本篇内容主要讲解“MySQL中基于WRITESET的并行复制方式是什么”，感兴趣的朋友不妨来看看。本文介绍的方法操作简单快捷，实用性强。下面就让小编来带大家学习“MySQL中基于WRITESET的并行复制方式是什么”吧!
我们先来看一个截图，仔细观察其中的last commit：
我们可以看到其中的last commit看起来是乱序的，这种情况在基于COMMIT_ORDER 的并行复制方式下是不可能出现的。实际上它就是我们前面说的基于WRITESET的并行复制再尽可能降低的last commit的结果。这种情况会在MTS从库获得更好的并行回放效果，第19节将会详细解释并行判定的标准。
实际上Writeset是一个集合，使用的是C++ STL中的set容器，在类Rpl_transaction_write_set_ctx中包含了如下定义：
std::set<uint64> write_set_unique;
集合中的每一个元素都是hash值，这个hash值和我们的transaction_write_set_extraction参数指定的算法有关，其来源就是行数据的主键和唯一键。每行数据包含了两种格式：
字段值为二进制格式
字段值为字符串格式
每行数据的具体格式为：
| 主键/唯一键名称 | 分隔符 | 库名 | 分隔符 | 库名长度 | 表名 | 分隔符 | 表名长度 | 键字段1 | 分隔符 | 长度 | 键字段2 | 分隔符 | 长度 | 其他字段… |
|---|---|---|---|---|---|---|---|---|---|---|---|---|---|---|
在Innodb层修改一行数据之后会将这上面的格式的数据进行hash后写入到Writeset中。可以参考函数add_pke，后面我也会以伪代码的方式给出部分流程。
但是需要注意一个事务的所有的行数据的hash值都要写入到一个Writeset。如果修改的行比较多那么可能需要更多内存来存储这些hash值。虽然8字节比较小，但是如果一个事务修改的行很多，那么还是需要消耗较多的内存资源的。
为了更直观的观察到这种数据格式，可以使用debug的方式获取。下面我们来看一下。
我们使用如下表：
mysql> use test Database changed mysql> show create table jj10 \G *************************** 1. row *************************** Table: jj10 Create Table: CREATE TABLE `jj10` ( `id1` int(11) DEFAULT NULL, `id2` int(11) DEFAULT NULL, `id3` int(11) NOT NULL, PRIMARY KEY (`id3`), UNIQUE KEY `id1` (`id1`), KEY `id2` (`id2`) ) ENGINE=InnoDB DEFAULT CHARSET=latin1 1 row in set (0.00 sec)
我们写入一行数据：
insert into jj10 values(36,36,36);
这一行数据一共会生成4个元素分别为：
注意：这里显示的?是分隔符
(gdb) p pke $1 = "PRIMARY?test?4jj10?4\200\000\000$?4" **注意：\200\000\000$ ：为3个八进制字节和ASCII字符 $， 其转换为16进制就是“0X80 00 00 24 ”**
分解为：
| 主键名称 | 分隔符 | 库名 | 分隔符 | 库名长度 | 表名 | 分隔符 | 表名长度 | 主键字段1 | 分隔符 | 长度 |
|---|---|---|---|---|---|---|---|---|---|---|
| PRIMARY | ? | test | ? | 4 | jj10 | ? | 4 | 0x80 00 00 24 | ? | 4 |
(gdb) p pke $2 = "PRIMARY?test?4jj10?436?2"
分解为：
| 主键名称 | 分隔符 | 库名 | 分隔符 |库名长度 | 表名 |分隔符|表名长度|主键字段1|分隔符|长度 |
| ——— | ——— | ——— | ——— | ——— | ——— | ——— | ——— | ——— |——— |———|
| PRIMARY |?| test|?|4|jj10|?|4|36 | ?|2|
(gdb) p pke $3 = "id1?test?4jj10?4\200\000\000$?4"
解析同上
(gdb) p pke $4 = "id1?test?4jj10?436?2"
解析同上
最终这些数据会通过hash算法后写入到Writeset中。
下面是一段伪代码，用来描述这种生成过程：
如果表中存在索引： 将数据库名，表名信息写入临时变量 循环扫描表中每个索引： 如果不是唯一索引： 退出本次循环继续循环。 循环两种生成数据的方式(二进制格式和字符串格式)： 将索引名字写入到pke中。 将临时变量信息写入到pke中。 循环扫描索引中的每一个字段： 将每一个字段的信息写入到pke中。 如果字段扫描完成： 将pke生成hash值并且写入到写集合中。 如果没有找到主键或者唯一键记录一个标记，后面通过这个标记来 判定是否使用Writeset的并行复制方式
前一节我们讨论了基于ORDER_COMMIT的并行复制是如何生成last_commit和seq number的。实际上基于WRITESET的并行复制方式只是在ORDER_COMMIT的基础上对last_commit做更进一步处理，并不影响原有的ORDER_COMMIT逻辑，因此如果要回退到ORDER_COMMIT逻辑非常方便。可以参考MYSQL_BIN_LOG::write_gtid函数。
根据binlog_transaction_dependency_tracking取值的不同会做进一步的处理，如下：
ORDER_COMMIT：调用m_commit_order.get_dependency函数。这是前面我们讨论的方式。
WRITESET：调用m_commit_order.get_dependency函数，然后调用m_writeset.get_dependency。可以看到m_writeset.get_dependency函数会对原有的last commit做处理。
WRITESET_SESSION：调用m_commit_order.get_dependency函数，然后调用m_writeset.get_dependency再调用m_writeset_session.get_dependency。m_writeset_session.get_dependency会对last commit再次做处理。
