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版本：5.7.29
水平有限有誤請諒解
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###一、問題來源
這是來自我們小米消金線上資料庫的一個問題。我們是雙主單寫，這裡約定寫入的庫為主庫，沒有寫入的庫為從庫。我們的falcon偶爾會進行報警如下（頻率很低）：

![image.png](https://upload-images.jianshu.io/upload_images/7398834-54684ebc875940ee.png?imageMogr2/auto-orient/strip%7CimageView2/2/w/1240)

這是非常奇怪的，按理說我是單寫的從庫沒有做任何操作（除了應用Event以外），主庫哪來的延遲，並且延遲這麼大。在我映像中有朋友問過這個問題，當時沒有細細研究。

###二、延遲計算的規則

我們還是要看看主從計算延遲的虛擬碼：

```
/*
     The pseudo code to compute Seconds_Behind_Master:
     if (SQL thread is running)
//如果SQL執行緒啟動了
     {
       if (SQL thread processed all the available relay log)
//如果SQL執行緒已經應用完了所有的IO執行緒寫入的Event
       {
         if (IO thread is running)
//如果IO執行緒啟動了
            print 0;
//設定延遲為0
         else
            print NULL;
//否則為空值
       }
        else
          compute Seconds_Behind_Master;
//如果SQL執行緒沒有應用完所有的IO執行緒寫入的Event，那麼需要計算延遲。
      }
      else
       print NULL;
//如果連SQL執行緒也沒有啟動則設定為空值
  */
```

計算延遲的公式為：

```
long time_diff= ((long)(time(0)
                          - mi->rli->last_master_timestamp)
                          - mi->clock_diff_with_master);
也就是：
伺服器當前時間-Event header中的timestamp - 主從伺服器時間差
```

出現延遲的必要條件：
- 如果SQL執行緒沒有應用完了所有的IO執行緒寫入的Event，也就是Read_Master_Log_Pos和Exec_Master_Log_Pos存在一定的差值。判定標準為
```
(mi->get_master_log_pos() == mi->rli->get_group_master_log_pos()) &&
        (!strcmp(mi->get_master_log_name(), mi->rli->get_group_master_log_name()))
```
拋開檔名，也就是透過 IO執行緒讀取到主庫binary log的位置 和 SQL執行緒應用到的主庫binary log位置進行比較來進行 判斷，只要他們出現差值就會進入延遲計算環節。

- 伺服器當前時間-Event header中的timestamp - 主從伺服器時間差 這個公式必須出現差值。

好了接下來帶著這兩個產生延遲的必要條件來尋求原因。
關於更多延遲計算的細節參考：
[https://www.jianshu.com/p/033f83314619](https://www.jianshu.com/p/033f83314619)

###三、產生延遲的原因

1.主庫：首先主庫寫到從庫的Event，從庫會寫入到binlog（log_slave_updates 開啟），並且從庫的DUMP執行緒會傳送給主庫，但是主庫的IO執行緒透過SERVER_ID程式判定，將Event進行過濾，不寫入主庫的relay log，同時會更新主庫IO執行緒讀取的位置（Read_Master_Log_Pos），並且更新忽略到的位置（rli->ign_master_log_name_end[0]）。程式碼如下：
```
    if (!(s_id == ::server_id && !mi->rli->replicate_same_server_id) ||
        (event_type != binary_log::FORMAT_DESCRIPTION_EVENT &&
         event_type != binary_log::ROTATE_EVENT &&
         event_type != binary_log::STOP_EVENT))
    {
      mi->set_master_log_pos(mi->get_master_log_pos() + inc_pos);//增加Read_Master_Log_Pos位點，為當前位置 
      memcpy(rli->ign_master_log_name_end, mi->get_master_log_name(), FN_REFLEN); //進行複製
      DBUG_ASSERT(rli->ign_master_log_name_end[0]); //斷言存在
      rli->ign_master_log_pos_end= mi->get_master_log_pos(); //忽略到位點
    }
```
2. 主庫：SQL執行緒會透過rli->ign_master_log_name_end[0]判定是否有需要跳過的Event，如果有則構建一個Rotate_log_event來跳過這個Event，程式碼如下：

```
if (rli->ign_master_log_name_end[0]) //如果跳過的Event存在
        {
          /* We generate and return a Rotate, to make our positions advance */
          DBUG_PRINT("info",("seeing an ignored end segment"));
          ev= new Rotate_log_event(rli->ign_master_log_name_end,
                                   0, rli->ign_master_log_pos_end, exec_relay_log_event 
                                   Rotate_log_event::DUP_NAME); //構建一個Rotate Event，位置為
          rli->ign_master_log_name_end[0]= 0;                   //rli->ign_master_log_pos_end，執行這個Event就可以
          mysql_mutex_unlock(log_lock);exec_relay_log_event     //來更新Exec_Master_Log_Pos位點
          if (unlikely(!ev))
          {
            errmsg= "Slave SQL thread failed to create a Rotate event "
              "(out of memory?), SHOW SLAVE STATUS may be inaccurate";
            goto err;
          }
          ev->server_id= 0; // don't be ignored by slave SQL thread
          DBUG_RETURN(ev);
        }
```

