一、简介

 从mysql 8.0.14开始，组复制引进一个新的参数，group_replication_consistency，事务一致性配置参数。用以控制在组复制中的事务一致性等级，其有5种可选配置项：

EVENTUAL(默认)

BEFORE_ON_PRIMARY_FAILOVER

BEFORE

AFTER

BEFORE_AND_AFTER

 我们知道组复制是基于paxos一致性算法保证了最终一致性。但是有时某些事务需要强一致，我们必须确保事务提交成功后，其修改在其他节点（非事务执行节点）上也能马上看到；亦或者在读写分离情况下，从库的只读事务能读取到最新的事务。

 而mysql 8.0.14引入的事务一致性配置参数group_replication_consistency就是用于配置事务一致性位点的参数，以解决上述各种问题。下面我们首先简单说明一下组复制原理，然后一致性参数各选项的含义，以及实现。

二、选项分析

2.1 组复制原理

 大家都知道了MySQL复制的原理，这里简单说明一下组复制的实现流程原理，主要理解组复制能更好理解事务一致性等级参数。下面是官方组复制原理图。

组复制原理

 组复制采用了乐观事务模型，事务可以在相应的服务器上先执行而无需与其他节点协商，直到提交阶段，才发送给组内的其他节点进行冲突检测，协商是否可以提交。如果可以则提交，否则就回滚。其中协商，冲突检测，事务原子广播都是在组复制插件中完成。由于各节点最终执行的事务以及顺序都一致，从而保证了数据的最终一致性。

 大致理解了组复制的原理，下面讲解group_replication_consistency各选项的含义，以及内部实现方式，为了简化作图，后续图中的commit包含上图从consensus到commit的所有操作。

2.2 各选项含义

注意：下面使用都是在单主模式下进行的

• EVENTUAL

 这是参数group_replication_consistency的默认值，也是8.0.14之前的一致性方式。在该配置下，RO和RW事务都不需要等待之前的事务完成。表现如下：

会话1（主，EVENTUAL级别）	会话2（从，EVENTUAL级别）
	①lock table t1 read;
②insert into t1 values (*); //执行成功，不会产生等待
	③select * from t1; //执行成功，返回结果为插入前的状态
	④unlock tables; //执行成功。此时Primary 上的insert 执行成功
	⑤select * from t1; //执行成功，返回结果为插入后的状态

 可以看到：尽管会话2锁住了表t1，对于主库t1表的修改也能进行，无影响；并且③执行查询也能成功，返回旧的结果集。内部图如下：

EVENTUAL

逻辑如下：

1、在服务器M1上开始了事务T1；

2、执行到提交阶段，将事务分发到各个节点（包括自己）

3、各节点冲突检测：如果存在冲突则回滚；如果没有冲突，M1上事务进行提交，其他节点上放入relaylog，执行提交

4、M3上，在事务T1传送到服务器之前开启了事务T2，从而事务T2在T1前被执行，从而意味着T2不能看到T1的数据变化。

• BEFORE_ON_PRIMARY_FAILOVER

 该一致性级别仅仅影响新主的读写。新主在应用relaylog中积累的旧主事务之前，所有事务（RO和RW）都会被阻塞。这确保在发生切换（不管有意还是无意）时，新主上总能看到最新的值。这保证了一致性，但不可避免增加新主处理积累事务的延迟。

• BEFOR

 事务在执行之前等待所有先前的事务完成。这确保了事务执行在最新的数据之上，而不管这个事务在哪个服务器上执行。该级别就是可以避免在从库上的非一致性读(包含BEFORE_ON_PRIMARY_FAILOVER级别)。实验如下：

会话1（主，EVENTUAL级别）	会话2（从）
	①set @@session.group_replication_consistency='BEFORE' ;
	②lock table t1 read;
③insert into t1 values (*); //执行成功，不会产生等待
	④select * from t1; //阻塞，如果超过wait_timeout设置的时间，报错：ERROR: 3797: Error while waiting for group transactions commit on group_replication_consistency= 'BEFORE'
	⑤unlock tables; //执行成功。此时Primary 上的insert 执行成功
	⑥select * from t1; //执行成功，返回结果为插入后的状态

