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，但是建议把备库节点B，设置成只读模式。有以下几个原因：
- 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
- 防止切换逻辑有bug
- 可以用readonly状态，来判断节点的角色
把备库设置成只读，还怎么跟主库保持同步更新？
readonly设置对超级权限用户是无效的，而用于同步更新的线程，就拥有超级权限
下图是一个update语句在节点A执行，然后同步到节点B的完整流程图：
备库B和主库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。一个事务日志同步的完整过程如下：
- 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 - 在备库B上执行
start slave命令，这时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 - 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
- 备库B拿到binlog后，写到本地文件，称为中转日志
sql_thread读取中转日志，解析出日志里的命令，并执行
由于多线程复制方案的引入，sql_thread演化成了多个线程
二、循环复制问题
双M结构：
作者：Java编程宇宙 链接：https://zhuanlan.zhihu.com/p/394921571 来源：知乎 著作权归作者所有。商业转载请联系作者获得授权，非商业转载请注明出处。
节点A和节点B互为主备关系。这样在切换的时候就不用再修改主备关系
双M结构有一个问题要解决，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。那么，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
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问题：
- 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
- 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
- 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
双M结构日志的执行流如下：
- 从节点A更新的事务，binlog里面记的都是A的server id
- 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
- 再传回给节点A，A判断这个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
三、主备延迟
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1、什么是主备延迟？
与数据同步有关的时间点主要包括以下三个：
- 主库A执行完成一个事务，写入binlog，这个时刻记为T1
- 之后传给备库B，备库B接收完这个binlog的时刻记为T2
- 备库B执行完这个事务，把这个时刻记为T3
所谓主备延迟，就是同一个事务，在备库执行完成的时间和主库执行完成的时间之间的差值，也就是T3-T1
可以在备库上执行show slave status命令，它的返回结果里面会显示seconds_behind_master，用于表示当前备库延迟了多少秒
seconds_behind_master的计算方法是这样的：
- 每个事务的binlog里面都有一个时间字段，用于记录主库上写入的时间
- 备库取出当前正在执行的事务的时间字段的值，计算它与当前系统时间的差值，得到
seconds_behind_master
如果主备库机器的系统时间设置不一致，不会导致主备延迟的值不准。备库连接到主库的时候，会通过SELECTUNIX_TIMESTAMP()函数来获得当前主库的系统时间。如果这时候发现主库的系统时间与自己不一致，备库在执行seconds_behind_master计算的时候会自动扣掉这个差值
网络正常情况下，主备延迟的主要来源是备库接收完binlog和执行完这个事务之间的时间差
主备延迟最直接的表现是，备库消费中转日志的速度，比主库生产binlog的速度要慢
