gh-ost:不一样的在线表结构变更

本文涉及的产品
云数据库 RDS MySQL Serverless,0.5-2RCU 50GB
简介: MySQL的大表表结构变更一直都是个麻烦事,为了尽量不影响业务,业内常用方案大概是pt-osc工具,或者主备滚动发布,或者自实现脚本。而gh-ost的出现,引入了一个全新的方案,在数据迁移和新旧表切换上做了优秀的设计。

简介:


2016年8月份,shlomi-noach在GitHub Engineering发文宣布gh-ost开源。gh-ost是什么?一个不依赖触发器实现的在线表结构变更工具.

对于数据库运维人员来说,MySQL的大表表结构变更一直都是个麻烦事,为了尽量不影响业务,业内常用的解决方案无外乎三种,一是利用Percona的pt-online-schema-change,Facebook的OSC等三方工具,二是在备库修改通过切换实现滚动变更,三则是升级MySQL到5.6/5.7通过官方Online DDL实现部分变更。然而,引入触发器带来的锁竞争问题,主备切换带来的附加成本以及Online DDL的局限性都不让DBA省心。

gh-ost的设计号称无触发器,可监控,可动态调整暂停等,更重要的是切换方案的优秀设计。下面就介绍下其实现原理和cut-over(新旧表切换)的详细过程。

原理:


gh-ost不依赖于触发器,是因为他是通过模拟从库,在row binlog中获取增量变更,再异步应用到ghost表的。

官方架构图如下:

图片名称

<该图摘自gh-ost>

图中描述了两种功能模式:

1.连接主库直接修改

  • 直连主库
  • 主库上创建ghost表
  • 新表(ghost表)上直接alter修改表结构
  • 迁移原表数据到新表
  • 拉取解析binlog事件,应用到新表
  • cut-over阶段,用新表替换掉原表

    2.连接从库间接应用到主库

  • 连接从库
  • 校验完后,在主库创建新表
  • 迁移原表数据到新表
  • 模拟从库的从库,拉取解析增量binlog应用到主库
  • cut-over阶段,用新表替换掉原表

两者不同的点就在于,通过连接从库来进行变更,对主库的性能影响最小

变更流程:


以直连主库修改为例,详细介绍gh-ost做了哪些操作:

1.模式:

  • 根据参数配置可选三种变更模式
  • 除了直连主库和连接从库以外,还有连接从库做变更测试

2.校验:

  • 测试db是否可连通,并且验证database是否存在
  • 确认连接实例是否正确
  • 权限验证 show / gh-ost / grants for current_user()
  • binlog验证,包括row格式验证和修改binlog格式后的重启replicate
  • 原表存储引擎,外键,触发器检查,行数预估等

3.初始化:

  • 初始化stream的连接,添加binlog的监听
  • 初始化applier连接,创建ghosttable和changelogtable
  • 判断是否符合迁移条件,写入结果到tablesInPlace channel

    4.迁移:

图片名称

迁移过程中,row copy和binlog apply是同时进行,其中原则是binlog apply的优先级一定大于row copy操作的优先级。

5.状态展示:

Copy: 9451000/10000060 94.5%; Applied: 31; Backlog: 0/100; Time: 8m26s(total), 8m26s(copy); streamer: mysql-bin.000040:68321839; ETA: 29s

6.cut-over:

  • 尝试lock原表
  • 成功后,进行rename原子性操作,被block住
  • unlock原表,rename完成切换
  • 后续中间表清理工作

迁移和切换的细节实现:


关于gh-ost的实现,这里只挑了rowcopy和binlog apply的顺序问题和rename过程做了详细解析。

数据迁移过程

在数据迁移的过程中,数据变量有三个,暂且分为,A:来自原表的rowcopy,B:binlog的apply,C:对原表的dml操作。

C操作会记录binglog从而触发B操作,所以B操作一定在C操作的后面,因此一般情况下,会有ACB,CBA两种组合,同时特殊情况如binlog apply延迟,则会有CAB这种组合。

分析三种组合之前要先了解gh-ost在sql改写方面是如何映射的:

RowCopy 原表操作 新表操作
select insert ignore into
BinlogApply 原表操作 新表操作
insert replace into
update update 新表(全行更新)
delete delete

在上述原则的基础上,我们再来逐个分析不同顺序组合的影响:

1.insert 操作

binlog是最权威的,gh-ost的原则是以binlog优先,所以无论任何顺序下,数据都是和binlog保持一致,如果rowcopy在后,会insert ignore,如果binlog apply在后会replace into掉。

2.update/delete 操作

一般情况下:

图片名称

ACB组合,即对已经rowcopy过的数据,出现对原表的update/delete操作。这时候会全部通过binlog apply执行,注意binlog apply的update是对某一条记录的全部列覆盖更新,所以不会有累加的问题。

图片名称

CBA组合,即对尚未迁移的数据,出现对原表的update/delete操作。这时候对新表的binlog apply会是空操作,具体数据由rowcopy迁移。

特殊情况下:

CAB组合,即先对原表更新完以后,rowcopy在binlog apply之前把数据迁移了过去,而在binlog event过来以后,会再次应用,这里有问题?其实结合gh-ost的binlog aplly的sql映射规则,insert操作会被replace重新替换掉,update 会更新对应记录全部行,delete 会是空操作。最终数据还是一致的状态。

cut-over过程:

在pt-osc或者online ddl中,最后的rename操作一般是耗时比较短,但如果表结构变更过程中,有大查询进来,那么在rename操作的时候,会触发MDL锁的等待,如果在高峰期,这就是个严重的问题。所以gh-ost是怎么做的呢?

gh-ost利用了MySQL的一个特性,就是原子性的rename请求,在所有被blocked的请求中,优先级永远是最高的。gh-ost基于此设计了该方案:一个连接对原表加锁,另启一个连接尝试rename操作,此时会被阻塞住,当释放lock的时候,rename会首先被执行,其他被阻塞的请求会继续应用到新表。

migrator.go:iterateChunks() 函数来确定何时开始cut-over

具体切换流程如下:

START

  1. 会话A

    1. CREATE table tbl_old

    防止rename过早执行

    1. LOCK TABLES tbl WRITE, tbl_old WRITE

    通过lock_wait_timeout设置为2s控制超时,超时失败会重试次数为配置default-retries,默认60次

  2. 新的请求进来,关于原表的请求被blocked
  3. RENAME TABLE tbl TO tbl_old, ghost TO tbl , 同样被blocked
  4. 新的请求进来,关于原表的请求被blocked
  5. 检查是否有blocked 的RENAME请求,通过show processlist
  6. 会话A: DROP TABLE tbl_old
  7. 会话A: UNLOCK TABLES
  8. RENAME SUCCESS

END

不同阶段失败后如何处理:

  • 如果第一步失败,退出程序
  • 如果会话A建表成功,加锁失败,退出程序,未加锁
  • rename请求来的时候,会话A死掉,lock会自动释放,同时因为tbl_old的存在rename也会失败,所有请求恢复正常
  • rename被blocked的时候,会话A死掉,lock会自动释放,同样因为tbl_old的存在,rename会失败,所有请求恢复正常
  • rename死掉,gh-ost会捕获不到rename,会话A继续运行,释放lock,所有请求恢复正常
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