以前虽也想过出国旅行，但从不曾实践，感谢Lalla和Ningoo的分享和鼓励，让我和Kiki在预算允许的情况下，好好享受了东南亚海岛的阳光。经历了出国前的忐忑，旅途中的惊喜，十天马来西亚旅程算是尽兴而归。打算写下整个历程，这会是一个系列文章，一则留念，再则也写给那些曾和我一样”担心”、”犹豫”的朋友：买好机票，一切就水到渠成了。
简单版本：打开亚航网站http://www.airasia.com/，搜索，预订，付款。
本文是一个较复杂版本，如果你从未在亚航预订过机票，建议阅读。
机票是在亚洲航空(亚航)预订的，亚航是一家马来西亚的廉价航空，从中国到东南亚各个国家都很方便，只要提前预订总能购买到非常便宜的机票，亚航的口号是：”Now everyone can fly”
今天发现Percona Release的Percona-Server-5-5-18-23-0已经完成了Group Commit工作，而且是用最优雅的方式（移植了MariaDB的实现，而不是workaround），心里难掩激动。
这篇文章接前篇继续介绍一下问题的背景：什么是Group Commit，现在的官方版本Group Commit做到了什么程度？
MySQL/InnoDB在做事务的时候使用的日志先行（Write-ahead logging）的方式保证事务的快速和持久，所以每次事务完成都要求日志必须持久化到磁盘，在Linux上对应的操作就是“write and fsync”，write速度是很快的，一般对应的写Page Cache，而fsync则要求文件系统把对应文件的哦Page Cache必须持久化到磁盘上，而对于传统磁盘一次写操作大约需要1~3ms（不说BBU），这意味着对于传统磁盘1秒钟最多最多做333～1000个事务，这是不理想的，对硬件的利用率（吞吐量）也是非常低。
所以，这里就有了Group操作的概念，即当好几个线程都要fsync同一个日志文件时，我们将这些fsync合并到一次来做。简单举例：我们让系统每2ms做一次fsync，这样如果这2ms内有100个线程都需要做fsync，那就赚到了，原本100个fsync都独立来做那耗时会非常多的。
你肯定会说，难道这不是很简单的想法吗？是的，这就是原本是很简单、也很自然的想法。
但对MySQL来说却变成了一种奢求（看看这个Bug讨论）。
MySQL是不是太弱了，这么简单的事情都搞不定？不是的。
MySQL从开源到现在，成功的一个非常重要的原因，就是MySQL的插件式架构。如果MySQL只是MyISAM估计不会有现在的流行程度，插件式的架构让诸如Heikki Tuuri有了发挥空间，在InnoDB和MySQL一起时，MySQL才能算是一个真正的DBMS。再到后来，有Infobright、 FEDERATED、PBXT等等。
插件式的架构给MySQL带来了活力，做出牺牲便是在上层(MySQL)和下层(存储引擎)交互时带来的额外消耗，有时甚至上层和下层需要做一些重复工作。无法做Group Commit就是这其中的牺牲之一。
这里介绍一个最近用得很多的一个小工具：tbdba-restore-mysqldump.pl。
主要有两个功能：
(1) 尽可能快的从一个非常大的mysqldump文件的分离出某个单表的备份文件
(2) 可以帮你把一个大的mysqldump文件，切割成非常小的单表备份文件（可继续做并行恢复）
(1) 如果把MySQL中某一个表数据弄丢了，需要从很大的mysqldump备份文件中恢复这个表
(2) 如果你想并行恢复整个mysqldump备份文件时，这个脚本可以帮你把大文件切割成多个小的单表备份文件，然后就可以方便并行恢复多个文件了
这里以实例的方式介绍如何使用该脚本：
(1) 从backup.sql文件中获取表process的备份：
tbdba-restore-mysqldump.pl -t process -f backup.sql
(2) 从backup.sql文件中获取数据库monitor中的表process的备份：
tbdba-restore-mysqldump.pl -t process -s monitor -f backup.sql
概述：本文讨论主机在发送一个TCP数据包后，如果迟迟没有收到ACK，主机多久后会重传这个数据包。主机从发出数据包到第一次TCP重传开始，RFC中这段时间间隔称为retransmission timeout，缩写做RTO。本文会先看看RFC中如何定义RTO，然后看看Linux中如何实现。本文旨在分享：当遇到了TCP层问题改如何去查找、阅读文档，该如何去在Linux源码中寻求答案。
在分析MySQL Semi-sync故障时，我们用Tcpdump+Wireshark（感谢淘宝雕梁）抓住当时的网络包传送细节，观察到了一次TCP重传最终导致了Semi-sync超时：
第一次传输
13:55:11.893291 master => slave Binlog pos:319890197
重传：
13:55:12.094596 master => slave Binlog pos:319890197看到两次传送间隔约201毫秒，即第一次传输201毫秒后，还没有收到ACK响应，TCP认为传输超时，开始重传。
疑问：host和host之间的RTT大约是0.5毫秒，为什么第一次重传需要等200毫秒？（我希望是<20ms）socket程序可以配置吗RTO吗？TCP有参数可配置RTO吗？
翻开TCP/IP详解找到关于TCP Retransmission章节，较详细的介绍TCP的超时机制，书中是个概述，于是又找到RFC1122。
RFC1122的4.2.2.15和4.2.3.1都介绍了Retransmission Timeout的处理（说来惭愧，这是第一次阅读TCP相关RFC）。
在RFC中搜索Retransmission发现RFC 793 1122 2988 6298都有对重传算法、和初次重传超时的描述。于是开始阅读这个四个RFC，耗时约2小时，了解了大致的重传超时算法。
(more…)这又是一篇介绍Semi-sync的文章。
Semi-sync主库在一定时间内（可配置的超时时间），如果没有收到备库的响应，则会超时从而降级为普通的replication复制。如果超时发生，有时需要查清什么原因导致备库没有及时响应，一方面可以从备库的日志着手，另一方面，如果需要更细致的信息则需要从备库端的网络包查找原因。这里介绍如何分析一个Semi-sync备库响应主库的数据包。
概述：先使用tcpdump抓取正确（主要是src和dst都正确）的数据包；然后借助wireshark玻璃TCP/IP等层的头信息，仅保留发送的MySQL数据包；再分析MySQL Semi-sync Slave响应的协议。
通过如下tcpdump抓取主机的网络包：
nohup tcpdump -n -nn -tttt -i bond0 -s 65535 'port 3306 and ((dst host master.host and src host slave.host and len < 100) or (dst host slave.host and src host master.host))' -w tcpdump.ret -C 50 &
参数简单说明：
-n 表示ip不要转换为主机名 -nn表示端口号，不要转为为服务名（例如3306会被转换为mysql） -tttt 打印出完成的格式化的时间戳 -C 50 表示抓取的结果放到文件中，文件大小不超过50MB