这段描述的代码对应：
case DEPENDENCY_TRACKING_COMMIT_ORDER: m_commit_order.get_dependency(thd, sequence_number, commit_parent); break; case DEPENDENCY_TRACKING_WRITESET: m_commit_order.get_dependency(thd, sequence_number, commit_parent); m_writeset.get_dependency(thd, sequence_number, commit_parent); break; case DEPENDENCY_TRACKING_WRITESET_SESSION: m_commit_order.get_dependency(thd, sequence_number, commit_parent); m_writeset.get_dependency(thd, sequence_number, commit_parent); m_writeset_session.get_dependency(thd, sequence_number, commit_parent); break;
我们到这里已经讨论了Writeset是什么，也已经说过如果要降低last commit的值我们需要通过对事务的Writeset和Writeset的历史MAP进行比对，看是否冲突才能决定降低为什么值。那么必须在内存中保存一份这样的一个历史MAP才行。在源码中使用如下方式定义：
/* Track the last transaction sequence number that changed each row in the database, using row hashes from the writeset as the index. */ typedef std::map<uint64,int64> Writeset_history; //map实现 Writeset_history m_writeset_history;
我们可以看到这是C++ STL中的map容器，它包含两个元素：
Writeset的hash值
最新一次本行数据修改事务的seq number
它是按照Writeset的hash值进行排序的。
其次内存中还维护一个叫做m_writeset_history_start的值，用于记录Writeset的历史MAP中最早事务的seq number。如果Writeset的历史MAP满了就会清理这个历史MAP然后将本事务的seq number写入m_writeset_history_start，作为最早的seq number。后面会看到对于事务last commit的值的修改总是从这个值开始然后进行比较判断修改的，如果在Writeset的历史MAP中没有找到冲突那么直接设置last commit为这个m_writeset_history_start值即可。下面是清理Writeset历史MAP的代码：
if (exceeds_capacity || !can_use_writesets)
//Writeset的历史MAP已满
{
m_writeset_history_start= sequence_number;
//如果超过最大设置，清空writeset history。从当前seq number 重新记录， 也就是最小的那个事务seq number
m_writeset_history.clear();
//清空历史MAP
}这里介绍一下整个处理的过程，假设如下：
当前通过基于ORDER_COMMIT的并行复制方式后，构造出来的是（last commit=125，seq number=130）。
本事务修改了4条数据，我分别使用ROW1/ROW7/ROW6/ROW10代表。
表只包含主键没有唯一键，并且我的图中只保留行数据的二进制格式的hash值，而没有包含数据的字符串格式的hash值。
初始化情况如下图（图16-1，高清原图包含在文末原图中）：
第一步 设置last commit为writeset_history_start的值也就是100。
第二步 ROW1.HASHVAL在Writeset历史MAP中查找，找到冲突的行ROW1.HASHVAL将历史MAP中这行数据的seq number更改为130。同时设置last commit为120。
第三步 ROW7.HASHVAL在Writeset历史MAP中查找，找到冲突的行ROW7.HASHVAL将Writeset历史MAP中这行数据的seq number更改为130。由于历史MAP中对应的seq number为114，小于120不做更改。last commit依旧为120。
第四步 ROW6.HASHVAL在Writeset历史MAP中查找，找到冲突的行ROW6.HASHVAL将Writeset历史MAP中这行数据的seq number更改为130。由于历史MAP中对应的seq number为105，小于120不做更改。last commit依旧为120。
第五步 ROW10.HASHVAL在Writeset历史MAP中查找，没有找到冲突的行，因此需要将这一行插入到Writeset历史MAP中查找（需要判断是否导致历史MAP占满，如果占满则不需要插入，后面随即要清理掉）。即要将ROW10.HASHVAL和seq number=130插入到Writeset历史MAP中。
整个过程结束。last commit由以前的130降低为120，目的达到了。实际上我们可以看出Writeset历史MAP就相当于保存了一段时间以来修改行的快照，如果保证本次事务修改的数据在这段时间内没有冲突，那么显然是可以在从库并行执行的。last commit降低后如下图（图16-2，高清原图包含在文末原图中）：
整个逻辑就在函数Writeset_trx_dependency_tracker::get_dependency中，下面是一些关键代码，代码稍多：
if (can_use_writesets) //如果能够使用writeset 方式
{
/*
Check if adding this transaction exceeds the capacity of the writeset
history. If that happens, m_writeset_history will be cleared only after 而 add_pke
using its information for current transaction.