 实现逻辑如下：

BEFOR

1、事务T1的执行逻辑不变；

2、在BEFOR一致性级别下，服务器M3开始事务T2，它将发送一个消息给组内所有成员（包含自己），该信息在事务T2执行前为其提供全局序列信息。

3、当大多数节点的回复信息被收到时，M3将会获得RECEIVED_TRANSACTION_SET事务GTID集合,该集合包含T2前组中所有需要提交的事务。

4、事务T2等待RECEIVED_TRANSACTION_SET事务集合中的所有事务都完成提交，才开始执行，后续步骤与一般提交一致。从而确保了事务T2读取最新的数据。

• AFTER

 RW事务需要等待其在所有节点上的变更结束，才能执行成功。“AFTER”不影响RO事务。该级别确保了但一个读写事务在本地提交成功后，后续的操作不管在哪个节点都能看到最新的数据—读写事务修改的数据(包含BEFORE_ON_PRIMARY_FAILOVER级别)。实验如下：

会话1（主，AFTER级别）	会话2（从，EVENTUAL级别）
	①lock table t1 read;
②insert into t1 values (*); //等待，测试发现即使等待时间超过“wait_timeout”的阈值，也不会报错
	③select * from t1; //阻塞，如果超过wait_timeout设置的时间，报错：ERROR: 3797: Error while waiting for group transactions commit on group_replication_consistency= 'BEFORE'
	④unlock tables; //执行成功。此时Primary 上的insert 执行成功
	⑤select * from t1; //执行成功，返回结果为插入后的状态

 实现逻辑如下：

AFTER

1、在AFTER级别下，主库事务T1前面的操作一致，只是主库在完成prepare之后，引擎层提交前等待；

2、其他节点收到事务T1，然后放入relaylog顺序执行，直到prepare完成，提交之前，发送ack给所以其他成员；

3、当所有成员收到了所有ack后（M1默认已经发送过ack，因为之前就prepare完成了），才真正引擎层提交，从而其他事务可见。

4、在M3上T2事务开始时，T1正在提交，所以T2事务需要等待，直到事务T1提交完成，后续步骤与一般提交一致

• BEFORE_AND_AFTER

 这个级别就是包含了BEFOR与AFTER。事务开始之前需等待先前事务提交，事务提交之前需等待所有节点都完成。整个实现逻辑如下：

BEFORE_AND_AFTER

2.3 BEFOR VS AFTER

 我们知道，AFTER与BEFOR两级别下，事务都需要等待，但其中有很大的不同，这里进行对比说明。

• 等待时机点不同

 BEFOR级别下，是在事务执行前进行等待，对RW事务和RO事务都有影响；AFTER级别下，实在事务执行之后，引擎提交之前进行等待，仅仅对RW事务有影响。

• 等待范围不同

 先看如下实验：

会话1（主,默认EVENTUAL）	会话2（从,默认EVENTUAL）
set @@session.group_replication_consistency ='AFTER' ;
	lock table t1 read;
insert into t1 values (*); //等待
	select * from t2; //执行成功
	set @@session.group_replication_consistency ='BEFOR' ;
	select * from t2; //阻塞
	unlock tables; //执行成功。此时Primary 上的insert 执行成功

 从上述实验可以看出：一旦事务在应用队列中，在BEFOR隔离级别下，需等待之前事务都提交，不管是否是操作同一张表或者记录。

• 影响范围不同

 BEFOR级别下，影响的仅仅是本成员中事务本身，也就是他并不需要与其他成员协调，仅仅影响本事务

 AFTER级别下，需要其他事务等待该事物的提交，该影响是整个组复制集群。

• 查看等待信息

查看BEFOR级别下，造成事务等待，可以通过如下命令查看：

SELECT * FROM information_schema.processlist 
WHERE state='Executing hook on transaction begin.';

查看AFTER级别下，找出事务等待，可以通过如下命令查看：

SELECT * FROM information_schema.processlist 
WHERE state='waiting for handler commit';

更多信息可以

SELECT *, TIME_TO_SEC(TIMEDIFF(now(),trx_started)) lock_time_sec 
FROM information_schema.innodb_trx JOIN information_schema.processlist
ON processlist.ID=innodb_trx.trx_mysql_thread_id 
WHERE state='waiting for handler commit' ORDER BY trx_started\G

三、总结

 更为准确的准确对数据一致性进行控制固然很好，但是也存在一定风险。比如如果设置了全局AFTER级别，因为“AFTER”很有可能导致，当Primary上有大量的变更、DDL、备份等操作时，commit被延迟，并且延迟可能会导致独有的业务全部需要连接到Primary。