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今天就跟大家聊聊有关如何实现从库MTS多线程并行回放，可能很多人都不太了解，为了让大家更加了解，小编给大家总结了以下内容，希望大家根据这篇文章可以有所收获。
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实际上协调线程只是将Event分发到了工作线程的执行队列中。那么工作线程执行Event就需要从执行队列中拿出这些Event，然后进行执行。整个过程可以参考函数slave_worker_exec_job_group。因为这个流程比较简单，因此就不需要画图了，但是我们需要关注一些点如下：
（1）从执行队列中读取Event。注意这里如果执行队列中没有Event那么就进入空闲等待，也就是工作线程处于无事可做的状态，等待状态为‘Waiting for an event from Coordinator’。
（2）如果执行到XID_EVENT那么说明事务已经结束了那么需要完成内存信息更新操作。可参考Slave_worker::slave_worker_exec_event和Xid_apply_log_event::do_apply_event_worker函数。更新内存相关信息可参考函数commit_positions函数。下面是一些更新的信息，我们可以看到和slave_worker_info表中的信息基本一致，如下：
1、更新当前信息
strmake(group_relay_log_name, ptr_g->group_relay_log_name,
sizeof(group_relay_log_name) - 1);
group_relay_log_pos= ev->future_event_relay_log_pos;
set_group_master_log_pos(ev->common_header->log_pos);
set_group_master_log_name(c_rli->get_group_master_log_name());
2、将检查点信息进行写入：
strmake(checkpoint_relay_log_name, ptr_g-
>checkpoint_relay_log_name,sizeof(checkpoint_relay_log_name) - 1);
checkpoint_relay_log_pos= ptr_g->checkpoint_relay_log_pos;
strmake(checkpoint_master_log_name, ptr_g-
>checkpoint_log_name,sizeof(checkpoint_master_log_name) - 1);
checkpoint_master_log_pos= ptr_g->checkpoint_log_pos;
3、设置GAQ序号：
checkpoint_seqno= ptr_g->checkpoint_seqno;
更新整个BITMAP，可能已经由检查点进行GAQ出队：
for (uint pos= ptr_g->shifted; pos < c_rli->checkpoint_group; pos++)
//重新设置位图 因为checkpoint已经
{
//ptr_g->shifted是GAQ中出队的事务个数
if (bitmap_is_set(&group_shifted, pos))
//这里就需要偏移掉出队的事务，恢复已经不需要了
bitmap_set_bit(&group_executed, pos - ptr_g->shifted);
}
4、设置位图：
bitmap_set_bit(&group_executed, ptr_g->checkpoint_seqno);
//在本次事务相应的位置设置为1（3）如果执行到XID_EVENT那么说明事务已经结束了那么需要完成内存信息的持久化，即强制刷内存信息持久化到slave_worker_info表中（relay_log_info_repository设置为TABLE）。可参考函数commit_positions函数，如下：
if ((error= w->commit_positions(this, ptr_group, w->is_transactional())))
（4）如果执行到XID_EVENT还需要进行事务的提交操作，也就是进行Innodb层事务的提交。
从上面我们可以看到MTS中每次事务的提交并不会更新slave_relay_log_info表，而是进行slave_worker_info表的更新，将最新的信息写入到slave_worker_info表中。
我们前面也说过SQL线程已经蜕变为协调线程，那么slave_relay_log_info表什么时候更新呢？下面我们就能看到slave_relay_log_info表的更新实际上由协调线程在做完检查点之后更新。
总的说来MTS中的检查点是MTS进行异常恢复的起点。实际上就是代表到这个位置之前（包含自身）事务都是已经在从库执行过了，但之后的事务可能执行完成了也可能没有执行完成。检查点由协调线程进行。
前面我们已经知道MTS中为每个工作线程维护了一个Event的分发队列。除此之外协调线程还维护了一个非常的重要的队列GAQ，它是一个环形队列。下面是源码中的定义：
/* master-binlog ordered queue of Slave_job_group descriptors of groups that are under processing. The queue size is @c checkpoint_group. Group assigned */ Slave_committed_queue *gaq;
每次协调线程分发事务的时候都会将事务记录到GAQ队列中，因此GAQ中事务的顺序总是和relay log文件中事务的顺序一致的。检查点正是作用在GAQ队列上的，每次检查点的位置称为LWM，还记得上一节我叫大家先忽略的LWM吗？就是这个。源码中定义也正是如此，它在GAQ队列中进行维护。如下：
