死磕数据库系列（十二）：MySQL 分库分表（何时分？怎么分？）

2023-03-16 11:36:31

刚开始我们只用单机数据库就够了，随后面对越来越多的请求，我们将数据库的写操作和读操作进行分离，使用多个从库副本（Slaver Replication）负责读，使用主库（Master）负责写，从库从主库同步更新数据，保持数据一致。架构上就是数据库主从同步。从库可以水平扩展，所以更多的读请求不成问题。

但是当用户量级上来后，写请求越来越多，该怎么办？加一个Master是不能解决问题的，因为数据要保存一致性，写操作需要 2 个 master 之间同步，相当于是重复了，而且更加复杂。

上一期我们学习了：，在正式介绍分库分表之前，我们需要了解一下数据库的性能瓶颈在哪？

数据库瓶颈

不管是 IO 瓶颈还是 CPU 瓶颈，终都会导致数据库的活跃连接数增加，进而逼近甚至达到数据库可承载的活跃连接数的阈值。在业务 service 来看，

就是可用数据库连接少甚至无连接可用，接下来就可以想象了（并发量、吞吐量、崩溃）。

IO 瓶颈

种：磁盘读IO瓶颈，热点数据太多，数据库缓存放不下，每次查询会产生大量的IO，降低查询速度->分库和垂直分表
第二种：网络IO瓶颈，请求的数据太多，网络带宽不够 ->分库

CPU 瓶颈

种：SQl问题：如SQL中包含join,group by, order by，非索引字段条件查询等，增加CPU运算的操作->SQL优化，建立合适的索引，在业务Service层进行业务计算。
第二种：单表数据量太大，查询时扫描的行太多，SQl效率低，增加CPU运算的操作。->水平分表。

什么时候考虑分库分表

能不分就不分

并不是所有表都需要切分，主要还是看数据的增长速度。切分后在某种程度上提升了业务的复杂程度。不到万不得已不要轻易使用分库分表这个“大招”，避免“过度设计”和“过早优化”。分库分表之前，先尽力做力所能及的优化：升级硬件、升级网络、读写分离、索引优化等。当数据量达到单表瓶颈后，在考虑分库分表。

数据量过大，正常运维影响业务访问

这里说的运维，指：

1）对数据库备份，如果单表太大，备份时需要大量的磁盘IO和网络IO。例如1T的数据，网络传输占50MB时候，需要20000秒才能传输完毕，整个过程的风险都是比较高的

2）对一个很大的表进行DDL修改时，MySQL会锁住全表，这个时间会很长，这段时间业务不能访问此表，影响很大。如果使用pt-online-schema-change，使用过程中会创建触发器和影子表，也需要很长的时间。在此操作过程中，都算为风险时间。将数据表拆分，总量减少，有助于降低这个风险。

3）大表会经常访问与更新，就更有可能出现锁等待。将数据切分，用空间换时间，变相降低访问压力

随着业务发展，需要对某些字段垂直拆分

举个例子，假如项目一开始设计的用户表如下：

id                  bigint     #用户的ID
name                varchar    #用户的名字
last_login_time     datetime   #近登录时间
personal_info       text       #私人信息
.....                          #其他信息字段

在项目初始阶段，这种设计是满足简单的业务需求的，也方便快速迭代开发。而当业务快速发展时，用户量从10w激增到10亿，用户非常的活跃，每次登录会更新 last_login_name 字段，使得 user 表被不断update，压力很大。而其他字段：id, name, personal_info 是不变的或很少更新的，此时在业务角度，就要将 last_login_time 拆分出去，新建一个 user_time 表。

personal_info 属性是更新和查询频率较低的，并且text字段占据了太多的空间。这时候，就要对此垂直拆分出 user_ext 表了。

数据量快速增长

随着业务的快速发展，单表中的数据量会持续增长，当性能接近瓶颈时，就需要考虑水平切分，做分库分表了。此时一定要选择合适的切分规则，提前预估好数据容量

安全性和可用性

鸡蛋不要放在一个篮子里。在业务层面上垂直切分，将不相关的业务的数据库分隔，因为每个业务的数据量、访问量都不同，不能因为一个业务把数据库搞挂而牵连到其他业务。利用水平切分，当一个数据库出现问题时，不会影响到的用户，每个库只承担业务的一部分数据，这样整体的可用性就能提高。

