WAL 机制：只要 redo log 和 binlog 保证持久化到磁盘，就能确保 MySQL 异常重启后，数据可以恢复。

1.binlog 的写入机制

• step1.事务执行过程中，先把日志写到 binlog cache
• step2.事务提交的时候，再把 binlog cache 写到 binlog 文件中

一个事务的 binlog 是不能被拆开的，因此不论这个事务多大，也要确保一次性写入。这就涉及到了 binlog cache 的保存问题。系统给 binlog cache 分配了一片内存，每个线程一个，参数 binlog_cache_size 用于控制单个线程内 binlog cache 所占内存的大小。如果超过了这个参数规定的大小，就要暂存到磁盘。

每个线程有自己 binlog cache，但是共用同一份 binlog 文件。

• 图中的 write，指的就是指把日志写入到文件系统的 page cache，并没有把数据持久化到磁盘，所以速度比较快。
• 图中的 fsync，才是将数据持久化到磁盘的操作。一般情况下，我们认为 fsync 才占磁盘的IOPS。

write 和 fsync 的时机，是由参数 sync_binlog 控制的：

• 1）sync_binlog=0 的时候，表示每次提交事务都只 write，不 fsync；
• 2）sync_binlog=1 的时候，表示每次提交事务都会执行 fsync；
• 3）sync_binlog=N(N>1) 的时候，表示每次提交事务都 write，但累积 N 个事务后才 fsync。

因此，在出现 IO 瓶颈的场景里，将 sync_binlog 设置成一个比较大的值，可以提升性能。在实际的业务场景中，考虑到丢失日志量的可控性，一般不建议将这个参数设成 0，比较常见的是将其设置为 100~1000 中的某个数值。

但是，将 sync_binlog 设置为 N，对应的风险是：如果主机发生异常重启，会丢失最近 N 个事务的 binlog 日志。

2.redo log 的写入机制

事务在执行过程中，生成的redo log 是要先写到 redo log buffer 的。redo log buffer里面的内容，不是每次生成后都要直接持久化到磁盘。

如果事务执行期间 MySQL 发生异常重启，那这部分日志就丢了。由于事务并没有提交，所以这时日志丢了也不会有损失。

事务还没提交的时候，redo log buffer 中的部分日志有可能被持久化到磁盘。

redo log 可能存在的三种状态：

• 1）存在 redo log buffer 中，物理上是在 MySQL 进程内存中，就是图中的红色部分；
• 2）写到磁盘 (write)，但是没有持久化（fsync)，物理上是在文件系统的 page cache 里面，也就是图中的黄色部分；
• 3）持久化到磁盘，对应的是 hard disk，也就是图中的绿色部分。

为了控制 redo log 的写入策略，InnoDB 提供了 innodb_flush_log_at_trx_commit 参数，它有三种可能取值：

• 1）设置为 0 的时候，表示每次事务提交时都只是把 redo log 留在 redo log buffer 中 ;
• 2）设置为 1 的时候，表示每次事务提交时都将 redo log 直接持久化到磁盘；
• 3）设置为 2 的时候，表示每次事务提交时都只是把 redo log 写到 page cache。

InnoDB 有一个后台线程，每隔 1 秒，就会把 redo log buffer 中的日志，调用 write 写到文件系统的 page cache，然后调用 fsync 持久化到磁盘。

让一个没有提交的事务的 redolog 写入到磁盘中的三种情况：

• 1）事务执行中间过程的 redo log 也是直接写在 redo log buffer 中的，这些redo log 也会被后台线程一起持久化到磁盘。也就是说，一个没有提交的事务的 redo log，也是可能已经持久化到磁盘的。
• 2）redo log buffer 占用的空间即将达到 innodb_log_buffer_size 一半的时候，后台线程会主动写盘。注意，由于这个事务并没有提交，所以这个写盘动作只是 write，而没有调用 fsync，也就是只留在了文件系统的 page cache。
• 3）并行的事务提交的时候，顺带将这个事务的 redo log buffer 持久化到磁盘。假设一个事务 A 执行到一半，已经写了一些 redo log 到 buffer 中，这时候有另外一个线程的事务 B 提交，如果 innodb_flush_log_at_trx_commit 设置的是 1，那么按照这个参数的逻辑，事务 B 要把 redo log buffer 里的日志全部持久化到磁盘。这时候，就会带上事务A 在 redo log buffer 里的日志一起持久化到磁盘。