/* The last checkpoint time Low-Water-Mark */ Slave_job_group lwm;
在GAQ队列中还维护有一个叫做checkpoint_seqno的序号，它是最后一次检查点以来每个分配事务的序号，下面是源码中的定义：
uint checkpoint_seqno; // counter of groups executed after the most recent CP
在协调线程读取到GTID_LOG_EVENT后为其分配序号，记做checkpoint_seqno，如下：
rli->checkpoint_seqno++;//增加seqno
当协调线程进行检查点的时候checkpoint_seqno序号会减去出队的事务数量，如下：
checkpoint_seqno= checkpoint_seqno - shift; //这里减去出队的事务
在MTS异常恢复的时候也会用到这个序号，每个工作线程会通过这个序号来确认本工作线程执行事务的上限，如下：
for (uint i= (w->checkpoint_seqno + 1) - recovery_group_cnt,
j= 0; i <= w->checkpoint_seqno; i++, j++)
{
if (bitmap_is_set(&w->group_executed, i))
//如果这一位 已经设置
{
DBUG_PRINT("mts", ("Setting bit %u.", j));
bitmap_fast_test_and_set(groups, j);
//那么GTOUPS 这个 bitmap中应该设置，最终GTOUPS会包含全的需要恢复的事务
}
}关于详细的异常恢复流程将在第25节描述。
有了GAQ队列和检查点就知道异常恢复开始的位置了。但是我们并不知道每一个工作线程都完成了哪些事务，哪些又没有执行完成，因此就不能确认哪些事务需要恢复。在MTS中并行回放事务的提交并不是按分发顺序的进行的，某些大事务（或者其他原因比锁堵塞）可能迟迟不能提交，而一些小事务却会很快提交完成。这些迟迟不能提交的事务就成为了所谓的’gap’，如果使用了GTID那么在查看已经执行GTID SET的时候可能出现一些‘空洞’，为了防止’gap’的发生通常需要设置参数slave_preserve_commit_order。下一节我们将会看到这种‘空洞’以及slave_preserve_commit_order的作用。但是如果要设置了slave_preserve_commit_order参数就需要开启从库记录binary log的功能，因此必须开启log_slave_updates参数。下面是源码的判断：
if (opt_slave_preserve_commit_order && rli->opt_slave_parallel_workers > 0 && opt_bin_log && opt_log_slave_updates) commit_order_mngr= new Commit_order_manager(rli->opt_slave_parallel_workers); //order commit 管理器
这里先提前说一下MTS恢复的会有两个关键阶段：
扫描阶段
通过扫描检查点以后的relay log。通过每个工作线程的Bitmap区分出哪些事务已经执行完成，哪些事务没有执行完成，并且汇总形成恢复Bitmap，同时得到需要恢复的事务总量。
执行阶段
通过这个汇总的恢复Bitmap，将这些没有执行完成事务读取relay log再次执行。
这个Bitmap位图和GAQ中的事务一一对应。当执行XID_EVENT完成提交后这一位将会被设置为‘1’。
这个已经在前面提到过，实际上每次进行检查点的时候都需要将检查点的位置固化到slave_relay_log_info表中（relay_log_info_repository设置为TABLE）。因此slave_relay_log_info中存储的实际上不是实时的信息而是检查点的信息。下面就是slave_relay_log_info表的表结构：
MySQL> desc slave_relay_log_info; +-------------------+---------------------+------+-----+---------+-------+ | Field | Type | Null | Key | Default | Extra | +-------------------+---------------------+------+-----+---------+-------+ | Number_of_lines | int(10) unsigned | NO | | NULL | | | Relay_log_name | text | NO | | NULL | | | Relay_log_pos | bigint(20) unsigned | NO | | NULL | | | Master_log_name | text | NO | | NULL | | | Master_log_pos | bigint(20) unsigned | NO | | NULL | | | Sql_delay | int(11) | NO | | NULL | | | Number_of_workers | int(10) unsigned | NO | | NULL | | | Id | int(10) unsigned | NO | | NULL | | | Channel_name | char(64) | NO | PRI | NULL | | +-------------------+---------------------+------+-----+---------+-------+
与此同时show slave status中的某些信息也是检查点的内存信息。下面的信息将是来自检查点：
Relay_Log_File ：最新一次检查点的relay log文件名。
Relay_Log_Pos ：最新一次检查点的relay log位点。
Relay_Master_Log_File：最新一次检查点的主库binary log文件名。
