usb主從模式區(qū)別？USB，是英文Universal Serial Bus（通用串行總線）的縮寫，是一個(gè)外部總線標(biāo)準(zhǔn)，主要用于國(guó)家規(guī)范電腦與外部設(shè)備的連接和通訊。是應(yīng)用形式在PC領(lǐng)域的接術(shù)。主從模式是

usb主從模式區(qū)別？

USB，是英文Universal Serial Bus（通用串行總線）的縮寫，是一個(gè)外部總線標(biāo)準(zhǔn)，主要用于國(guó)家規(guī)范電腦與外部設(shè)備的連接和通訊。是應(yīng)用形式在PC領(lǐng)域的接術(shù)。

主從模式是最簡(jiǎn)單的集群模式，總之就是剪切粘貼基本不能幫忙解決讀寫分離問題，主機(jī)服務(wù)器若是宕機(jī)基本完蛋，不具備高可用。

基本Redis的性能瓶頸主要本質(zhì)網(wǎng)絡(luò)IO和內(nèi)存主頻上面，單機(jī)版Redis在不考慮高可用的情況下基本都滿足的條件80%的項(xiàng)目必須，只不過單機(jī)版Redis可以實(shí)現(xiàn)方法10W/S的請(qǐng)求，就算緩存K-V值過大，按照讀寫分離緩存網(wǎng)卡的壓力，不然這個(gè)并發(fā)處理能力也可以應(yīng)對(duì)大部分項(xiàng)目。

mysql主從復(fù)制是什么概念？什么場(chǎng)合用？最好舉例說明？

在談這個(gè)特性之前，我們先來看看mysql的復(fù)制架構(gòu)衍生史。MySQL的復(fù)制可分三種：第一種，即普通地的replication。壘建很簡(jiǎn)單，使用非常應(yīng)用廣泛，從mysql誕生之初，就再產(chǎn)生了這種架構(gòu)，性能相當(dāng)好，無疑相當(dāng)成熟。可是這種架構(gòu)數(shù)據(jù)是同步異步的，所以有全部丟失數(shù)據(jù)庫(kù)的風(fēng)險(xiǎn)。第二種，即mysqlcluster。搭建中也簡(jiǎn)單點(diǎn)，本身也都很穩(wěn)定啊，是mysql里面對(duì)數(shù)據(jù)保護(hù)最最可靠的架構(gòu)，又是同樣一個(gè)數(shù)據(jù)全部網(wǎng)絡(luò)同步的架構(gòu)，絕對(duì)的零丟了。只不過性能就差遠(yuǎn)些了。第三種，即semi-syncreplication，半同步，性能，功能都另一種以上兩者之間。從mysql5.5開始孕育而出，目的折中根據(jù)上述規(guī)定兩種架構(gòu)的性能包括優(yōu)缺點(diǎn)?！拔覀兘裉煺勑┑谌N架構(gòu)

我們明白了，大多數(shù)的replication，也即mysql的異步截圖，憑著mysql二進(jìn)制日志也即binarylog通過數(shù)據(jù)剪切粘貼。比如兩臺(tái)機(jī)器，一臺(tái)主機(jī)也即master，另外一臺(tái)是從機(jī)，也即slave。

1.正常了的復(fù)制為：事務(wù)一（t1）讀取binlogbuffer；dumper線程通知slave有新的事務(wù)t1；binlogbuffer接受checkpoint；slave的io線程收不到到t1并寫入到到自己的的relaylog；slave的sql線程寫入到本地?cái)?shù)據(jù)庫(kù)。過了一會(huì)兒，master和slave都能看見了這條新的事務(wù)，就算是master掛了，slave可以修為提升為新的master。2.極其的復(fù)制為：事務(wù)一（t1）寫入binlogbuffer；dumper線程通知slave有新的事務(wù)t1；binlogbuffer并且checkpoint；slave而且網(wǎng)絡(luò)不穩(wěn)定，一直在就沒收到消息t1；master掛掉，slave實(shí)力提升為新的master，t1弄丟。

3.很小的問題是：主機(jī)和從機(jī)事務(wù)更新完的不同步，哪怕是沒有網(wǎng)絡(luò)或者其他系統(tǒng)的十分，當(dāng)業(yè)務(wù)并發(fā)上來時(shí)，slave只不過要順序先執(zhí)行master批量事務(wù)，可能導(dǎo)致很小的網(wǎng)絡(luò)延遲。

