，不可复制的记录具体数据。

一般在搭建主从架构时，最好将Bin-log日志调整为Mixed格式，因为这种方式绝对不会出现数据不一致性，毕竟默认的Statment格式会导致主从节点间的数据出现不一致，例如：

insert into `zz_users` values(11,"棕熊","男","3333",now());

当主节点插入数据时，使用了sysdate()、now()....这类函数时，主节点会取自身的系统时间插入数据，而当从节点拉取SQL执行时，则会获取从节点的系统时间插入数据，因为主/从节点执行SQL语句绝对不可能发生在同一时间，因此就会导致主/从节点中，同一条数据的时间不一致。

而将Bin-log日志调整为Mixed格式后，就不会再出现这样的问题，因为对于这种不可复制的记录，会直接选择记录具体变更过的数据到日志中，当从节点读取数据写入时，则可以直接将数据放到磁盘对应的位置中即可。

那为什么不选择Row格式来作为数据同步时的格式呢？这种方式同步数据不需要经过SQL解析过程，只需直接将数据放到磁盘的具体位置即可，但这种方式会让主节点的I/O负载直线拉高，在传输时也会大量占用网络带宽，因此一般都不会选择Row作为同步复制时的格式。

2.3、基于主从模型的不同架构

   前面将最基本的主从复制原理和细节讲清楚了，虽然MySQL官方只提供了最基本的主从复制技术的支持，但这并不妨碍咱们将其玩出花来，目前业内可以基于主从机制实现：一主一从/多从、双主/多主、多主一从、级联复制四种架构，下面详细聊一聊每种架构。

2.3.1、一主一从/多从架构

一主一从或一主多从，这是传统的主从复制模型，也就是多个主从节点组成的集群中，只有一个主节点，剩余的所有节点都为其附属关系，大致如下：

这种架构中，从节点的所有数据都源自于主节点，如上图所示，为了充分的利用好这种架构，一般都会基于它实现读写分离，也就是将客户端的写请求发给主节点处理，将客户端的读请求发给从节点处理。这种模式下，相较于单机节点而言，能够在性能上进一步提升，因为读写请求都被分发到了不同的节点处理，所以吞吐量至少会提升50%以上。

2.3.2、双主/多主架构

上述的一主一从/多从架构，更加适用于一些读大于写的场景，因为这类项目中，读请求的数量远超出写请求，因此将读操作分发到从库上，能够大大降低主库的访问压力，但如若你的项目中读写请求的比例对半开，同时整体的并发量也不算低，至少超出了单库的承载阈值，这时就可以选用双主/多主架构，如下：

上图是一个典型的双主架构，这里有两个MySQL节点，它们都是主库，也都属于对方的从库，也就是两者之间会相互同步数据，这时为了防止主键出现冲突，一般都会通过设置数据库自增步长的方式来防重，通常会将两个节点的自增步长设为2，然后为两个节点分配自增初始值1、2，最终会出现如下效果：

• DB1：1、3、5、7、9、11、13、15、17.......
• DB2：2、4、6、8、10、12、14、16、18......

在两个库上插入数据时，各自会以上述序列进行主键的递增，接着两个节点会各自同步对方的数据，这也就意味着双方都具备完整的数据，因此无论是：简单读、简单写、批量写、多表查......等任何类型的操作，都可以随便分发到任意节点上处理。

2.3.3、多主一从架构

除开上述两种主从架构的基本玩法外，面对于不同场景时也会有一些新奇玩法，比如面对于一些写大于读的场景，不管是一主多从、还是多主的方式，似乎都无法很好的解决这个问题，因此要处理这类问题时，可以选用多主一从架构，啥意思呢？如下图：

因为这种架构要解决写大于读造成的性能瓶颈，所以这里会采用多主来承载客户端的写请求，同时为了做好主键防重，也需要设置数据库自增步长和初始值，这里有三个主节点，因此自增步长为三，初始值分别为1、2、3，最终三个主节点中的数据如下：

• DB1：1、4、7、10、13、16.....
• DB2：2、5、8、11、14、17.....
• DB3：3、6、9、12、15、18.....

