浅谈MySQL读写分离的坑以及应对的方案
一、主从架构为什么我们要进行读写分离？个人觉得还是业务发展到一定的规模，驱动技术架构的改革，读写分离可以减轻单台服务器的压力，将读请求和写请求分流到不同的服务器，分摊单台服务的负载，提高可用性，提高读请求的性能。
上面这个图是一个基础的Mysql的主从架构，1主1备3从。这种架构是客户端主动做的负载均衡，数据库的连接信息一般是放到客户端的连接层，也就是说由客户端来选择数据库进行读写
上图是一个带proxy的主从架构，客户端只和proxy进行连接，由proxy根据请求类型和上下文决定请求的分发路由。
两种架构方案各有什么特点：
[*]客户端直连架构，由于少了一层proxy转发，所以查询性能会比较好点儿，架构简单，遇到问题好排查。但是这种架构，由于要了解后端部署细节，出现主备切换，库迁移的时候客户端都会感知到，并且需要调整库连接信息
[*]带proxy的架构，对客户端比较友好，客户端不需要了解后端部署细节，连接维护，后端信息维护都由proxy来完成。这样的架构对后端运维团队要求比较高，而且proxy本身也要求高可用，所以整体架构相对来说比较复杂
但是不论使用哪种架构，由于主从之间存在延迟，当一个事务更新完成后马上发起读请求，如果选择读从库的话，很有可能读到这个事务更新之前的状态，我们把这种读请求叫做过期读。出现主从延迟的情况有多种，有兴趣的同学可以自己了解一下，虽然出现主从延迟我们同样也有应对策略，但是不能100%避免，这些不是我们本次讨论的范围，我们主要讨论一下如果出现主从延迟，刚好我们的读走的都是从库，我们应该怎么应对？
首先我把应对的策略总结一下：
[*]强制走主库
[*]sleep方案
[*]判断主从无延迟
[*]等主库位点
[*]等GTID方案
接下来基于上述的几种方案，我们逐个讨论一下怎么实现和有什么问题。
二、主从同步在开始介绍主从延迟解决方案前先简单的回顾一下主从的同步
上图表示了一个update语句从节点A同步到节点B的完整过程
备库B和主库A维护了一个长连接，主库A内部有一个线程，专门用来服务备库B的连接。一个事务日志同步的完整流程是：
[*]在备库 B 上通过 change master 命令，设置主库 A 的 IP、端口、用户名、密码，以及要从哪个位置开始请求 binlog，这个位置包含文件名和日志偏移量。
[*]在备库 B 上执行 start slave 命令，这时候备库会启动两个线程，就是图中的 io_thread 和 sql_thread。
[*]其中 io_thread 负责与主库建立连接。
[*]主库 A 校验完用户名、密码后，开始按照备库 B 传过来的位置，从本地读取 binlog，发给 B。备库 B 拿到 binlog 后，写到本地文件，称为中转日志（relay log）。
[*]sql_thread 读取中转日志，解析出日志里的命令，并执行。
上图中红色箭头，如果用颜色深浅表示并发度的话，颜色越深并发度越高，所以主从延迟时间的长短取决于备库同步线程执行中转日志(图中的relay log)的快慢。总结一下可能出现主从延迟的原因：
[*]主库并发高，TPS大，备库压力大执行日志慢
[*]大事务，一个事务在主库执行5s，那么同样的到备库也得执行5s，比如一次性删除大量的数据，大表DDL等都是大事务
[*]从库的并行复制能力，Msyql5.6之前的版本是不支持并行复制的也就是上图的模型。并行复制也比较复杂，就不在这儿赘述了，大家可以自行复习了解一下。
三、主从延迟解决方案1.强制走主库
这种方案就是要对我们的请求进行分类，通常可以将请求分成两类：
[*]对于必须要拿到最新结果的请求，可以强制走主库
[*]对于可以读到旧数据的请求，可以分配到从库
这种方案是最简单的方案，但是这种方案有一个缺点就是，对于所有的请求都不能是过期读的请求，那么所有的压力就又来到了主库，就得放弃读写分离，放弃扩展性
2.sleep方案
sleep方案就是每次查询从库之前都先执行一下：select sleep(1)，类似这样的命令，这种方式有两个问题：
[*]如果主从延迟大于1s，那么依然读到的是过期状态
[*]如果这个请求可能0.5s就能在从库拿到结果，仍然要等1s
这种方案看起来十分的不靠谱，不专业，但是这种方案确实也有使用的场景。
之前在做项目的时候，有这样么一种场景，就是我们先写主库，写完后，发送一个MQ消息，然后消费方接到消息后，调用我们的查询接口查数据，当然我们也是读写分离的模式，就出现了查不到数据的情况，这个时候建议消费方对消息进行一个延迟消费，比如延迟30ms，然后问题就解决了，这种方式类似sleep方案，只不过把sleep放到了调用方
