問題

問題1：如何解決事務(wù)提交時flush redo log帶來的性能損失

WAL是實現(xiàn)事務(wù)持久性(D)的一個常用技術(shù)，基本原理是將事務(wù)的修改記錄redo log。redo log順序追加寫入。事務(wù)提交時，只需要保證事務(wù)的redo log落盤即可，通過redo log的順序?qū)懘骓撁娴碾S機寫提升數(shù)據(jù)庫系統(tǒng)的性能。但是，該方案必須要求每個事務(wù)提交時都將其生成的redo log進行一次刷盤，效率不高。

問題2：binlog和引擎層事務(wù)提交的順序問題

對于單個事務(wù)而言，日志寫入順序是先redo log再binlog，只要維持該順序即可維持正確性。但對于一個高并發(fā)的數(shù)據(jù)庫系統(tǒng)而言，每時每刻可能都會存在眾多并發(fā)執(zhí)行的事務(wù)。我們還需要通過一定的手段來維護Server層binlog和引擎層事務(wù)提交的順序一致性。

維護這種順序一致性其實是為了保證備份工具Xtrabackup的正確性。

當 binlog 作為協(xié)調(diào)者，如果其中記錄的事務(wù)順序和存儲引擎層記錄的順序不一樣的話，備份工具（Innodb Hot Backup）拿到備份集的位點可能會存在空洞。因為備份工具會拷貝 redo 日志，在 redo 的頭部會記錄最后一個提交的事務(wù)對應(yīng)的 binlog 位點，備份集建立之后就會根據(jù)這個位點繼續(xù)從主庫 dump binlog。

假如有三個事務(wù) T1，T2，T3 已經(jīng) fsync 到 binlog 文件中，三個事務(wù)的在文件中的位點分別是 100，200，300，但是在引擎層的只有 T1 和 T3 完成了 commit 并記錄到 redo 中，最后一個 commit 的事務(wù) T3 位點是 300。此時通過備份工具拿到的數(shù)據(jù)就是這樣的狀態(tài)，備份集啟動的時候會走崩潰恢復的流程，prepare 事務(wù)被回滾（備份集不會備份 binlog 文件，對應(yīng)上個小節(jié) xid 集合為空），自位點 300 繼續(xù)從主庫同步binlog并apply，導致 T2 在備庫就丟失了。

因此，我們必須設(shè)計一種機制來保證Server層的binlog寫入順序和存儲引擎層的事務(wù)提交順序保持一致。

問題3：同時寫redo和binlog帶來的性能下降

問題1中提到每次的事務(wù)提交會帶來性能問題，而這個問題在引入binlog后會變得更加嚴重。每個事務(wù)提交都會增加一次文件IO，且需要刷盤。如果系統(tǒng)并發(fā)比較高，那么這些IO將會成為拖慢整體性能的瓶頸。

解決方案

問題1：Redo log組提交技術(shù)

redo組提交技術(shù)思想很簡單：通過將多個事務(wù)redo log的刷盤動作合并，減少刷盤次數(shù)。Innodb的日志系統(tǒng)里面，每條redo log都有一個LSN(Log Sequence Number)。事務(wù)將日志拷貝到redo log buffer時，都會獲取當前最大的LSN，且LSN單調(diào)遞增，因此可以保證不同事務(wù)的LSN不會重復。那么假設(shè)三個事務(wù)Trx1、Trx2、Trx3的日志的最大LSN分別為LSN1、LSN2、LSN3（LSN1 < LSN2 < LSN3)，它們同時進行提交，那么如果trx3率先執(zhí)行提交，它會要求刷盤至LSN3處，這樣就順便將Trx1、Trx2的redo log也刷了，Trx1和Trx2會判斷自己的LSN小于當前已落盤的最大LSN，就無需再次刷盤。

問題2：內(nèi)部XA事務(wù)

開啟binlog情況下，引入內(nèi)部XA事務(wù)來協(xié)調(diào)上層和存儲引擎層，具體來說，在事務(wù)提交時引入兩個階段：

prepare：將redo log刷盤操作以確保data頁和undo頁的更新已經(jīng)刷新到磁盤，設(shè)置事務(wù)狀態(tài)為PREPARE狀態(tài)；

commit：1). 寫binlog并刷盤，2).調(diào)用引擎層事務(wù)提交接口。將事務(wù)狀態(tài)設(shè)置為COMMIT。

如此兩階段提交主要是要保證數(shù)據(jù)庫崩潰時的正確性。因為一旦binlog落盤了，它就可能被下游節(jié)點消費。這種事務(wù)必須在重啟后被commit而非rollback。而對于binlog未落盤的事務(wù)，崩潰恢復時直接回滾。

