**摘要：**WAL机制保证只要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。

本文分享自华为云社区《MySQL会丢数据吗？》，作者： JavaEdge 。

在业务高峰期临时提升性能的方法。

WAL机制保证只要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。

binlog的写入机制

事务执行过程中：

• 先把日志写到binlog cache
• 事务提交时，再把binlog cache写到binlog文件

一个事务的binlog不该被拆开，不论事务多大，也要确保一次性写入。这就涉及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，但是共用同一份binlog文件。参数 binlog_cache_size控制单个线程内binlog cache所占内存的大小。若超过该参数值，就要暂存到磁盘。

事务提交时，执行器把binlog cache里的完整事务写入binlog，并清空binlog cache。

• binlog写盘状态
  TODO
  图中的：
• write
  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，所以速度较快
• fsync
  将数据持久化到磁盘。一般认为fsync才占磁盘的IOPS

write 和fsync的时机，由参数sync_binlog控制：

• sync_binlog=0，每次提交事务都只write，不fsync
• sync_binlog=1，每次提交事务都会执行fsync
• sync_binlog=N(N>1)，每次提交事务都write，但累积N个事务后才fsync

因此，在出现I/O瓶颈的场景，将sync_binlog设置成一个较大值，可提升性能。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，推荐将其设置为100~1000中的某个数值。

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

redo log的写入机制

接下来，我们再说说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。

• 那redo log buffer的内容，是不是每次生成后都要直接持久化到磁盘呢？
  不需要。

若事务执行期间MySQL异常重启，那这部分日志就丢了。由于事务也尚未提交，所以这时日志丢了也没有损失。

• 那事务还没提交时，redo log buffer中的部分日志有没有可能被持久化到磁盘呢？
  会有。

这个问题，要从redo log可能存在的三种状态说起。这三种状态，对应的就是图2 中的三个颜色块。

• MySQL redo log存储状态
  TODO
  三种状态：
• 存在redo log buffer
  物理上是在MySQL进程内存
• 写到磁盘(write)，但还没持久化（fsync)
  物理上是在文件系统的page cache
• 持久化到磁盘，即hard disk

日志写到redo log buffer很快，wirte到page cache也差不多，但持久化到磁盘就很慢了。

InnoDB提供innodb_flush_log_at_trx_commit参数控制redo log的写入策略：

• 0，每次事务提交时都只是把redo log留在redo log buffer中
• 1，每次事务提交时都将redo log直接持久化到磁盘
• 2，每次事务提交时都只是把redo log写到page cache

InnoDB的一个后台线程，会每隔1s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。

事务执行中间过程的redo log也是直接写在redo log buffer，这些redo log也会被后台线程一起持久化到磁盘。即一个没有提交的事务的redo log，也可能已经持久化到磁盘。

除了后台线程每s一次的轮询操作，还有两种场景会让一个未提交的事务的redo log写入磁盘：

• redo log buffer占用的空间即将达到 innodb_log_buffer_size的一半，后台线程会主动写盘
  由于这个事务并未提交，所以这个写盘动作只是write，没有调用fsync，即只留在文件系统的page cache。
• 并行的事务提交时，顺带将该事务的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，这时另外一个线程的事务B提交，若innodb_flush_log_at_trx_commit是1，则事务B要把redo log buffer里的日志全部持久化到磁盘。这时，就会带上事务A在redo log buffer里的日志一起持久化到磁盘。

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

若把innodb_flush_log_at_trx_commit置1，则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s一次的后台轮询刷盘，再加上崩溃恢复，InnoDB就认为redo log在commit时无需fsync，只write到文件系统的page cache就够了。

通常我们说MySQL的“双1”配置，指的就是sync_binlog、innodb_flush_log_at_trx_commit都是1。即一个事务完整提交前，需要等待两次刷盘：