两阶段提交：时序上 redo log 先 prepare， 再写binlog，最后再把 redo log commit。

如果把 innodb_flush_log_at_trx_commit 设置成 1，那么 redo log 在 prepare 阶段就要持久化一次，因为有一个崩溃恢复逻辑是要依赖于 prepare 的 redo log，再加上 binlog 来恢复的。每秒一次后台轮询刷盘，再加上崩溃恢复这个逻辑，InnoDB 就认为 redo log 在 commit 的时候就不需要 fsync 了，只会 write 到文件系统的 page cache 中就够了。

通常我们说 MySQL 的“双 1”配置，指的就是 sync_binlog 和innodb_flush_log_at_trx_commit 都设置成 1。也就是说，一个事务完整提交前，需要等待两次刷盘，一次是 redo log（prepare 阶段），一次是 binlog。

从 MySQL 看到的 TPS 是每秒两万的话，每秒就会写四万次磁盘。但是，用工具测试出来，磁盘能力也就两万左右，怎么能实现两万的 TPS？

Ans：组提交（group commit）机制

• 日志逻辑序列号（log sequence number，LSN），是单调递增的，用来对应 redo log 的一个个写入点。每次写入长度为 length 的 redo log， LSN的值就会加上 length。LSN 也会写到 InnoDB 的数据页中，来确保数据页不会被多次执行重复的 redo log。

三个并发事务 (trx1, trx2, trx3) 在 prepare 阶段，都写完 redo log buffer，持久化到磁盘的过程，对应的 LSN 分别是 50、120 和 160。

• 1）trx1 是第一个到达的，会被选为这组的 leader；
• 2）等 trx1 要开始写盘的时候，这个组里面已经有了三个事务，这时候 LSN 也变成了 160；
• 3）trx1 去写盘的时候，带的就是 LSN=160，因此等 trx1 返回时，所有 LSN 小于等于 160 的redo log，都已经被持久化到磁盘；
• 4）这时候 trx2 和 trx3 就可以直接返回了。

所以，一次组提交里面，组员越多，节约磁盘 IOPS 的效果越好。但如果只有单线程压测，那就只能老老实实地一个事务对应一次持久化操作了。

在并发更新场景下，第一个事务写完 redo log buffer 以后，接下来这个 fsync 越晚调用，组员可能越多，节约 IOPS 的效果就越好。

为了让一次 fsync 带的组员更多，MySQL 有一个很有趣的优化：拖时间。

实际上，写 binlog 是分成两步的：

• 1）先把 binlog 从 binlog cache 中写到磁盘上的 binlog 文件；
• 2）调用 fsync 持久化。

MySQL 为了让组提交的效果更好，把 redo log 做 fsync 的时间拖到了步骤 1 之后。

binlog 也可以组提交了。在执行中第 4 步把 binlog fsync 到磁盘时，如果有多个事务的 binlog 已经写完了，也是一起持久化的，这样也可以减少 IOPS 的消耗。不过通常情况下第 3 步执行得会很快，所以 binlog 的 write 和 fsync 间的间隔时间短，导致能集合到一起持久化的 binlog 比较少，因此 binlog 的组提交的效果通常不如 redo log 的效果那么好。

如果你想提升 binlog 组提交的效果，可以通过设置binlog_group_commit_sync_delay 和
binlog_group_commit_sync_no_delay_count 来实现。

• 1）binlog_group_commit_sync_delay 参数，表示延迟多少微秒后才调用 fsync;
• 2）binlog_group_commit_sync_no_delay_count 参数，表示累积多少次以后才调用 fsync。

