MySQL中保证数据不丢失主要是binlog和redo log 的功劳,下面我们就看看MySQL是怎么保证这两种日志不丢失的。
binlog的写入机制
binlog 的写入逻辑比较简单:事务执行过程中,先把日志写到 binlog cache,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。
事务提交的时候,执行器把 binlog cache 里的完整事务写入到 binlog 中,并清空 binlog cache。状态如下图 所示。
可以看到,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:
- sync_binlog=0 的时候,表示每次提交事务都只 write,不 fsync;
- sync_binlog=1 的时候,表示每次提交事务都会执行 fsync;
- 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。
redo log 的写入机制
在具体介绍之前,我们先了解一下 redo log buffer。
redo log buffer 就是一块内存,用来先存 redo 日志的。比如在执行一个 insert 的时候,数据的内存被修改了,redo log buffer 也写入了日志。
但是,真正把日志写到 redo log 文件(文件名是 ib_logfile+ 数字),是在执行 commit 语句的时候做的。如果 redo log buffer 持久到 redo log 之前, 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 中的部分日志有没有可能被持久化到磁盘呢?
答案是,确实会有。这个问题,要从 redo log 可能存在的三种状态说起。这三种状态,对应的就是下图中的三个颜色块:
这三种状态分别是:
- 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;
- 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;
- 持久化到磁盘,对应的是 hard disk,也就是图中的绿色部分。
日志写到 redo log buffer 是很快的,wirte 到 page cache 也差不多,但是持久化到磁盘的速度就慢多了。
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:
- 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 ;
- 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;
- 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。
注意,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。
实际上,除了后台线程每秒一次的轮询操作外,还有两种场景会让一个没有提交的事务的 redo log 写入到磁盘中。
- 一种是,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。
- 另一种是,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。
这里需要说明的是,我们介绍两阶段提交的时候说过,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。
这时候,你可能有一个疑问,这意味着我从 MySQL 看到的 TPS 是每秒两万的话,每秒就会写四万次磁盘。但是,我用工具测试出来,磁盘能力也就两万左右,怎么能实现两万的 TPS?
解释这个问题,就要用到组提交(group commit)机制了。
这里,我需要先和你介绍日志逻辑序列号(log sequence number,LSN)的概念。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。
如下图所示,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。
从图中可以看到,
- trx1 是第一个到达的,会被选为这组的 leader;
- 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;
- 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;
- 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。在介绍两阶段提交的时候,我曾经给你画了一个图,现在我把它截过来。
图中,我把“写 binlog”当成一个动作。但实际上,写 binlog 是分成两步的:
- 先把 binlog 从 binlog cache 中写到磁盘上的 binlog 文件;
- 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。也就是说,上面的图变成了这样:
这么一来,binlog 也可以组提交了。在执行图中第 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。
- binlog_group_commit_sync_delay 参数,表示延迟多少微秒后才调用 fsync;
- 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。所以,当 binlog_group_commit_sync_delay 设置为 0 的时候,binlog_group_commit_sync_no_delay_count 也无效了。
我们知道WAL 机制是减少磁盘写,可是每次提交事务都要写 redo log 和 binlog,这磁盘读写次数也没变少呀?
WAL 机制主要得益于两个方面:
- 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,可以大幅度降低磁盘的 IOPS 消耗。
所以如果你的 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?
针对这个问题,可以考虑以下三种方法:
- 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。
- 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。
- 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。