好了到這裡我們知道了Event在主庫是如何跳過的，但是注意IO執行緒和SQL執行緒在處理Read_Master_Log_Pos和Exec_Master_Log_Pos的時候可能有一定的時間差，那麼Read_Master_Log_Pos和Exec_Master_Log_Pos存在一定的差值 的條件就可能會滿足，則進入延遲計算環節。

3. 主庫的SQL執行緒平時並沒有讀取到Event，因為所有的Event都被IO執行緒過濾掉了。因此
Event的 header中的timestamp 不會更新（MTS）。但是如果從庫binlog切換的時候，從庫至少會傳送ROTATE_EVENT給主庫，這個時候主庫會拿到這個實際的Event，因此Event的 header中的timestamp 更新了。 如果剛好遇到主庫的IO執行緒的Read_Master_Log_Pos和Exec_Master_Log_Pos有差值，
那麼falcon去檢視延遲就會得到一個延遲很大的假象，延遲的計算公式就會變為如下：

- 主庫當前的時候 - 從庫上次binlog切換的時間 - 主從時間的差值

4. MTS和單執行緒的不同

上面的第3點只適用於MTS，單SQL執行緒不同，會去將last_master_timestamp設定為0，程式碼如下：

```
        if (!rli->is_parallel_exec())
          rli->last_master_timestamp= 0;
```

言外之意單SQL執行緒計算延遲的公式為：
- 主庫當前的時間 - 1970年1月1日0點 - 主從時間的差值

因此看起來計算出來的延遲會更大。

5. 最後需要注意的是實際上這種情況的延遲並沒有問題，完全是一種偶爾出現的計算上的問題，是一種假象，如果主庫的壓力越大出現這種情況的可能性就會越大，因為IO執行緒和SQL執行緒在處理Read_Master_Log_Pos和Exec_Master_Log_Pos的出現時間差的可能性就會越大。

###四、MTS下的延遲debug

其實知道了原理就很容易debug了，因為我們可以將斷點放到主庫的show_slave_status_send_data函式上，那麼就能看出來了，做的操作如下：
- 從庫flush binary logs
- 主庫執行一些insert操作
- 主庫show slave status

這個時候我們可以跳過（Read_Master_Log_Pos和Exec_Master_Log_Pos存在一定的差值）這個條件，直接透過公式去計算，得到如下結果：
```
(gdb) p (long)(time(0)- mi->rli->last_master_timestamp)- mi->clock_diff_with_master
$6 = 37
```
延遲就是37秒，因此我們的理論得到了驗證。

下面一個debug結果是單SQL執行緒的，可以看到延遲更是大得離譜。
```
(gdb) p (long)(time(0)- mi->rli->last_master_timestamp)- mi->clock_diff_with_master
$7 = 1592672402
```

###五、其他問題

額外的問題：
- 如果雙主雙寫

|S1|S2 |  
|--|--|
||T1|
|T2||
||T3| 
         
如果按照上面的理論那麼T3的更新的位置可能會被，T2事務的位點重置。因為主庫的SQL執行緒透過構建的Rotate_log_event可能會出現Exec_Master_Log_Pos倒退的可能性，這顯然是不行的。但是程式碼中構建Rotate_log_event的邏輯包裹在如下邏輯下面。

```
if (!cur_log->error) /* EOF */ //當前relay log 已經讀取完了
    {
      /*
        On a hot log, EOF means that there are no more updates to
        process and we must block until I/O thread adds some and
        signals us to continue
      */
      if (hot_log) //如果是 當前relay log

```

我們可以看到只有在當前 relay log讀取完成後才會進行Rotate_log_event的構建。因此不存在此問題。

- 問題如上雖然不構建Rotate_log_event，但是如果rli->ign_master_log_name_end[0]如果一直保留那麼當relay log應用完成後，依舊會去構建Rotate_log_event導致Exec_Master_Log_Pos倒退，實際上這個問題也不會出現，因為在每次IO執行緒Event寫入到relay log後會重置，如下：
```
    rli->ign_master_log_name_end[0]= 0; // last event is not ignored
```

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