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23 | MySQL是怎么保证数据不丢的? #34

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git-zjx opened this issue Sep 9, 2019 · 0 comments

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@git-zjx
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commented Sep 9, 2019

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

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。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

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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:

  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

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,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

redo log 可能存在的三种状态,对应图中三种颜色
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这三种状态分别是:

  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。

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。

以下两种场景也会让一个没有提交的事务的 redo log 写入到磁盘中:

  1. 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。
  2. 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。

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

组提交机制

为了优化写日志时的刷磁盘问题,MySQL 用到了组提交机制。 组提交思想是,将多个事务redo log的刷盘动作合并,减少磁盘顺序写。
Innodb的日志系统里面,每条redo log都有一个日志逻辑序列号(log sequence number,LSN),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

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从图中可以看到:

  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

一次组提交里面,组员越多,节约磁盘 IOPS 的效果越好。也就是说,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

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图中,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。也就是说,上面的图变成了这样:

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这么一来,binlog 也可以组提交了。在执行图 5 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
  2. 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

问题

  1. 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
  1. 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?
  • 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。
  1. 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?
    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 redo log、内存,可能还没来得及将数据写到磁盘

  2. 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?
    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

  3. 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?
    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

  4. 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?
    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:

  • 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。

参考
MYSQL-GroupCommit

@git-zjx git-zjx added this to MySQL实战45讲 in MySQL Sep 18, 2019

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