而这三个主节点都会具备一个相同的从节点，也就是只有一个从库，它会负责同步所有主库的数据，这也就意味着从库中会具备三个主库的完整数据，这样做有什么好处呢？通过多个主节点解决了写请求导致压力过大的问题，同时从库中还有完整数据，因此也不会由于拆分了主库而影响读操作。

2.3.4、级联复制架构

级联复制架构是一种特殊的主从结构，之前聊到的几种主从结构都只有两层，但级联复制架构中会有三层，关系如下：

也就是在级联复制架构中，存在两层从库，这实际上属于一主多从架构的升级版，毕竟如果一个主节点存在多个从节点时，多个从节点都会同时去主节点拉取新数据，如果数据量较大，就会导致主节点的I/O负载过高，因此这种级联复制架构要解决的问题，也就是多个从库会对主库造成太大压力的问题。

这个过程中，第一层从库只有一个节点，它会负责从主库上拉取最新的数据，接着第二层的多个从库会从上一层的从库中拉取数据，这样能够这在从库较多的情况下，尽量降低数据同步对主节点的性能影响。

2.3.5、主从架构小结

前面聊完了四种主从架构的模式，下面做个简单的小总结：

• 一主多从架构：适用于读大于写的场景，采用多个从库来分担数据库系统的读压力。
• 多主架构：适用于读写参半的场景，采用多个主库来承载数据库系统整体的读写压力。
• 多主一从架构：适用于写大于读的场景，采用多个主库分担写压力，单个从库承载读压力。
• 级联复制架构：适用于读大于写的场景，采用单个从节点来分担从库对主库造成的I/O压力。

三、主从复制数据的方式

   在第二阶段时，曾简单的聊过两种主从复制数据的方式，即同步与异步方式，但MySQL中一共支持四种数据同步方式，即：异步复制、同步复制、半同步复制、增强式半同步复制/无损复制，其中对于同步、异步复制已经在前面聊了，接着再聊一聊后面两者。

3.1、半同步式复制

   虽然同步复制的模式能够确保数据的强一致性，但由于其太影响写入效率，因此很少有主从机制会采用这种模式同步数据，包括MySQL默认也是采用异步复制方案，不过异步模式虽然性能不错，但特殊情况下会导致数据出现丢失，因此也会存在风险，这时半同步模式就出现了！

半同步模式：当客户端的数据到来时，会先写入到主节点中，接着主节点会向所有从节点发送一个写入数据的请求，但半同步模式中无需等待所有从节点全部写入完成后再返回，而是只要有一个从节点写入成功并返回了ACK，则会直接向客户端返回写入成功，这样既能够保证性能，又能够确保数据不丢失。

同时为了避免网络延迟造成主库长时间收不到从库的ACK，因此在配置半同步式复制时，会有一个rpl_semi_sync_master_timeout参数来控制超时时间，其默认值是10000ms/10s，如若主库在10s内依旧未收到从库的ACK，则会将复制模式切换成异步模式，切成异步模式后，会在后续网络正常后再次切回半同步模式。

但实际上这种只要求一个节点返回ACK的半同步模式，依旧存在数据丢失风险，所以Zookeeper中，是要求收到一半从节点以上的ACK时，也就是一半从节点以上写入数据成功后，才会向客户端返回写入成功，至于为什么是一半写入成功后就返回，具体原因跟其内部的ZAB一致性协议有关，这里就不展开叙述了。

3.2、增强式半同步复制/无损复制

   增强式半同步复制也被称为无损复制，这是MySQL5.7版本中引入的一种新技术，在MySQL5.7版本中就不存在普通的半同步模式了，当将复制模式配置成半同步时，默认就会选用无损复制模式，和之前传统的半同步复制区别在于：从after-commit变成了after-sync，啥意思呢？

after-commit：主库在未收到从库的ACK之前，虽然不会给客户端返回写入成功，但本质上在MySQL中会提交事务，也就是主库中的其他事务是可以看见对应数据的，当此时出现宕机时，就会导致旧主上能查询出的数据，在新主（原本的从库）上无法查询出来了。
after-sync：当主库未收到从库的ACK之前，也不会在主库上提交事务，也就是保证了主从节点的数据强一致性，解决了after-commit中存在的问题。