这两个条件是或的关系，也就是说只要有一个满足条件就会调用 fsync。

WAL 机制主要得益于两个方面：

• 1） redo log 和 binlog 都是顺序写，磁盘的顺序写比随机写速度要快；
• 2）组提交机制，可以大幅度降低磁盘的 IOPS 消耗。

3.性能瓶颈在 IO上

如果 MySQL 现在出现了性能瓶颈，而且瓶颈在 IO上，可以通过哪些方法来提升性能呢？

Ans：

• 1）设置 binlog_group_commit_sync_delay 和binlog_group_commit_sync_no_delay_count 参数，减少 binlog 的写盘次数。这个方法是基于“额外的故意等待”来实现的，因此可能会增加语句的响应时间，但没有丢失数据的风险。
• 2） 将 sync_binlog 设置为大于 1 的值（比较常见是 100~1000）。这样做的风险是，主机掉电时会丢 binlog 日志。
• 3）将 innodb_flush_log_at_trx_commit 设置为 2。这样做的风险是，主机掉电的时候会丢数据。

在什么时候会把线上生产库设置成“非双 1”?
Ans：

• 1）业务高峰期。一般如果有预知的高峰期，DBA 会有预案，把主库设置成“非双 1”。
• 2）备库延迟，为了让备库尽快赶上主库。
  由于从库设置了binlog_group_commit_sync_delay 和binlog_group_commit_sync_no_delay_count 导致一直延迟的情况。我们在主库设置这两个参数，是为了减少 binlog 的写盘压力。备库这么设置，尤其在“快要追上”的时候，就反而会受这两个参数的拖累。一般追主备就用“非双 1”（追上记得改回来）。
• 3）用备份恢复主库的副本，应用 binlog 的过程，这个跟上一种场景类似。
• 4）批量导入数据的时候。

一般情况下，把生产库改成“非双 1”配置，是设置innodb_flush_logs_at_trx_commit=2、sync_binlog=1000。

4.相关问题

Q1.执行一个 update 语句以后，我再去执行 hexdump 命令直接查看 ibd 文件内容，为
什么没有看到数据有改变呢？

Ans：

• 这可能是因为 WAL 机制的原因。update 语句执行完成后，InnoDB 只保证写完了 redolog、内存，可能还没来得及将数据写到磁盘。

Q2.为什么 binlog cache 是每个线程自己维护的，而 redo log buffer 是全局共用的？

Ans：

• MySQL 这么设计的主要原因是，binlog 是不能“被打断的”。一个事务的 binlog 必须
  连续写，因此要整个事务完成后，再一起写到文件里。
  而 redo log 并没有这个要求，中间有生成的日志可以写到 redo log buffer 中。redo log
  buffer 中的内容还能“搭便车”，其他事务提交的时候可以被一起写到磁盘中。

Q3.事务执行期间，还没到提交阶段，如果发生 crash 的话，redo log 肯定丢了，这会不
会导致主备不一致呢？

Ans：

• 不会。因为这时候 binlog 也还在 binlog cache 里，没发给备库。crash 以后 redo log
  和 binlog 都没有了，从业务角度看这个事务也没有提交，所以数据是一致的。

Q4.如果 binlog 写完盘以后发生 crash，这时候还没给客户端答复就重启了。等客户端再
重连进来，发现事务已经提交成功了，这是不是 bug？

Ans：

• 不是。
• 你可以设想一下更极端的情况，整个事务都提交成功了，redo log commit 完成了，备库也收到 binlog 并执行了。但是主库和客户端网络断开了，导致事务成功的包返回不回去，这时候客户端也会收到“网络断开”的异常。这种也只能算是事务成功的，不能认为是 bug。
• 实际上数据库的 crash-safe 保证的是：
  1）如果客户端收到事务成功的消息，事务就一定持久化了；
  2）如果客户端收到事务失败（比如主键冲突、回滚等）的消息，事务就一定失败了；
  3）如果客户端收到“执行异常”的消息，应用需要重连后通过查询当前状态来继续后续的逻辑。此时数据库只需要保证内部（数据和日志之间，主库和备库之间）一致就可以了。