一、主备的基本原理：
1、原理：
在状态1中，客户端的读写都直接访问节点A，而节点B是A的备库，只是将A的更新都同步过来，到本地执行。这样可以保持节点B和A的数据是相同的。当需要切换的时候，就切成状态2。这时候客户端读写访问的都是节点B，而节点A是B的备库。
在状态1中，虽然节点B没有被直接访问，但依然建议把节点B（也就是备库）设置成只读（readonly）模式（因为readonly设置对超级(super)权限用户是无效的，而用于同步更新的线程，就拥有超级权限。所以即使把备库设置成只读，也能跟主库保持同步更新）。这样做，有以下几个考虑：
①、有时候一些运营类的查询语句会被放到备库上去查，设置为只读可以防止误操作；
②、防止切换逻辑有bug，比如切换过程中出现双写，造成主备不一致；
③、可以用readonly状态，来判断节点的角色。
2、节点A到节点B的内部流程：
主库接收到客户端的更新请求后，执行内部事务的更新逻辑，同时写binlog。
备库B跟主库A之间维持了一个长连接。主库A内部有一个线程，专门用于服务备库B的这个长连接。
事务日志同步的完整过程：
①、在备库B上通过change master命令，设置主库A的IP、端口、用户名、密码，以及要从哪个位置开始请求binlog，这个位置包含文件名和日志偏移量。
②、在备库B上执行start slave命令，这时候备库会启动两个线程，就是图中的io_thread和sql_thread。其中io_thread负责与主库建立连接。
③、主库A校验完用户名、密码后，开始按照备库B传过来的位置，从本地读取binlog，发给B。
④、备库B拿到binlog后，写到本地文件，称为中转日志（relay log）。
⑤、sql_thread读取中转日志，解析出日志里的命令，并执行。
二、binlog的三种格式对比：
1、binlog的三种格式：
statement、row和mixed（前两种格式的混合）。
2、对于下表：
mysql> CREATE TABLE `t` (
`id` int(11) NOT NULL,
`a` int(11) DEFAULT NULL,
`t_modified` timestamp NOT NULL DEFAULT CURRENT_TIMESTAMP,
PRIMARY KEY (`id`),
KEY `a` (`a`),
KEY `t_modified`(`t_modified`)
) ENGINE=InnoDB;
insert into t values(1,1,'2018-11-13');
insert into t values(2,2,'2018-11-12');
insert into t values(3,3,'2018-11-11');
insert into t values(4,4,'2018-11-10');
insert into t values(5,5,'2018-11-09');
以删除一行数据为例：
mysql> delete from t /*comment*/ where a>=4 and t_modified<='2018-11-10' limit 1;
查询binlog内容的方法：
mysql> show binlog events in 'master.000001';
①、statement格式下binlog内容：
②、statement格式下delete命令的执行效果图：
运行这条delete命令产生了一个warning，原因是当前binlog设置的是statement格式，并且语句中有limit，所以这个命令可能是unsafe的。因为delete 带limit，很可能会出现主备数据不一致的情况。比如上面这个例子：
如果delete语句使用的是索引a，那么会根据索引a找到第一个满足条件的行，也就是说删除的是a=4这一行；
如果使用的是索引t_modified，那么删除的就是 t_modified='2018-11-09’也就是a=5这一行。
由于statement格式下，记录到binlog里的是语句原文，因此可能会出现这样一种情况：在主库执行这条SQL语句的时候，用的是索引a；而在备库执行这条SQL语句的时候，却使用了索引t_modified。因此，MySQL认为这样写是有风险的。
③、row格式下binlog内容：
可以看到，与statement格式的binlog相比，前后的BEGIN和COMMIT是一样的。但row格式的binlog里没有SQL语句的原文，而是替换成了两个event：Table_map和Delete_rows。（Table_map event用于说明接下来要操作的表是test库的表t;Delete_rows event用于定义删除的行为。）