分库分表方式方法

水平分库

1、概念：以字段为依据，按照一定策略（hash、range等），将一个库中的数据拆分到多个库中。
2、结果：

每个库的结构都一样
每个库中的数据不一样，没有交集
所有库的数据并集是全量数据
3、场景：系统并发量上来了，分表难以根本上解决问题，并且还没有明显的业务归属来垂直分库的情况下。

4、分析：库多了，io和cpu的压力自然可以成倍缓解

水平分表

1、概念：以字段为依据，按照一定策略（hash、range等），讲一个表中的数据拆分到多个表中。
2、结果：

每个表的结构都一样
每个表的数据不一样，没有交集，所有表的并集是全量数据。

3、场景：系统并发量没有上来，只是单表的数据量太多，影响了SQL效率，加重了CPU负担，以至于成为瓶颈，可以考虑水平分表。
4、分析：单表的数据量少了，单次执行SQL执行效率高了，自然减轻了CPU的负担。

垂直分库

1、概念：以表为依据，按照业务归属不同，将不同的表拆分到不同的库中。
2、结果：

每个库的结构都不一样
每个库的数据也不一样，没有交集
所有库的并集是全量数据

3、场景：系统并发量上来了，并且可以抽象出单独的业务模块的情况下。
4、分析：到这一步，基本上就可以服务化了。例如：随着业务的发展，一些公用的配置表、字典表等越来越多，这时可以将这些表拆到单独的库中，甚至可以服务化。再者，随着业务的发展孵化出了一套业务模式，这时可以将相关的表拆到单独的库中，甚至可以服务化。

垂直分表

1、概念：以字段为依据，按照字段的活跃性，将表中字段拆到不同的表中（主表和扩展表）。
2、结果：

每个表的结构不一样。
每个表的数据也不一样，一般来说，每个表的字段至少有一列交集，一般是主键，用于关联数据。
所有表的并集是全量数据。

3、场景：系统并发量并没有上来，表的记录并不多，但是字段多，并且热点数据和非热点数据在一起，单行数据所需的存储空间较大，以至于数据库缓存的数据行减少，查询时回去读磁盘数据产生大量随机读IO，产生IO瓶颈。
4、分析：可以用列表页和详情页来帮助理解。垂直分表的拆分原则是将热点数据（可能经常会查询的数据）放在一起作为主表，非热点数据放在一起作为扩展表，这样更多的热点数据就能被缓存下来，进而减少了随机读IO。拆了之后，要想获取全部数据就需要关联两个表来取数据。

但记住千万别用join，因为Join不仅会增加CPU负担并且会将两个表耦合在一起（必须在一个数据库实例上）。关联数据应该在service层进行，分别获取主表和扩展表的数据，然后用关联字段关联得到全部数据。

分库分表工具

sharding-jdbc（当当）
TSharding（蘑菇街）
Atlas（奇虎360）
Cobar（阿里巴巴）
MyCAT（基于Cobar）
Oceanus（58同城）
Vitess（谷歌）各种工具的利弊自查

分库分表带来的问题

分库分表能有效缓解单机和单表带来的性能瓶颈和压力，突破网络IO、硬件资源、连接数的瓶颈，同时也带来一些问题，下面将描述这些问题和解决思路。

事务一致性问题

分布式事务

当更新内容同时存在于不同库找那个，不可避免会带来跨库事务问题。跨分片事务也是分布式事务，没有简单的方案，一般可使用“XA协议”和“两阶段提交”处理。

分布式事务能大限度保证了数据库操作的原子性。但在提交事务时需要协调多个节点，推后了提交事务的时间点，延长了事务的执行时间，导致事务在访问共享资源时发生冲突或死锁的概率增高。随着数据库节点的增多，这种趋势会越来越严重，从而成为系统在数据库层面上水平扩展的枷锁。

终一致性

对于那些性能要求很高，但对一致性要求不高的系统，往往不苛求系统的实时一致性，只要在允许的时间段内达到终一致性即可，可采用事务补偿的方式。与事务在执行中发生错误立刻回滚的方式不同，事务补偿是一种事后检查补救的措施，一些常见的实现方法有：对数据进行对账检查，基于日志进行对比，定期同标准数据来源进行同步等。

跨节点关联查询join问题

切分之前，系统中很多列表和详情表的数据可以通过join来完成，但是切分之后，数据可能分布在不同的节点上，此时join带来的问题就比较麻烦了，考虑到性能，尽量避免使用Join查询。解决的一些方法：