具體來說，故障恢復時，掃描最后一個binlog文件(在flush階段，如果binlog大小超過閥值，進行rotate binlog文件，會保證該文件記錄的最后一個事務(wù)一定被提交)，提取其中的xid。重做檢查點以后的redo日志，讀取事務(wù)的undo段信息，搜集處于prepare階段的事務(wù)列表，將事務(wù)的xid與binlog中記錄的xid對比，若存在，則提交，否則就回滾。

MySQL5.6以前，為了保證數(shù)據(jù)庫binlog的寫入順序和InnoDB層的事務(wù)提交順序一致，MySQL數(shù)據(jù)庫內(nèi)部使用了prepare_commit_mutex鎖。

具體來說，在兩階段提交引擎層 prepare 的時候加鎖，在引擎層 commit 之后釋放鎖：

innobase_xa_prepare()write() and fsync() binary loginnobase_commit()

這樣確實可以保證 binlog 和 innodb 的事務(wù)順序一致，但是這把鎖會導致所有的事務(wù)串行化執(zhí)行，且每次提交都會至少調(diào)用多次fsync，效率很低。這也是接下來需要探討并解決的一個問題。

問題4

參考redo log優(yōu)化技術(shù)，引入組提交技術(shù)來優(yōu)化binlog的寫入性能。

考慮未優(yōu)化時事務(wù)提交流程：

prepare：該階段刷存儲引擎層(innodb)的redo log并將事務(wù)狀態(tài)設(shè)置為PREPARED(更新undo page上事務(wù)狀態(tài))，該階段不涉及binlogcommit：寫binlog日志并刷盤，同時引擎層釋放鎖，釋放回滾段、設(shè)置事務(wù)狀態(tài)為COMMITTED等所謂的組提交技術(shù)其本質(zhì)上是將耗時的commit步驟進行更細粒度的拆分，具體來說：

將步驟2的commit 分為三個階段：

Flush：寫binlog，但不syncSync： 調(diào)用 fsync 操作將文件落盤Commit ：調(diào)用存儲引擎接口提交事務(wù)

這里的fsync是耗時操作，因此我們希望能攢足夠多的寫入后才進行一次fsync調(diào)用，在這里使用batch技術(shù)。其原理是：上述步驟中的每個階段都有一個對應(yīng)的任務(wù)鏈表，每個進入該階段的線程會將自己的任務(wù)加入至該鏈表中，鏈表加鎖以保證正確性。第一個加入該鏈表的線程會成為Leader，后續(xù)的線程成為Follower。鏈表中的所有任務(wù)組成一個Batch，由Leader負責執(zhí)行，而Follower則等待其任務(wù)完成即可。

一旦某階段的鏈表任務(wù)執(zhí)行完成，這些任務(wù)會進入下一個階段，同樣加入該階段的任務(wù)鏈表，重復上述執(zhí)行流。

如此設(shè)計有以下幾點好處：

使用Leader執(zhí)行而非每個線程各自執(zhí)行可有效減少write/fsync等調(diào)用次數(shù)，提高效率 可保證事務(wù)寫binlog和引擎層提交的順序一致 多事務(wù)可并發(fā)執(zhí)行，而不再需要被prepare_commit_mutex鎖強制串行化

除此之外，MYSQL還對prepare階段刷redo log進行了進一步優(yōu)化。原來的設(shè)計是多事務(wù)可并發(fā)地刷redo log，同樣效率不夠高。可以將prepare階段的redo log刷盤放在commit階段的Flush階段執(zhí)行。但有個小問題需要說明的是：優(yōu)化前每個線程各自負責自己的redo log的落盤，且知道需要flush的redo log的lsn，如果改為在Flush階段由其Leader線程統(tǒng)一落盤，此時它不了解每個線程的redo log的lsn，因此它簡單粗暴地flush至log_sys的最大lsn，這就保證了要提交事務(wù)的redo log一定可以被落盤。

總結(jié)

到此這篇關(guān)于MYSQL中binlog優(yōu)化思考的文章就介紹到這了,更多相關(guān)MYSQL binlog優(yōu)化思考內(nèi)容請搜索好吧啦網(wǎng)以前的文章或繼續(xù)瀏覽下面的相關(guān)文章希望大家以后多多支持好吧啦網(wǎng)！