Exec_Master_Log_Pos：最新一次检查点的主库binary log位点。
Seconds_Behind_Master：根据检查点指向事务的提交时间计算的延迟。
需要注意的是我们的GTID模块独立在这一套理论之外，在第3节我们讲GTID模块的初始化的时候我们就说过GTID模块的初始化是在从库信息初始化之前就完成了。因此在做MTS异常恢复的时候使用GTID AUTO_POSITION MODE模式将会变得更加简单和安全，细节将在第25节描述。
工作线程的信息就持久化在slave_worker_info 表中，前面我们描述工作线程执行Event注意点的时候已经做了相应的描述。执行XID_EVENT完成事务提交之后会将信息写入到slave_worker_info 表中（relay_log_info_repository设置为TABLE）。其中包括信息：
Relay_log_name：工作线程最后一个提交事务的relay log文件名。
Relay_log_pos：工作线程最后一个提交事务的relay log位点。
Master_log_name：工作线程最后一个提交事务的主库binary log文件名。
Master_log_pos：工作线程最后一个提交事务的主库binary log文件位点。
Checkpoint_relay_log_name：工作线程最后一个提交事务对应检查点的relay log文件名。
Checkpoint_relay_log_pos：工作线程最后一个提交事务对应检查点的relay log位点。
Checkpoint_master_log_name：工作线程最后一个提交事务对应检查点的主库binary log文件名。
Checkpoint_master_log_pos：工作线程最后一个提交事务对应检查点的主库binary log位点。
Checkpoint_seqno：工作线程最后一个提交事务对应checkpoint_seqno序号。
Checkpoint_group_size：工作线程的Bitmap字节数，约等于 GAQ队列大小/8，因为1个字节为8位。
Checkpoint_group_bitmap：工作线程对应的Bitmap位图信息。
关于Checkpoint_group_size的换算参考函数Slave_worker::write_info。
slave_checkpoint_group：GAQ队列大小。
slave_checkpoint_period：多久执行一次检查点，默认300毫秒。
超过slave_checkpoint_period配置。可参考next_event函数如下：
if (rli->is_parallel_exec() && (opt_mts_checkpoint_period != 0 || force))
{
ulonglong period= static_cast(opt_mts_checkpoint_period * 1000000ULL);
...
(void) mts_checkpoint_routine(rli, period, force, true/*need_data_lock=true*/);
...
} 达到GAQ队列已满，如下：
//如果达到了 GAQ的大小 设置为force 强制checkpoint bool force= (rli->checkpoint_seqno > (rli->checkpoint_group - 1));
正常stop slave。
通常有压力的情况下的slave_worker_info中的所有工作线程最大的Checkpoint_master_log_pos应该和slave_relay_log_info中的Master_log_pos 相等，因为这是最后一个检查点的位点信息，如下：
这一部分将详细描述一下检查点的步骤，关于检查点可以参考函数mts_checkpoint_routine。
假设现在有7个事务是可以并行执行的，工作线程数量为4个。当前协调线程已经分发了5个，前面4个事务都已经执行完成，其中第5的一个事务是大事务。那么可能当前的状态图如下（图20-1，高清原图包含在文末原图中）：
前面4个事务每个工作线程都分到一个，最后一个大事务这里假设由工作线程2进行执行，图中用红色部分表示。
if (!force && diff < period)
//是否需要进行检查点是否超过了slave_checkpoint_period的设置
{
/*
We do not need to execute the checkpoint now because
the time elapsed is not enough.
*/
DBUG_RETURN(FALSE);
}cnt= rli->gaq->move_queue_head(&rli->workers); //work数组 返回出队的个数
move_queue_head部分代码如下：
if (ptr_g->worker_id == MTS_WORKER_UNDEF || my_atomic_load32(&ptr_g->done) == 0) //当前GROUP是否已经执行完成 如果没有执行完成就需要 停止本次检查点 break; /* 'gap' at i'th */
先更新内存信息，也就是我们show slave status中看到的信息：
rli->set_group_master_log_pos(rli->gaq->lwm.group_master_log_pos); rli->set_group_relay_log_pos(rli->gaq->lwm.group_relay_log_pos); rli->set_group_relay_log_name(rli->gaq->lwm.group_relay_log_name);
然后强制写入表slave_relay_log_info中：
error= rli->flush_info(TRUE); //将本次检查点信息 写入到relay_log_info_repository表中
这个值在第27节中会详细描述，它是计算Seconds_behind_master的一个因素：