其实简单来说，无损复制中等待ACK的动作会放到事务提交前进行，而传统半同步复制中，等待ACK的动作会放到事务提交后进行。两者之间的区别就在于：对主从节点的数据严格性不同，一般情况下，无损复制会比传统半同步复制开销更大一些，因为事务迟迟不提交，会导致对应的锁资源不会主动释放，其他需要获取对应锁资源的事务只能阻塞等待，这会造成主库的整体性能出现一定影响。

上面聊完了主从复制的四种数据同步方式，接着来聊一聊MySQL5.6中，两种新的复制特性，即从库数据的延迟复制，和从库数据的并行复制，展开说说吧~

3.3、延迟复制

   延迟复制通常用于一些特殊场景，它可以支持从库数据的延迟同步，也就是当从库上的I/O线程，将主库的Bin-log日志请求回来后，从节点的SQL线程并不会立刻解析日志执行，而是等待一段时间后再解析日志执行，这个等待的时间可以由开发者来配置，一般建议设为3~6小时之间。

那延迟复制的好处在于什么呢？可以防止误删操作，如若在主库上不小心误删了大量数据、表、库或其他数据库对象，因为从库并不是立即执行同步过去的记录，因此可以及时通过从节点上的数据回滚数据。除此之外，也能对一些线上Bug进行实时观测，比如一个无法复现的故障问题发生时，如果发现时还在配置的延迟复制时间内，则可以去到从库上观察。

但开启延迟复制，基本上就无法再对主从架构做读写分离，毕竟很少有业务能够接受3~6小时的数据延迟，因此延迟复制的技术，通常都仅适用于一些作为备库的节点使用。

3.4、并行复制

   并行复制是在MySQL5.6加入的新技术，但实际上5.6版本中的支持并不完善，直到5.7版本中才真正实现了并行复制技术，但想要说清楚并行复制，则得先弄懂组复制的概念，想要弄明白组复制，在此之前还得理解GTID复制的概念，所以并行复制技术会比前面几个概念难啃一些。

3.4.1、GTID复制

GTID复制依旧是5.6版本中的新功能，在传统的主从架构中，当需要发生主从切换时，需要开发/运维人员手动找到Bin-log的POS同步点，然后执行change master to [new-master-pos]命令，将其他从节点指向新主库，但每个从节点可能同步数据的进度都不一致，因此每个从节点都需要去找到它上次的POS点，然后指向新主库，这个工作是不是听起来就比较繁杂？答案是Yes，不过到了MySQL5.6版本后，开启了GTID复制后，则无需手动寻找POS点！

GTID(Global Transaction ID)也就是全局事务标识符的意思，它由节点UUID+事务ID两部分组成，MySQL在第一次启动时都会利用UUID随机生成一个server_id，还记得在之前的《MVCC机制》中聊过的事务ID嘛？MySQL会对每一个写事务都分配一个顺序递增的值作为事务ID，而GTID则是由这两玩意儿组成的，格式为server_uuid:trx_id。

当主库的事务有了这个全局事务标识后，再发生主从切换时就无需手动寻点了，仅需要执行change master to master_auto_position = 1这条命令即可，它会自动去新主库上寻找数据的同步点，也就是MySQL自身就具备断点复制的功能。

为什么需要用GTID代替POS同步点呢？

因为同一个主从集群中，所有节点加入集群的时间可能会不同，比如下面的这个主从集群：

假设这个集群中每个节点加入的时间都不一致，如：

• master：日志文件中的同步点POS=1200。
• slave1：日志文件中的同步点POS=1100。
• slave2：日志文件中的同步点POS=800。
• slave3：日志文件中的同步点POS=200。

此时假设master节点宕机或故障了，slave1成为了新主，那么slave2、slave3也应该成为新主slave1的从节点，但此刻问题就来了：原本slave2、slave3的POS同步点是基于master中的日志而言的，但现在主节点变成了slave1，这时slave2、slave3如何去寻找自己在slave1中的POS点呢？显然MySQL无法自己完成该工作，因此需要人工指定同步点才行。