④、row格式下的delete命令是看不到详细信息的，需要借助mysqlbinlog工具，用下面这个命令解析和查看binlog中的内容。因为row格式下binlog信息显示，这个事务的binlog是从8900这个位置开始的，所以可以用start-position参数来指定从这个位置的日志开始解析。
mysqlbinlog -vv data/master.000001 --start-position=8900;
②、row格式下delete命令的执行效果图：
其中：
server id 1，表示这个事务是在server_id=1的这个库上执行的。
每个event都有CRC32的值，这是因为把参数binlog_checksum设置成了CRC32。
Table_map event显示了接下来要打开的表，map到数字226。现在这条SQL语句只操作了一张表，如果要操作多张表，那么每个表都有一个对应的Table_map event、都会map到一个单独的数字，用于区分对不同表的操作。
在mysqlbinlog的命令中，使用了-vv参数是为了把内容都解析出来，所以从结果里面可以看到各个字段的值（比如，@1=4、 @2=4这些值）。
binlog_row_image的默认配置是FULL，因此Delete_event里面，包含了删掉的行的所有字段的值。如果把binlog_row_image设置为MINIMAL，则只会记录必要的信息，在这个例子里，就是只会记录id=4这个信息。
最后的Xid event，用于表示事务被正确地提交了。
当binlog_format使用row格式的时候，binlog里面记录了真实删除行的主键id，这样binlog传到备库去的时候，就肯定会删除id=4的行，不会有主备删除不同行的问题。
3、mixed这种binlog格式的存在场景：
①、因为有些statement格式的binlog可能会导致主备不一致，所以要使用row格式。
②、但row格式的缺点是很占空间。比如用一个delete语句删掉10万行数据，用statement的话就是一个SQL语句被记录到binlog中，占用几十个字节的空间。但如果用row格式的binlog，就要把这10万条记录都写到binlog中。这样做，不仅会占用更大的空间，同时写binlog也要耗费IO资源，影响执行速度。
③、所以，MySQL就取了个折中方案，也就是有了mixed格式的binlog。mixed格式的意思是MySQL自己会判断这条SQL语句是否可能引起主备不一致，如果有可能，就用row格式，否则就用statement格式。
4、binlog格式设置成row的好处：
<1>、delete：
row格式的binlog会把被删掉的行的整行信息保存起来。所以，如果在执行完一条delete语句以后，发现删错数据了，可以直接把binlog中记录的delete语句转成insert，把被错删的数据插入回去就可以恢复了。
<2>、insert：
row格式下，insert语句的binlog里会记录所有的字段信息，这些信息可以用来精确定位刚刚被插入的那一行。这时，直接把insert语句转成delete语句，删除掉这被误插入的一行数据就可以了。
<3>、update：
binlog里面会记录修改前整行的数据和修改后的整行数据。所以，如果误执行了update语句的话，只需要把这个event前后的两行信息对调一下，再去数据库里面执行，就能恢复这个更新操作了。
5、循环复制问题：
主备流程图(双M结构)
<1>、双M结构和M-S结构的区别：
节点A和B之间总是互为主备关系。这样在切换的时候就不用再修改主备关系。
<2>、循环复制问题：
业务逻辑在节点A上更新了一条语句，然后再把生成的binlog 发给节点B，节点B执行完这条更新语句后也会生成binlog。（建议把参数log_slave_updates设置为on，表示备库执行relay log后生成binlog）。如果节点A同时是节点B的备库，相当于又把节点B新生成的binlog拿过来执行了一次，然后节点A和B间，会不断地循环执行这个更新语句，也就是循环复制了。这个要怎么解决呢？
MySQL在binlog中记录了这个命令第一次执行时所在实例的server id。因此可以用下面的逻辑，来解决两个节点间的循环复制的问题：
①、规定两个库的server id必须不同，如果相同，则它们之间不能设定为主备关系；
②、一个备库接到binlog并在重放的过程中，生成与原binlog的server id相同的新的binlog；
③、每个库在收到从自己的主库发过来的日志后，先判断server id，如果跟自己的相同，表示这个日志是自己生成的，就直接丢弃这个日志。
按照这个逻辑，如果设置了双M结构，日志的执行流就会变成这样：
①、从节点A更新的事务，binlog里面记的都是A的server id；
②、传到节点B执行一次以后，节点B生成的binlog 的server id也是A的server id；
③、再传回给节点A，A判断到这个server id与自己的相同，就不会再处理这个日志。所以，死循环在这里就断掉了。