是為增強(qiáng)以下幾種場(chǎng)景的不足，mysql從5.5就開始推出了半同步。

即在master的dumper線程通知slave后，增加了一個(gè)ack，即是否需要順利發(fā)來t1的標(biāo)志碼。也就是dumper線程除此之外正在發(fā)送t1到slave，還承當(dāng)了接收slave的ack工作。如果又出現(xiàn)無比，也沒發(fā)來ack，這樣將手動(dòng)解散戰(zhàn)隊(duì)為特殊的復(fù)制，等他異常再修復(fù)。

發(fā)現(xiàn)半歌詞同步給了的新問題：1.如果十分發(fā)生了什么，會(huì)聯(lián)賽排名為特殊的復(fù)制。這樣的話從機(jī)再次出現(xiàn)數(shù)據(jù)不匹配的幾率會(huì)增加，并不是幾乎迅速消失。2.主機(jī)dumper線程承擔(dān)部分的工作變多了，這樣顯然會(huì)降底整個(gè)數(shù)據(jù)庫(kù)的性能。3.在MySQL5.5和5.6建議使用after_commit的模式下,即如果不是slave也沒通知事務(wù)，也就是還也沒中寫入到relaylog之前，網(wǎng)絡(luò)直接出現(xiàn)異常的或不穩(wěn)定啊，此時(shí)剛好master掛了，系統(tǒng)切換到從機(jī)，兩側(cè)的數(shù)據(jù)變會(huì)會(huì)出現(xiàn)不一致。在此情況下，slave會(huì)少一個(gè)事務(wù)的數(shù)據(jù)。

不斷MySQL5.7版本的發(fā)布，半不同步的剪切粘貼技術(shù)可以升級(jí)為全新的Loss-lessSemi-SynchronousReplication架構(gòu)，其成熟度、數(shù)據(jù)一致性與執(zhí)行效率能夠得到作用效果的提升。

MySQL5.7對(duì)數(shù)據(jù)復(fù)制效率通過了再改進(jìn)1主從一致性結(jié)合支持在事務(wù)commit前在等待ACK

新版本的semisync提升了rpl_semi_sync_master_wait_point參數(shù)來操縱半網(wǎng)絡(luò)同步模式下主庫(kù)在返回給會(huì)話事務(wù)成功之前并提交事務(wù)的。

該參數(shù)有兩個(gè)值：

AFTER_COMMIT（5.6默認(rèn)值）

master將每個(gè)事務(wù)寫入binlog,傳遞到slave重新登陸到磁盤(relaylog)，同時(shí)主庫(kù)并提交事務(wù)。master再等待slave反饋收到relaylog，只有一送來ACK后master才將commit可以啦結(jié)果反饋給客戶端。

AFTER_SYNC（5.7默認(rèn)值，但5.6中無此模式）

master將每個(gè)事務(wù)寫入到binlog,傳達(dá)到slave可以刷新到磁盤(relaylog)。master等待slave反饋收不到到relaylog的ack之后，再遞交事務(wù)另外趕往commitok結(jié)果給客戶端。除非主庫(kù)hurricanes，所有在主庫(kù)上早就再提交的事務(wù)都能可以保證巳經(jīng)不同步的到slave的relaylog中。

并且5.7化入了after_sync模式，給予的要注意收益是解決的辦法after_commit會(huì)造成的masterpanic主從間數(shù)據(jù)不一致問題，而在分解重組after_sync模式后，所有提交的數(shù)據(jù)已經(jīng)都被復(fù)制，故障快速切換時(shí)數(shù)據(jù)一致性將我得到提升。

2性能提升接受正在發(fā)送binlog和認(rèn)可ack的異步化

舊版本的semisync設(shè)備限制于dumpthread，原因是dumpthread承擔(dān)責(zé)任了兩份完全不同且又非常不穩(wěn)定的任務(wù)：傳送binlog給slave，還要等待slave反饋信息，不過這兩個(gè)任務(wù)是串行的，dumpthread需要在等待slave趕往之后才會(huì)傳送下一個(gè)events事務(wù)。dumpthread竟是成為整個(gè)半網(wǎng)絡(luò)同步增加性能的瓶頸。在高并發(fā)業(yè)務(wù)場(chǎng)景下，這樣的機(jī)制會(huì)會(huì)影響數(shù)據(jù)庫(kù)整體的TPS.