而GTID出现的原因，就是为了解决上述这个问题，但具体怎么解决的呢？接下来重点聊一聊这个。

GTID的工作过程

• master在更新数据时，会为每一个写事务分配一个全局的GTID，并记录到Bin-log中。
• slave节点的I/O线程拉取数据时，会将读到的记录写到relay-log中，并设置gtid_next值。
• slave节点的SQL线程执行前，会读取gtid_next值得知接下来该解析哪条日志并执行。
• slave节点的SQL线程在执行时，会先比对自身的Bin-log日志中是否有对应的GTID：
  • 有：意味着该GTID对应的事务已经执行过了，slave会自动忽略掉这条记录。
  • 没有：SQL解析该GTID对应的relay-log记录并执行，再将GTID记录到Bin-log。

GTID自动寻找同步点的原理

前面得知了GTID的大致工作过程，开启GTID后，从库会基于它来复制主库的数据，此时发生了主从切换，假设这时主从集群中有多个从节点，MySQL首先会选择距离master的GTID最近的从节点作为新主，然后将其他从节点转变为新主的从库，其他从库会根据自身gtid_next值，去新主的日志文件中做对比，然后找到各自的同步点，继续从新主中复制数据。

因为MySQL挑选的是和旧主GTID值，最接近的从节点作为新主，也就意味着作为新主的从节点，绝对会比其他从节点的数据要完善，因此新主中的GTID值也是最大的！同时，每个从节点中都存在一个gtid_next值，记录着自身下一次要同步数据的GTID值，此时剩下的从节点就可以根据该值，直接去新主中寻找到自己的同步点位置，从而避免了之前那种手动介入的尴尬场景出现。

不过由于GTID复制是基于事务来实现的，这也就代表不支持事务的存储引擎无法使用这种机制，在之前的章节中也聊过，MySQL众多存储引擎中，基本上只有InnoDB支持事务，所以GTID机制基本上只对InnoDB引擎生效。

3.4.2、组复制

前面阐述的GTID复制则是组复制的实现基础，而组复制则是并行复制的基础，那么什么叫做组复制呢？组复制是指将一组并行执行的事务，全部放入到一个GTID中记录，后续从节点同步数据时，会一次性读取这一组事务解析并执行，与传统的GTID区别如下：

• 传统的GTID值由节点ID+事务ID组成：12EEA4RD6-45AC-667B-33DD-CCC55EF718D:88。
• 组复制的GTID通过逗号分隔：12EEA4RD6-45AC-667B-33DD-CCC55EF718D:89, 12EEA4RD6-45AC-667B-33DD-CCC55EF718D:89-94, ......。

MySQL如何实现事务分组的呢？

看过MySQL源码的小伙伴应该清楚，MySQL提交事务时内部会调用ordered_commit函数来处理相关工作，其函数执行的逻辑流程图如下：

当一个事务提交时都会调用ordered_commit函数，首先会将事务加入等待事务组，接着会经过三个核心步骤：FLUSH、SYNC、COMMIT，对应的也会有三个队列，它们三者的工作原理都大致相同：

• ①如果某个事务进入FLUSH队列时，该队列还是空的，则这个事务会担任“队长”的角色。
• ②当后续其他事务进入队列时，发现队列不为空，则会将提交工作委托给队长来完成。
• ③如上图中的「事务1」则是队长，后续的都是队员，但队长不会无限制等待队员到来：
  • 从队长加入的时间点开始，当超出binlog_group_commit_sync_delay规定的时间后，就会进行一次组提交。

同一时刻只允许一组事务做这些工作，也就是当有另外一组事务提交时，需要等待上一组事务提交完成。

在做组提交工作时，会将当前事务组的内容记录到Bin-log日志中，同时会将这组事务记录成一个GTID，不同事务之间通过,逗号分隔（实际过程更为复杂，这里只做简单讲解）。

经过上述步骤后，就实现了按事务组去生成GTID值，这也是后续并行复制的基础，接着往下看。

3.4.3、并行复制

在MySQL5.6之前的版本中，从库同步数据时，所有数据同步工作都是基于单线程完成的，也就是不管主库上的数据是不是多线程并发写入的，从库上只会有一条SQL线程来执行解析执行工作。