3.判断主从无延迟方案
1) 命令判断
show slave status，这个命令是在从库上执行的，执行的结果里面有个seconds_behind_master字段，这个字段表示主从延迟多少s,注意单位是秒。所以这种方案就是通过判断当前这个值是否为0，如果为0则直接查询获取结果，如果不为0，则一直等待，直到主从延迟变为0
因为这个值是秒级的，但是我们的一些场景下是毫秒级的请求，所以通过这个方式判断，不是特别精确
2) 对比位点判断主从无延迟
上图是执行一次show slave status 部分结果
[*]Master_Log_File和Read_Master_Log_Pos表示读到的主库的最新的位点
[*]Relay_Master_Log_File和Exec_Master_Log_Pos表示备库执行的最新的位点
如果Master_Log_File和Relay_Master_Log_File，Read_Master_Log_Pos和Exec_Master_Log_Pos这两组值完全一致，表示主从之间是没有延迟的
3) 对比GTID判断主从无延迟
[*]Auto_Position：表示这对主从之间启用了GTID协议
[*]Retrieved_Gtid_Set:表示从库接收到的所有的GTID的集合
[*]Executed_Gtid_Set:表示从库执行完成的所有的GTID集合
通过比较Retrieved_Gtid_Set和Executed_Gtid_Set集合是否一致，来确定主从是否存在延迟。
可见对比位点和对比GTID集合，比sleep要准确一点儿，在查询之前都可以先判断一下是否接收到的日志都执行完成了，虽然准确度提升了，但是还达不到精确，为啥这么说呢？
先回顾一下binlog在一个事物下的状态
[*]主库执行完成，写入binlog，反馈给客户端
[*]binlog被从主库发送到备库，备库接收到日志
[*]备库执行binlog
我们上面判断主备无延迟方案，都是判断备库收到的日志都执行过了，但是从binlog在主备之间的状态分析，可以看出，还有一部分日志处于客户端已经收到提交确认，但是备库还没有收到日志的状态
这个时候主库执行了3个事物，trx1,trx2,trx3，其中
[*]trx1,trx2已经传到从库，并且从库已经执行完成
[*]trx3主库已经执行完成，并且已经给客户端回复，但是还没有传给从库
这个时候如果在从库B执行查询，按照上面我们判断位点的方式，这个时候主从是没有延迟的，但是还查不到trx3,严格说就是出现了"过期读"。那么这个问题有什么方法可以解决么？
要解决这个问题，可以引入半同步复制，也就是semi-sync repliacation(参考：https://dev.mysql.com/doc/refman/8.0/en/replication-semisync.html)。
可以通过
show variables like '%rpl_semi_sync_master_enabled%'
show variables like '%rpl_semi_sync_slave_enabled%'这两个命令来查看主从是否都开启了半同步复制。
semi-sync做了这样的设计：
[*]事务提交的时候，主库把binlog发给从库
[*]从库接收到主库发过来的binlog，给主库一个ack确认，表示收到了
[*]主库收到这个ack确认后，才给客户端返回一个事务完成的确认
也就是启用了semi-sync，表示所有返回给客户端已经确认完成的事务，从库都收到了binlog日志，这样通过semi-sync配合判断位点的方式，就可以确定在从库上的查询，避免了过期读的出现。
但是semi-sync配合判断位点的方式，只适用一主一备的情况，在一主多从的情况下，主库只要收到一个从库的ack确认，就给客户端返回事物执行完成的确认，这个时候在从库上执行查询就有两种情况。
[*]如果查询刚好是在给主库响应ack确认的从库上，那么可以查询到正确的数据
[*]但是如果请求落到其他的从库上，他们可能还没收到日志，所以依然可能存在过期读
其实通过判断同步位点或者GTID集合的方案，还存在一个潜在的问题，就是业务高峰期，主库的位点或者GITD集合更新的非常快，那么两个位点的判断一直不相等，很可能出现从库一直无法响应查询请求的情况。