全局表

全局表，也可看做“数据字典表”，就是系统中所有模块都可能依赖的一些表，为了避免库join查询，可以将这类表在每个数据库中都保存一份。这些数据通常很少修改，所以不必担心一致性的问题。

字段冗余

一种典型的反范式设计，利用空间换时间，为了性能而避免join查询。例如，订单表在保存userId的时候，也将userName也冗余的保存一份，这样查询订单详情顺表就可以查到用户名userName，就不用查询买家user表了。但这种方法适用场景也有限，比较适用依赖字段比较少的情况，而冗余字段的一致性也较难保证。

数据组装

在系统service业务层面，分两次查询，次查询的结果集找出关联的数据id，然后根据id发起器二次请求得到关联数据，后将获得的结果进行字段组装。这是比较常用的方法。

ER分片

关系型数据库中，如果已经确定了表之间的关联关系（如订单表和订单详情表），并且将那些存在关联关系的表记录存放在同一个分片上，那么就能较好地避免跨分片join的问题，可以在一个分片内进行join。在1:1或1：n的情况下，通常按照主表的ID进行主键切分。这样一来，Data Node1上面的order订单表与orderdetail订单详情表就可以通过orderId进行局部的关联查询了，Data Node2上也一样。

跨节点分页、排序、函数问题

跨节点多库进行查询时，会出现limit分页、order by排序等问题。分页需要按照指定字段进行排序，当排序字段就是分页字段时，通过分片规则就比较容易定位到指定的分片；当排序字段非分片字段时，就变得比较复杂.

需要先在不同的分片节点中将数据进行排序并返回，然后将不同分片返回的结果集进行汇总和再次排序，终返回给用户如下图：上图只是取页的数据，对性能影响还不是很大。但是如果取得页数很大，情况就变得复杂的多，因为各分片节点中的数据可能是随机的，为了排序的准确性，需要将所有节点的前N页数据都排序好做合并，后再进行整体排序，这样的操作很耗费CPU和内存资源，所以页数越大，系统性能就会越差。

在使用Max、Min、Sum、Count之类的函数进行计算的时候，也需要先在每个分片上执行相应的函数，然后将各个分片的结果集进行汇总再次计算。

全局主键避重问题

在分库分表环境中，由于表中数据同时存在不同数据库中，主键值平时使用的自增长将无用武之地，某个分区数据库自生成ID无法保证全局。因此需要单独设计全局主键，避免跨库主键重复问题。这里有一些策略：

UUID

UUID标准形式是32个16进制数字，分为5段，形式是8-4-4-4-12的36个字符。

UUID是简单的方案，本地生成，性能高，没有网络耗时，但是缺点明显，占用存储空间多，另外作为主键建立索引和基于索引进行查询都存在性能问题，尤其是InnoDb引擎下，UUID的无序性会导致索引位置频繁变动，导致分页。

结合数据库维护主键ID表

在数据库中建立sequence表：

CREATE TABLE `sequence` (  
      `id` bigint(20) unsigned NOT NULL auto_increment,  
      `stub` char(1) NOT NULL default '',  
      PRIMARY KEY  (`id`),  
      UNIQUE KEY `stub` (`stub`)  
    ) ENGINE=MyISAM;

stub字段设置为索引，同一stub值在sequence表中只有一条记录，可以同时为多张表生辰全局ID。sequence表的内容，如下所示：

+-------------------+------+ 
| id               | stub |  
+-------------------+------+ 
| 72157623227190423 |    a |  
+-------------------+------+

使用MyISAM引擎而不是InnoDb，已获得更高的性能。MyISAM使用的是表锁，对表的读写是串行的，所以不用担心并发时两次读取同一个ID。当需要全局的ID时，执行：

REPLACE INTO sequence (stub) VALUES ('a');  
    SELECT 1561439;

此方案较为简单，但缺点较为明显：存在单点问题，强依赖DB，当DB异常时，整个系统不可用。配置主从可以增加可用性。另外性能瓶颈限制在单台Mysql的读写性能。

另有一种主键生成策略，类似sequence表方案，更好的解决了单点和性能瓶颈问题。这一方案的整体思想是：建立2个以上的全局ID生成的服务器，每个服务器上只部署一个数据库，每个库有一张sequence表用于记录当前全局ID。

表中增长的步长是库的数量，起始值依次错开，这样就能将ID的生成散列到各个数据库上!这种方案将生成ID的压力均匀分布在两台机器上，同时提供了系统容错，台出现了错误，可以自动切换到第二台获取ID。但有几个缺点：系统添加机器，水平扩展较复杂；每次获取ID都要读取一次DB，DB的压力还是很大，只能通过堆机器来提升性能。