• redo log（prepare 阶段）
• binlog

那这意味着我从MySQL看到TPS是2w，每秒就会写四万次磁盘。但我用工具测试，磁盘能力也就2w左右，怎么能实现2w TPS？

得用组提交（group commit）来解释了。

日志逻辑序列号（log sequence number，LSN）

LSN单调递增，对应redo log的写入点。比如写入length长度的redo log， 则LSN+length。

LSN也会写到InnoDB的数据，以确保数据页不会被多次执行重复的redo log。

如图3所示，是三个并发事务(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。

• redo log 组提交
  TODO
• trx1第一个到达，被选为这组的leader
• 等trx1要开始写盘，组里已经有了三个事务，LSN也变成了160
• trx1去写盘时，带的就是LSN=160。所以，等trx1返回时，所有LSN≤160的redo log，都已被持久化到磁盘
• 这时，trx2和trx3就可直接返回

所以，一次组提交里，组员越多，节约磁盘IOPS效果越好。但若只有单线程压测，则只能老老实实地一个事务对应一次持久化操作。

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

为了让一次fsync带的组员更多，MySQL采取优化：拖时间。

• 两阶段提交

写binlog实际上分成两步：

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为了让组提交效果更好，把redo log做fsync的时间拖到了step1后面：

• 两阶段提交细化

这样的话，binlog也可以组提交。上图的step4时，若有多个事务的binlog已经写完，也是一起持久化的，这样也能减少IOPS。
一般step3执行很快，所以binlog的write、fsync间隔时间很短，导致能集合到一起持久化的binlog较少，因此binlog的组提交的效果通常不如redo log的效果。

若想提升binlog组提交效果，可设置：

• binlog_group_commit_sync_delay参数
  延迟多少微秒后才调用fsync
• binlog_group_commit_sync_no_delay_count参数
  累积多少次以后才调用fsync

这两个条件是或的关系，即只要有一个满足条件就会调用fsync。

这样的话，binlog_group_commit_sync_delay = 0 时，binlog_group_commit_sync_no_delay_count就无效了。

WAL是减少磁盘写，可每次提交事务都要写redo log和binlog，这磁盘的读写次数也没变少呀？s所以现在就能理解了，WAL主要得益于：

• redo log 和 binlog都是顺序写，磁盘的顺序写比随机写速度要快
• 组提交机制，可大幅度降低磁盘IOPS

所以，若MySQL出现IO性能瓶颈，可通过如下方法优化：

• 设置 binlog_group_commit_sync_delay 、binlog_group_commit_sync_no_delay_count，减少binlog写盘次数
  该方案是基于“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，但不会丢数据
• 将sync_binlog 设为大于1的值（推荐100~1000）
  风险是，主机掉电时会丢binlog日志。
• 将innodb_flush_log_at_trx_commit设为2
  风险是，主机掉电的时候会丢数据。

不推荐把innodb_flush_log_at_trx_commit 设成0。因为此时表示redo log只保存在内存，这样MySQL本身异常重启也会丢数据，风险太大。而redo log写到文件系统的page cache的速度是很快的，所以将该参数设成2跟设成0性能差不多，但这样做MySQL异常重启时就不会丢数据了。

小结

MySQL是“怎么保证redo log和binlog是完整的”。

crash-safe

• 执行一个update后，再执行hexdump直接查看ibd文件内容，为什么没有看到数据有改变？
  可能因为WAL。update语句执行完后，InnoDB只保证写完了redo log、内存，可能还没来得及将数据写磁盘。
• 为什么binlog cache是每个线程自己维护的，而redo log buffer是全局共用？
  binlog不能“被打断”。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。
  而redo log没有这个要求，中间有生成的日志可以写到redo log buffer。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。
• 事务执行期间，还没到提交阶段，若发生crash，redo log肯定丢了，这会不会导致主备不一致呢？
  不会。因为此时binlog还在binlog cache，没发给备库。crash之后，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。
• 若binlog写完盘以后发生crash，这时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？
  不是。设想一下更极端场景，整个事务都提交成功，redo log commit完成了，备库也收到binlog并执行了。但主库和客户端网络断了，导致事务成功的包返回不回去，这时客户端也会收到“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DB的crash-safe保证的是：

• 如果客户端收到事务成功的消息，事务就一定持久化了
• 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
• 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DB只需要保证内部（数据和日志之间，主库和备库之间）一致即可。

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