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一张思维导图纵观MySQL数据安全体系

  和团队内部的同事一起沟通,讨论了MySQL数据库系统数据安全性问题,主要针对MySQL丢数据 、主从不一致的场景 ,还有业务层面使用不得当导致主备库数据结构不一样的情况,本文是基于以上的讨论和总结做的思维导图。

  思维导图

  内容展示

  BBU:数据库服务器要配置BBU,BBU在电源供应出现问题的时候,为RAID控制器缓存提供电源。当电源断电时,BBU电力可以使控制器内缓存中的数据可以保存一定时间(根据BBU的型号而决定)。用户只需要在BBU电力耗尽之前恢复正常供电,缓存中的数据即可被完整的写回RAID中,避免断电导致数据丢失

  防止OS异常断电导致数据无法正常落盘

  磁盘禁用cache,MySQL的 O_DIRECT 方式可以跳过pagecache写数据

  (1)redo log

  innodb_flush_log_at_timeout

  < 5.6.6: 每隔一秒将redo log buffer中的数据刷新到磁盘

  >= 5.6.6:每隔innodb_flush_log_at_timeout秒将数据刷新到磁盘中去

  (2)binlog

  sync_binlog =1

  (3)innodb buffer data

  不同的flush mathod刷数据的图形展示。图片来自hatemysql.com。

  (4)InnoDB 落盘

  MySQL数据落盘的路径,图片来自李春hatemysql.com。

  主库insert之后再回滚 ,主备库自增主键不一致

  使用replace into操作,导致主备库自增主键不一致

  set session sql_log_bin=0

  常见的双写

  (1)slave_skip_counter 不合理

  slave_skip_counter =1

  slave_skip_counter >1

  (2)DB Crash,OS正常

  innodb_flush_log_at_trx_commit=0

  事务提交时,不刷新缓存,系统刷新的频率是1s,故会丢失1s的数据。

  innodb_flush_log_at_trx_commit=1

  事务提交时,会刷新到磁盘,保证事务落盘,故不丢数据。

  innodb_flush_log_at_trx_commit=2

  事务提交时,刷新到os cache,系统没有crash,数据无丢失。

  (3)DB正常,OS Crash

  带有 BBU

  innodb_flush_log_at_trx_commit=0

  事务提交时,不刷新缓存,系统刷新的频率是1s,故会丢失1s的数据。

  innodb_flush_log_at_trx_commit=1

  事务提交时,会刷新到磁盘,保证事务落盘,故不丢数据。

  innodb_flush_log_at_trx_commit=2

  事务提交时,刷新到os cache,系统没有crash,数据无丢失。

  (4)slave非实时写redo和binlog丢失数据

  在slave机器上会存在三个文件来保证事件的正确重放:relay log、 relay log info、 master info。

  (5)异步模式

  事务T1写入binlog buffer;

  dumper线程通知slave有新的事务T1;

  binlog buffer进行checkpoint;

  slave因为网络不稳定,一直没有收到t1;master挂掉,slave提升为新的master,t1丢失。

  (6)semi sysnc

  after_commit

  比如主库操作update t1 set val=1 where id=10将val从5修改为1 。

  会话session1在主库提交update t1 set val=1 where id=10 ;commit;

  主库根据二阶段提交将数据持久化到innodb和提交日志binlog;

  同步日志到slave ,并等待slave 返回ack信息,等待的实际时间以 rpl_semi_sync_master_timeout 为准,超过该设置时间则超时,主库返回给客户端成功写入信息。

  接收到来自slave的ack信息,返回成功给OK客户端。

  分析:

  第四步之前,master还未收到slave的ack信息,此时由于事务已经提交,除了session1,其他会话是可以看到 val=1。

  主库服务器down或者主库实例crash,此时发生HA切换。

  主库未接收到slave的ack信息,slave接收到日志并落盘,应用binlog更新。t1.val=1,此时业务切换到slave上能获取到一致的数据。

  如果在slave还未接收到binlog并且主库挂了,因为主库已经提交,此时主库t1.val是1而从库t1.val是5,主备不一致。

  after_sync

  比如主库操作update t1 set val=1 where id=10将val从5修改为1。

  会话session1在主库提交 :update t1 set val=1 where id=10;commit;

  主库将事务写入binlog。

  将binlog同步给slave,不提交。

  等待slave返回ack信息,等待的实际时间以rpl_semi_sync_master_timeout为准,如果超时master改为异步模式。

  接收到来自slave的ack信息,主库进行提交并且返回成功给OK客户端。

  分析:

  如果在第3步等待slave ack的过程中,主库发生crash(此时t1.val=5),HA 切换到slave,应用查询slave 。如果slave接收到binlog并发送ack给master,则t1.val=1。

  如果slave响应主库,但是主库crash ,此时因为主库还没提交t1.val=1, slave t1.val=5,但是主库启动恢复之后t1.val会变成5,主备还是一致的。

  如果slave未接收到事务和响应主库,此时t1.val=5,无论哪种状态,对于所有客户端数据库都是一致,事务都没有丢失。

  知识点:两阶段提交

  第一阶段是先prepare、再同步写redo log,第二阶段同步写binlog、再commit,如果在写入commit标志时崩溃,则恢复时,会重新对commit标志进行写入。

  HA切换

  (6)主从

  binlog_format

  ROW(最安全)

  MIXED(不推荐)

  STATEMENT(不推荐)

  sync_binlog

  =0:由os系统的刷新机制来控制,刷新数据到磁盘的频率

  =1:每次commit刷新到磁盘

  >1:每N次提交刷新到磁盘

  innodb_support_xa

  版本要打开,保证binlog提交的顺序,否则乱序的binlog在恢复或者slave应用的时候会有问题,及以后废弃,始终支持两阶段提交。

  crash safe

  crash-safe就是将relay-info.log的信息保存在InnoDB的事务表中,这时执行relay log中的事务和写relay info在一个事务中,就能得到原子性保证。从而避免已执行的binlog位点和写入relay log info的位点信息不一致的情况发生。

  IO thread

  master-info-repository=TABLE

  sync_master_info=N:每N个event刷新一次表

  SQL thread

  relay-log-info-repository=TABLE

  sync_relay_info=N:每N个event刷新一次表

  relay-log-recovery

  当slave从库宕机后,假如relay-log损坏了,导致一部分中继日志没有处理,则自动放弃所有未执行的relay-log,并且重新从master上获取日志,这样就保证了relay-log的完整性。

  relay_log_info_repository = TABLE

  relay_log_recovery = 1

  http://mysqlserverteam.com/relay-log-recovery-when-sql-threads-position-is-unavailable/

  semi_sync

  after commit:master把每一个事务写到二进制日志并保存到磁盘上,并且提交(commit)事务,再把事务发送给从库,开始等待slave的应答。响应后master返回结果给客户端,客户端才可继续。

  after sync:master把每一个事务写到二进制日志并保存磁盘上,并且把事务发送给从库,开始等待slave的应答。确认slave响应后,再提交(commit)事务到存储引擎,并返回结果给客户端,客户端才可继续。

  GTID

  相比位点复制,能减少不一致的概率

  参考资料

  MySQL数据丢失讨论http://hatemysql.com/?p=395

  细看InnoDB数据落盘http://hatemysql.com/?p=503

  MySQL5.7 深度解析:Loss-Less半同步复制技术

  MySQL 5.7 Replication相关新功能说明


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