圖：Without ACKreceivingthread

為了可以解決上述問題，在5.7版本的semisync框架中，獨(dú)立出一個(gè)ackcollectorthread，專門買用于收得到slave的反饋信息。那樣master上有兩個(gè)線程獨(dú)立工作的話，可以另外發(fā)送中binlog到slave，和接收slave的反饋。

圖：WithACKreceivingthread3性能提升再控制主庫(kù)收不到slave寫事務(wù)成功反饋數(shù)量

MySQL5.7新增了rpl_semi_sync_master_wait_slave_count參數(shù)，可以不用來壓制主庫(kù)進(jìn)行多少個(gè)slave寫事務(wù)成功反饋，給高可用架構(gòu)可以切換提供了靈活性。

空間四邊形，當(dāng)count值為2時(shí)，master需再等待兩個(gè)slave的ack

4性能提升

Binlog互斥鎖設(shè)計(jì)改進(jìn)

舊版本半歌詞同步不能復(fù)制在主遞交binlog的寫會(huì)話和dumpthread讀binlog的操作都會(huì)對(duì)binlog先添加互斥鎖，倒致binlog文件的讀寫是并行接口化的，必然并發(fā)度的問題。

MySQL5.7對(duì)binloglock進(jìn)行了以下兩方面優(yōu)化

1.移之外dumpthread對(duì)binlog的互斥鎖

2.組建了安全邊際能保證binlog的讀安全

5性能提升組提交

5.7引導(dǎo)出了新的變量slave-parallel-type，其可以配置的值有：

DATABASE（5.7之前默認(rèn)值），基于組件庫(kù)的并行復(fù)制；LOGICAL_CLOCK（5.7新增值），基于組再提交的并行復(fù)制；

MySQL5.6版本也意見有所謂的并行不能復(fù)制，可是其聯(lián)成一體只是基于條件DATABASE的，也就是基于條件庫(kù)的。如果不是用戶的MySQL數(shù)據(jù)庫(kù)實(shí)例中存在多個(gè)DATABASE，對(duì)此從機(jī)圖片文件夾的速度的確可以不有比較大的幫助，要是用戶實(shí)例僅一個(gè)庫(kù)，那就就難以基于并行快進(jìn)播放，哪怕性能會(huì)比那個(gè)的單線程更差。

MySQL5.7中增加了一種新的并行模式：為同樣進(jìn)入COMMIT階段的事務(wù)分配是一樣的的序列號(hào)，這些強(qiáng)大完全相同序列號(hào)的事務(wù)在備庫(kù)是可以不并發(fā)不能執(zhí)行的。

MySQL5.7完全實(shí)現(xiàn)程序的并行不能復(fù)制，這其中眾多主要注意的原因那是slave服務(wù)器的回放與主機(jī)是一致的即master服務(wù)器上是怎么并行不能執(zhí)行的slave上就怎么才能接受分頭并進(jìn)快進(jìn)播放。不再繼續(xù)有庫(kù)的并行復(fù)制限制，對(duì)此二進(jìn)制日志格式也無特殊的要求（實(shí)現(xiàn)庫(kù)的并行剪切粘貼也沒有要求）。

而下面的序列中可以并發(fā)的序列為（其中前面一個(gè)數(shù)字為last_committed，后面一個(gè)數(shù)字為sequence_number）：

trx11…..2trx21………….3trx31…………………….4trx42……………………….5trx53…………………………..6trx63………………………………7trx76………………………………..8

備庫(kù)分頭并進(jìn)規(guī)則：當(dāng)交回一個(gè)事務(wù)時(shí)，其last_committed序列號(hào)比當(dāng)前正在執(zhí)行的事務(wù)的最小sequence_number要小時(shí)，則愿意不能執(zhí)行。

但，

a)trx1先執(zhí)行，last_commitlt2的可并發(fā)，trx2,trx3可繼續(xù)清點(diǎn)不能執(zhí)行

b)trx1不能執(zhí)行能夠完成后，last_commitlt3的這個(gè)可以不能執(zhí)行，trx4可分發(fā)

c)trx2先執(zhí)行完成后，last_commitlt4的可以不不能執(zhí)行，trx5,trx6可分發(fā)

d)trx3、trx4、trx5完成后，last_commitlt7的可以不能執(zhí)行，trx7可交回

綜合以上分析

我們其實(shí)MySQL5.7版對(duì)Loss-Less半網(wǎng)絡(luò)同步復(fù)制技術(shù)的優(yōu)化，令其成熟度和執(zhí)行效率都我得到了質(zhì)的提高。我們見意在可以使用MySQL5.7以及生產(chǎn)環(huán)境的部署時(shí)，也可以在用半離線技術(shù)另外高可用與讀寫分離方案的數(shù)據(jù)復(fù)制方案。