到了MySQL5.6之后，引入了并行复制的思想，但5.6中的并行复制极其鸡肋，基本无人问津，因为是基于库级别的并行复制，也就是一个从节点对应多个主节点时，有几个主节点就开几条SQL线程去解析并写入数据，即多主一从架构中才会用到。

因为官方最初在实现并行复制时，一直纠结锁冲突的问题，所以为了防止并行执行时出现数据冲突，就造出了上面那种库级别的并行复制，为啥要纠结锁/数据冲突呢？比如从库I/O线程在主库中请求了100条记录回去，从库中开100条SQL线程解析并执行这些记录，如果其中有两条记录操作的是同一条数据，就会出现锁冲突问题。

但上述原因不是最主要的，最主要的是并发执行的顺序问题，如果主库上对于一条数据是先改后删，从库在并发执行时，因为多线程执行的无序性，把执行顺序改为了先删后改，这显然就会导致数据冲突，因此变更操作很难实现并行复制。

到了MySQL5.7中，才基于组复制技术实现了真正意义上的并行复制，因为能够在同一时间内提交的事务，绝对是不存在锁冲突的，所以可以开启多条线程同时执行一个组中不同的事务，但这个思想是从MariaDB中照抄过来的~

一句话来总结就是：主库上是咋样并发写入数据的，从库也会开启对应的线程数去并发写入。

在5.7中官方为这种机制命名为enhanced multi-threaded slave，简称MTS机制，同时为了兼容5.6版本中的并行复制，又多加入了一个slave-parallel-type参数：

• DATABASE：默认的并行复制模式，表示基于库级别的来完成并行复制。
• LOGICAL_CLOCK：表示基于组提交的方式来完成并行复制。

但当你想要使用这种并行复制的技术，必须要将版本升级到MySQL 5.7.19才行，因为在此之前的版本中，MTS技术依旧存在不小瑕疵。

并行复制出现的意义是什么？

对于这个问题相信大家都能直接想出来答案，能够在很大程度上提升从库复制数据的速度，也就是能够让从库的数据实时性提升，尤其是无损复制模式中，主节点需要等待从节点的ACK才会真正提交事务，从库使用并行复制后，能够在一定程度上解决从库的复制延迟问题。

不过虽然5.7中的并行复制，在一定程度上解决了原有的从库延迟问题，但如果一个新的从节点加入集群时，因为要从头开始同步数据，这种并行复制的模式依旧存在效率问题，而到了MySQL8.0中，对于并行复制技术提出了真正的解决之道，也就是基于writeset的MTS技术。

啥叫基于writeset的MTS技术呢？即多个事务之间，只要变更的数据记录没有重叠，也就是操作的数据没有冲突，无需在一个事务组内，也可以支持并发执行，这也是MySQL-MTS技术的最终的完美形态。

四、主从数据一致性的解决方案

   到这里为止，对于主从复制架构中绝大多数知识点和细节技术，都已经做了全面概述，最后再来重点叙说一个点，则是主从节点之间的数据一致性问题。通常情况下，对MySQL搭建了主从集群，往往从节点不会只充当备库的角色，为了充分利用已有的资源，都会在主从热备的基础上，采用读写分离方案，将写请求分发给主库、读请求分发给从库处理。

这样的确能够充分发挥从库所在机器的性能，但随之而来的还有一些问题，由于从库需要处理读取数据的请求，但主从节点之间的数据绝对会有一定延时，那对于一些关键性的数据，在主库上修改之后，再去从库上读取，这时就很有可能读取到的是旧数据，即修改前的原数据。

但这种情况对于用户而言显然是无法接受的，比如一个用户将个人信息修改后，然后再次查看时，发现个人信息依旧是修改之前的原数据，这时用户就有可能再次修改，经过反反复复多次修改后，用户发现依旧未生效，大多数情况下都会心里骂一句：“去你*的，乐色系统”！

想要解决上述这种读写分离导致的数据不一致性，主要有四种解决方案：

• 业务逻辑做改变、复制方式做更改、数据库架构做调整、引入第三方中间件。

4.1、改变业务逻辑

改变业务逻辑的潜在含义是：对业务做一定更改，比如当用户立即修改数据后，因为在从库读不到数据，所以先显示一个审核状态，这样能够给出用户的反馈，从而避免用户再次重复操作，如：