上面的两种方案在靠谱程度和精确性上都差了一点儿，接下来介绍两种相对靠谱和精确一点儿的方案。
4.等主库位点
要理解等主库位点，先介绍一条命令
select master_pos_wait(file, pos[, timeout]);这条命令执行的逻辑是：
[*]首先是在从库执行的
[*]参数file和pos是主库的binlog文件名和执行到的位置
[*]timeout参数是非必须，设置为正整数N，表示这个函数最多等到N秒
这个命令执行结果M可能存在的情况：
[*]M>0表示从命令执行开始，到应用完file和pos表示的binlog位置，一共执行了M个事务
[*]如果执行期间，备库的同步线程发生异常，则返回null
[*]如果等待超过N秒，返回-1
[*]如果刚开始执行的时候，发现已经执行了过了这个pos，则返回0
当一个事务执行完成后，我们要马上发起一个查询请求，可以通过下面的步骤实现：
1.当一个事务执行完成后，马上执行show master status，获取主库的File和Position
2.选择一个从库执行查询
3.在从库上执行 select master_pos_wait(File,Poistion,1)
4.如果返回的值>=0，则在这个从库上执行
5.否则回主库查询
这里我们假设，这条查询请求在从库上最多等待1s,那么如果1s内master_pos_wait返回一个大于等于0的数，那么就能保证在这个从库上能查到刚执行完的事务的最新的数据。
上述的步骤5是这类方案的兜底方案，因为从库的延迟时间不可控，不能无限等待，所以如果超时，就应该放弃，到主库查询。
可能有同学会觉得，如果所有的延迟都超过1s，那么所有的压力都到了主库，确实是这样的，但是按照我们设定的不允许出现过期读，那么就只有两种选择，要么超时放弃，要么转到主库，具体选择哪种，需要我们根据业务进行具体的分析。
5.等GTID方案
如果数据库开启的GTID模式，那么相应的也有等GTID的方案
select wait_for_executed_gtid_set(gtid_set, 1);这条命令的逻辑是：
[*]等待，直到这个库执行的事务中包含传入的giid_set集合，返回0
[*]超时返回1
在前面等待主库位点的方案中，执行完事务后，需要到主库执行show master status。从mysql5.7.6开始，允许事务执行完成后，把这个事务执行的GTID返回给客户端，这样等待GTIID的方案就减少了一次查询。
这时等GTID方案的流程就变成这样：
[*]事务执行完成后，从返回包解析获取这个事务的GTID,记为gtid1
[*]选定一个从库执行查询
[*]在从库上执行select wait_for_executed_gtid_set(gtid1,1)
[*]如果返回0，则在这个从库上执行查询
[*]否则回到主库查询
和等待主库位点方案一样，最后的兜底方案都是转到主库查询了，需要综合业务考虑确定方案
上面的事务执行完成后，从返回的包中解析GTID，mysql其实没有提供对应的命令，可以参考Mysql提供的api(https://dev.mysql.com/doc/c-api/8.0/en/mysql-session-track-get-first.html),在我们的客户端可以调用这个函数获取GTID。
四、总结以上简单介绍了读写分离架构，和出现主从延迟后，如果我们用的读写分离的架构，那么我们应该怎么处理这种情况，相信在日常我们的主从还是或多或少的存在延迟。上面介绍的几种方案，有些方案看上去十分不靠谱，有些方案做了一些妥协，但是都有实际的应用场景，需要我们根据自身的业务情况，合理选择对应的方案。
但话说回来，导致过期读的本质还是一写多读导致的，在实际的应用中，可能有别的不用等待就可以水平扩展的数据库方案，但这往往都是通过牺牲写性能获得的，也就是需要我们在读性能和写性能之间做个权衡。
文中有不太严谨或者错误的地方还望大家多多指正。
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作者| 尚有智
来源:https://www.cnblogs.com/88223100/p/On-the-pitfalls-of-MySQL-read-write-separation-and-corresponding-solutions.html
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