Snowflake分布式自增ID算法

Twitter的snowfalke算法解决了分布式系统生成全局ID的需求，生成64位Long型数字，组成部分：

位未使用
接下来的41位是毫秒级时间，41位的长度可以表示69年的时间
5位datacenterId,5位workerId。10位长度多支持部署1024个节点
后12位是毫秒内计数，12位的计数顺序号支持每个节点每毫秒产生4096个ID序列。

数据迁移、扩容问题

当业务高速发展、面临性能和存储瓶颈时，才会考虑分片设计，此时就不可避免的需要考虑历史数据的迁移问题。一般做法是先读出历史数据，然后按照指定的分片规则再将数据写入到各分片节点中。此外还需要根据当前的数据量个QPS，以及业务发展速度，进行容量规划，推算出大概需要多少分片（一般建议单个分片的单表数据量不超过1000W）。

案例分析

用户中心业务场景

用户中心是一个非常常见的业务，主要提供用户注册、登录、查询/修改等功能，其核心表为：

User(uid, login_name, passwd, sex, age, nickname)
uid为用户ID,  主键
login_name, passwd, sex, age, nickname,  用户属性

任何脱离业务的架构设计都是耍流氓，在进行分库分表前，需要对业务场景需求进行梳理：

用户侧：前台访问，访问量较大，需要保证高可用和高一致性。主要有两类需求：

用户登录：通过login_name/phone/email查询用户信息，1%请求属于这种类型
用户信息查询：登录之后，通过uid来查询用户信息，99%请求属这种类型

运营侧：后台访问，支持运营需求，按照年龄、性别、登陆时间、注册时间等进行分页的查询。是内部系统，访问量较低，对可用性、一致性的要求不高。

水平切分方法

当数据量越来越大时，需要对数据库进行水平切分，上文描述的切分方法有"根据数值范围"和"根据数值取模"。

"根据数值范围"：以主键uid为划分依据，按uid的范围将数据水平切分到多个数据库上。例如：user-db1存储uid范围为0~1000w的数据，user-db2存储uid范围为1000w~2000wuid数据。

优点是：扩容简单，如果容量不够，只要增加新db即可。
不足是：请求量不均匀，一般新注册的用户活跃度会比较高，所以新的user-db2会比user-db1负载高，导致服务器利用率不平衡

"根据数值取模"：也是以主键uid为划分依据，按uid取模的值将数据水平切分到多个数据库上。例如：user-db1存储uid取模得1的数据，user-db2存储uid取模得0的uid数据。

优点是：数据量和请求量分布均均匀
不足是：扩容麻烦，当容量不够时，新增加db，需要rehash。需要考虑对数据进行平滑的迁移。

非uid的查询方法

水平切分后，对于按uid查询的需求能很好的满足，可以直接路由到具体数据库。而按非uid的查询，例如login_name，就不知道具体该访问哪个库了，此时需要遍历所有库，性能会降低很多。

对于用户侧，可以采用"建立非uid属性到uid的映射关系"的方案；对于运营侧，可以采用"前台与后台分离"的方案。

建立非uid属性到uid的映射关系

1）映射关系

例如：login_name不能直接定位到数据库，可以建立login_name→uid的映射关系，用索引表或缓存来存储。当访问login_name时，先通过映射表查询出login_name对应的uid，再通过uid定位到具体的库。

映射表只有两列，可以承载很多数据，当数据量过大时，也可以对映射表再做水平切分。这类kv格式的索引结构，可以很好的使用cache来优化查询性能，而且映射关系不会频繁变更，缓存命中率会很高。

2）基因法

分库基因：假如通过uid分库，分为8个库，采用uid%8的方式进行路由，此时是由uid的后3bit来决定这行User数据具体落到哪个库上，那么这3bit可以看为分库基因。

上面的映射关系的方法需要额外存储映射表，按非uid字段查询时，还需要多一次数据库或cache的访问。如果想要消除多余的存储和查询，可以通过f函数取login_name的基因作为uid的分库基因。生成uid时，参考上文所述的分布式ID生成方案，再加上后3位bit值=f(login_name)。当查询login_name时，只需计算f(login_name)%8的值，就可以定位到具体的库。不过这样需要提前做好容量规划，预估未来几年的数据量需要分多少库，要预留一定bit的分库基因。