上述是掘金的个人资料，当用户手动更改后，会先显示一个「审核中」的状态，这种方式属于和数据不一致妥协的方案，接受一定的数据延迟，不过这种方式并不适用于一些对数据实时性要求较高的场景。

4.2、更改复制方式

在之前曾聊过MySQL四种数据同步复制的方式，即全同步、异步、半同步与无损复制，MySQL默认会是异步复制模式，即主节点写入数据后会立即返回成功的状态给客户端，这样能够确保性能达到最佳，但如果对实时性要求较高，可以将其改为全同步或半同步模式。

改成全同步的模式能够确保数据100%不会存在延迟，但性能会因此严重下降，因此半同步是个不错的选择，但如果数据库仅仅是一主一从的架构，那么半同步模式和全同步模式没有任何区别，因为半同步是至少要求一个从库返回ACK，才向客户端返回写入成功，而一主一从架构中只有一个从节点~

不过就算是半同步（无损）复制模式，对比异步复制而言，依旧会导致性能下降较为严重。

4.3、调整数据库架构

如果无法接受主从架构带来的短期数据不一致，那可以升级服务器硬件，并将架构恢复成单库架构，所有读写操作都走单库完成，这就自然不会出现数据不一致问题。但如果升级硬件配置后，无法承载客户端的访问压力时，可将整体架构升级到分库分表架构，制定好合适的分片策略和路由键，每次读写数据都根据业务不同，操作不同的库。

但如果项目的业务规模目前或未来两三年内达不到分库分表的规模，这会导致性能过剩的问题出现，也就是浪费机器性能（可以通过容器化技术解决，不过分库分表会导致更多的问题产生，关于这点在《分库分表后遗症》中详细聊过）。

4.4、引入第三方中间件

前面聊到的三种方案，多多少少都存在一些局限性，因为要么接受数据不一致、要么损失性能、要么使用更高规模的架构处理，但这些方案似乎都存在令人不能接受的后患，那有没有一种万全之策来解决这个问题呢？答案是有的，就是引入Canal中间件来监控主节点的Bin-log日志。

在之前讲主从同步数据原理时，曾讲到过，主节点上存在一个log dump线程会监听Bin-log日志，当日志出现变更时会通知从节点来拉取数据，而Canal的思想也是一样的，会监控主节点的Bin-log日志，当发生变更时，就直接去拉取数据，然后直接推送给从节点写入。

Canal在主从集群的身份就类似于一个中间商，对于主节点而言，它是一个从库，因为Canal会去主库上拉取新增数据。而对于集群中真正的从节点而言，它是一个主库，因为Canal会给其他真正的从节点推送数据。但这种方式也无法做到真正的数据实时性，毕竟Canal监听变更、拉取数据、推送数据都需要时间，这部分的时间开销必然存在，只是它会比从库去主库上拉取，速度会更快一些罢了。

一般企业内部都会引入Canal来解决数据不一致问题，因为它不仅仅只能解决主从延迟问题，还能解决MySQL-ES、MySQL-Redis.....等多种数据不一致的场景，Canal是由阿里巴巴开源的一项技术，也包括在阿里内部应用也较为广泛。

当然，也可以制定某些敏感数据走主库查询，这样能够确保数据的实时性，但容易模糊读写分离的界限，不过因为不需要引入额外的技术，所以在某些情况下也是个不错的方案。

五、总结

   在本章中并未包含任何实操内容，更多是在讲述主从集群中数据同步复制的原理，以及详细讲解主从复制各方面的细枝末节知识，单独将这些理论性的内容拧出来说的原因，主要在于面试会经常问到，毕竟面试的过程中，面试官不可能问你主从集群该如何搭建，具体该写哪些参数等问题，所以这些理论性知识才是咱们真正应该学习的，这也为后续的《实践篇》奠定了扎实的理论基础~

同时，这章中所讲到的内容也额外重要，因为主从架构在Redis、ES、Zookeeper、MQ.....等各类技术栈中都存在，相互之间的思想也是共同的，当你彻底理解一个技术栈的主从架构后，其他技术栈中的主从思想亦是相同~