*/
exceeds_capacity=
m_writeset_history.size() + writeset->size() > m_opt_max_history_size;
//如果大于参数binlog_transaction_dependency_history_size设置清理标记
/*
Compute the greatest sequence_number among all conflicts and add the
transaction's row hashes to the history.
*/
int64 last_parent= m_writeset_history_start;
//临时变量，首先设置为最小的一个seq number
for (std::set<uint64>::iterator it= writeset->begin(); it != writeset->end(); ++it)
//循环每一个Writeset中的每一个元素
{
Writeset_history::iterator hst= m_writeset_history.find(*it);
//是否在writeset history中 已经存在了。 map中的元素是 key是writeset 值是sequence number
if (hst != m_writeset_history.end()) //如果存在
{
if (hst->second > last_parent && hst->second < sequence_number)
last_parent= hst->second;
//如果已经大于了不需要设置
hst->second= sequence_number;
//更改这行记录的sequence_number
}
else
{
if (!exceeds_capacity)
m_writeset_history.insert(std::pair<uint64, int64>(*it, sequence_number));
//没有冲突则插入。
}
}
......
if (!write_set_ctx->get_has_missing_keys())
//如果没有主键和唯一键那么不更改last commit
{
/*
The WRITESET commit_parent then becomes the minimum of largest parent
found using the hashes of the row touched by the transaction and the
commit parent calculated with COMMIT_ORDER.
*/；
commit_parent= std::min(last_parent, commit_parent);
//这里对last commit做更改了。降低他的last commit
}
}
}
}
if (exceeds_capacity || !can_use_writesets)
{
m_writeset_history_start= sequence_number;
//如果超过最大设置 清空writeset history。从当前sequence 重新记录 也就是最小的那个事务seqnuce number
m_writeset_history.clear();//清空真个MAP
}前面说过这种方式就是在WRITESET的基础上继续处理，实际上它的含义就是同一个session的事务不允许在从库并行回放。代码很简单，如下：
int64 session_parent= thd->rpl_thd_ctx.dependency_tracker_ctx(). get_last_session_sequence_number(); //取本session的上一次事务的seq number if (session_parent != 0 && session_parent < sequence_number) //如果本session已经做过事务并且本次当前的seq number大于上一次的seq number commit_parent= std::max(commit_parent, session_parent); //说明这个session做过多次事务不允许并发，修改为order_commit生成的last commit thd->rpl_thd_ctx.dependency_tracker_ctx(). set_last_session_sequence_number(sequence_number); //设置session_parent的值为本次seq number的值
经过这个操作后，我们发现这种情况最后last commit恢复成了ORDER_COMMIT的方式。
本参数默认值为25000。代表的是我们说的Writeset历史MAP中元素的个数。如前面分析的Writeset生成过程中修改一行数据可能会生成多个HASH值，因此这个值还不能完全等待于修改的行数，可以理解为如下：
binlog_transaction_dependency_history_size/2=修改的行数 * （1+唯一键个数）
我们通过前面的分析可以发现如果这个值越大那么在Writeset历史MAP中能容下的元素也就越多，生成的last commit就可能更加精确（更加小），从库并发的效率也就可能越高。但是我们需要注意设置越大相应的内存需求也就越高了。
实际上在函数add_pke中就会判断是否有主键或者唯一键，如果存在唯一键也是可以。Writeset中存储了唯一键的行数据hash值。参考函数add_pke，下面是判断：
if (!((table->key_info[key_number].flags & (HA_NOSAME )) == HA_NOSAME)) //跳过非唯一的KEY continue;
如果没有主键或者唯一键那么下面语句将被触发：
if (writeset_hashes_added == 0) ws_ctx->set_has_missing_keys();
然后我们在生成last commit会判断这个设置如下：
if (!write_set_ctx->get_has_missing_keys())
//如果没有主键和唯一键那么不更改last commit
{
/*
The WRITESET commit_parent then becomes the minimum of largest parent
found using the hashes of the row touched by the transaction and the
commit parent calculated with COMMIT_ORDER.
*/；
commit_parent= std::min(last_parent, commit_parent);//这里对last commit做更改了。降低他的last commit
}
}因此没有主键可以使用唯一键，如果都没有的话WRITESET设置就不会生效回退到老的ORDER_COMMIT方式。
有了前面的基础，我们就很容易解释这种现象了。其主要原因就是Writeset的历史MAP的存在，只要这些事务修改的行没有冲突，也就是主键/唯一键不相同，那么在基于WRITESET的并行复制方式中就可以存在这种现象，但是如果binlog_transaction_dependency_tracking设置为WRITESET_SESSION则不会出现这种现象。
到此，相信大家对“MySQL中基于WRITESET的并行复制方式是什么”有了更深的了解，不妨来实际操作一番吧！这里是亿速云网站，更多相关内容可以进入相关频道进行查询，关注我们，继续学习！
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