mysql半同步復制和異步復制的差別如上述架構圖所示：在mysql異步復制的情況下，Mysql Master Server將自己的Binary Log通過復制線程傳輸出去以後，Mysql Master Sever就自動返回數據給客戶端，而不管slave上是否接受到了這個二進制日志。在半同步復制的架構下，當master在將自己binlog發給slave上的時候，要確保slave已經接受到了這個二進制日志以後，才會返回數據給客戶端。對比兩種架構：異步復制對於用戶來說，可以確保得到快速的響應結構，但是不能確保二進制日志確實到達了slave上；半同步復制對於客戶的請求響應稍微慢點，但是他可以保證二進制日志的完整性。
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據少，因此切換後，我們會通過工具進行回滾回補，確保數據不丟失。半同步復制則要求主庫執行每一個事務，都要求至少一個備庫成功接收後，才真正執行完成，因此可以保持主備庫的強一致性。為了確保主備庫數據強一致，減少數據丟失，嘗試在生產環境中開啟mysql的復制的半同步(semi-sync)特性。實際操作過程中，發現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，主庫本地執行完事務，binlog日志落盤後即返回給用戶；備庫通過拉取主庫binlog日志來同步主庫的操作。默認情況下，主庫與備庫並沒有嚴格的同步，因此存在一定的概率備庫與主庫的數據是不對等的。半同步特性的出現，就是為了保證在任何時刻主備數據一致的問題。相對於異步復制，半同步復制要求執行的每一個事務，都要求至少有一個備庫成功接收後，才返回給用戶。實現原理也很簡單，主庫本地執行完畢後，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後，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，並以通知機制告知主庫備庫已經接收的日志，可以繼續執行。有關半同步的具體實現，可以參考另外一篇文章，mysql半同步(semi-sync)源碼實現。
3.問題分析
前面簡單介紹了半同步復制的原理，現在來看看具體問題。在主備庫打開半同步開關後，問題實例的狀態變量"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。
(1).修改rpl_semi_sync_master_timeout參數。
半同步復制參數中有一個rpl_semi_sync_master_timeout參數，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，看看到底是哪個環節出了問題。主庫和備庫分別有rpl_semi_sync_master_trace_level和rpl_semi_sync_slave_trace_level參數來控制半同步復制打印日志。將兩個參數值設置為80(64+16)，記錄詳細日志信息，以及進出的函數調用。
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 enter
2016-01-04 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，並開始等待備庫的響應，等待10s後，仍然沒有收到響應，則認為超時，遂將半同步模式關閉，切換為普通模式。但從slave日志來看，在2016-01-04 18:00:30已經將(mysql-bin.000006, 500717950)發送給主庫，表示已經收到該日志。這就說明，master日志已經打了semi-sync標，slave收到了日志，並且也回了包，master也確實等了10s，就是沒有收到包，所以就切換為普通復制。現在問題就變成了，為什麼master沒有收到？
(3)select函數
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函數監聽socket，發現有slave的響應消息後，讀取消息，通知工作線程可以繼續執行。那麼問題是不是出現在select函數上面？因為select是一個系統調用，一直沒有懷疑，但已經跟到這裡來了，那就得看看。與select函數相關的有幾個重要的宏定義和說明。主要實現在/usr/include/bits/typesizes.h，/usr/include/bits/select.h和/usr/include/sys/select.h這三個文件中。
FD_ZERO(fd_set *fdset)：清空fdset與所有文件句柄的聯系。FD_SET(int fd, fd_set *fdset)：建立文件句柄fd與fdset的聯系。FD_CLR(int fd, fd_set *fdset)：清除文件句柄fd與fdset的聯系。FD_ISSET(int fd, fd_set *fdset)：檢查fdset聯系的文件句柄fd是否可讀寫，當>0表示可讀寫。
array
{
__fd_mask __fds_bits[__FD_SETSIZE / __NFDBITS]; 1024/64=16 (long int)
}fd_set
#define __FD_SET_SIZE 1024
typedef long int __fd_mask; //8個字節
#define __NFDBITS (8 * (int) sizeof (__fd_mask)) // 64位
#define __FDMASK(d) ((__fd_mask) 1 << ((d) % __NFDBITS)) //fd%64=N,則在第N位設置為1
#define __FDELT(d) ((d) / __NFDBITS) //表示在第幾個long int
#define __FDS_BITS(set) ((set)->__fds_bits)
#define __FD_SET(d, set) (__FDS_BITS (set)[__FDELT (d)] |= __FDMASK (d))
#define __FD_CLR(d, set) (__FDS_BITS (set)[__FDELT (d)] &= ~__FDMASK (d))
#define __FD_ISSET(d, set) \
((__FDS_BITS (set)[__FDELT (d)] & __FDMASK (d)) != 0)
通過FD_SET可以設置我們想要監聽的句柄，句柄信息存儲在fd_set位數組中，數組元素的個數由__FD_SETSIZE/64決定，對於__FD_SETSIZE=1024而言，整個數組只有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，那麼138/64=2,138%64=10，那麼這個句柄在數組的標示在第2個long int的第10位置1。那麼如果句柄值超出1024呢，這裡不就溢出了？我仔細撸了撸代碼，發現根本就沒有容錯判斷，如果句柄值超過1024就一定會溢出。由於select函數是遍歷數組中的每個位，然後去判斷該句柄是否可讀可寫，因此對於超過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，那麼問題就定位到了。
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，並切換
info thread
thread thread_id
4.打印socket的值，這裡fd值為2344。
(5)如何解
我們看到了由於__FD_SETSIZE的定義，一般是1024，導致select函數最多只能監聽1024個句柄，並且最大句柄值不超過1024。第一個方法是調大該參數，但這種方法需要重新編譯linux內核。而且由於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，並且更強大，也沒有句柄總數和最大句柄的限制。有關select，poll，epoll等機制，大家可以去網上查資料，這裡不展開討論。
(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來實現的，所以也存在類似的問題。當然，由於句柄號有復用機制，當實例上連接數很少，或者長連接不多時，不容易出現fd>1024的情況，所以這個bug不是很容易出現，但問題是普遍存在的。
(7)問題延生
問題定位後，另外一個問題還困擾我了半天。因為mysql內核中有監聽的部分有3塊，1是監聽端口的select，2是線程池的監聽epoll，3是半同步的select監聽。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的監聽，這樣一來，binlog dump的socket會同時受半同步的select監聽和線程池的epoll監聽，這不亂了嗎？後來仔細看了看代碼，才發現線程池的epoll監聽采用的是EPOLLONESHOT模式，每次接收消息後會解綁，需要重新注冊，因此不會出現同一個句柄被兩種監聽機制同時監聽的情況。
到此，排查問題過程就結束了，結論是比較簡單的，但定位這個問題確實花費了一些功夫。由於select一種比較通用的多路IO復用機制，因此有用到select函數的童鞋，可能要注意下它的限制。
