MySQL的Binlog与主从复制

在MySQL中，可以使用多种存储引擎。其中最常用的InnoDB引擎支持事务，Redo Log和Undo Log就是InnoDB里面的工具，用于实现事务。而Binlog是MySQL层面的东西，用于实现主从复制，与使用的存储引擎无关。

通过监听并解析Mater的Binlog，也可以实现将MySQL中的数据同步到其他应用组件中（比如更新缓存）的效果。

在不发生宕机的情况下，未提交的事务和已回滚的事务是不写入Binlog日志中的，只有提交成功的事务才写入Binlog日志。这一点和Redo Log不一样，Redo Log中会记录未提交、已回滚的事务内容。

Binlog是一种逻辑日志——例如Binlog的statement格式记录原始SQL语句、RAW格式记录某一行修改前后的值——且一个事务的日志在Binlog中是连续排列的，因此要求每个事务都要串行地写入，这意味着每个事务在写Binlog之前都要排他地锁住Binlog，这会导致写的效率很低。MySQL5.6之后，通过pipline技术异步地批量化将已提交的事务内容写入Binlog。

一个事务的提交既要写Binlog日志又要写Redo Log日志，如何保证双写的原子性？一个写成功，写另外一个时发生宕机，重启后如何处理？在讨论这个问题之前，先说下Binlog自身写入的原子性问题：Binlog刷盘到一半，出现宕机，这个问题和Redo Log的写入原子性是同样的问题，通过类似于checksum的办法或者Binlog中的结束标记来判断出某个事务的Binlog这是不是不完整的Binlog，从而把不完整的部分截掉。对于客户端来说，此时宕机，事务肯定是没有提交成功的，所以截掉也没问题。下面来讲如何保证双写Binlog和Redo Log的原子性。由于双写Binlog和Redo Log发生在同一台机器上，这其实是一个内部分布式事务，可以使用两阶段提交法来实现双写的原子性。简单来说就是：

1）第一阶段（准备阶段）：MySQL Server要求innoDB完成将事务内容写入Redo Log中的工作，只等事务提交；以及，MySQL Server完成Binlog内容写入内存的工作，只等刷盘。两个都准备好之后，会向MySQL Server发送OK反馈，MySQL Server紧接着执行第二阶段。

2）第二阶段（提交阶段）：收到客户端的Commit指令，MySQL Server先将内存中的Binlog刷盘，然后让innoDB执行事务的提交。两个都完成之后，会向MySQL Server发送OK反馈，两阶段提交结束。

若双写Binlog和Redo Log的过程中发生宕机，处理思路为：

1）若宕机发生在第一阶段，此时Binlog还在内存中，宕机导致全部消失。而Redo Log记录了未提交的日志，MySQL Server重启后感知到Binlog中不存在Redo Log中记录的未提交事务，会自行回滚未提交事务的Redo Log日志；

2）若宕机发生在第二阶段，Binlog写了一半，innoDB还未执行提交，MySQL Server重启后会对Binlog做截断，对Redo Log中记录的未提交事务做回滚；

3）若宕机发生在第二阶段，Binlog写入成功，innoDB还未执行提交，MySQL Server重启后会通过checksum的办法或者Binlog中的结束标记感知到Binlog写入成功，紧接着对Binlog中存在的、但Redo Log未提交的事务发起提交。

在MySQL的Master / Slave集群模式中，有三种主从复制模式：

1）同步复制：所有的Slave都收到Master发送的Binlog，并且接收完，Master才认为事务提交成功，再对客户端返回成功。这种方式最安全，但是性能很差；

2）异步复制：只要Master事务提交成功，就对客户端返回成功。后台线程异步地将Binlog发送给Slave，然后Slave回放Binlog。这种方式性能最好，但是可能会导致数据丢失；

3）半同步复制：Master事务提交后，同时把Binlog同步给Slave，只要有部分（数量可以配置）Slave收到了Binlog，就认为事务提交成功，对客户端返回。

对于半异步复制，如果Slave超时后还未返回，也会退化为异步复制。所以无论是异步复制还是半异步复制，都无法严格保证主从中的数据完全一致，主从复制的延迟会导致主节点宕机后部分数据未来得及同步到从节点，从而丢失数据。但是主节点宕机后，还是要立即切换到从节点，保证服务的可用（牺牲一致性保证可用性），数据的丢失可以通过后续的人工干预来补偿。

原因

mysql buffer中每页数据16k，文件系统一页4k 刷磁盘时，会遇到页数据损坏问题

架构

内存+磁盘 两层结构

磁盘大小2M 16k*128个页

双写步骤

第一步：页数据先memcopy到DWB的内存里；

第二步：DWB的内存里，会先刷到DWB的磁盘上；

第三步：DWB的内存里，再刷到数据磁盘存储上；

性能评估

（1）第一步，页数据memcopy到DWB的内存，速度很快；

（2）第二步，DWB的内存fsync刷到DWB的磁盘，属于顺序追加写，速度也很快；

（3）第三步，刷磁盘，随机写，本来就需要进行，不属于额外 *** 作；

参数

Innodb_dblwr_writes 记录DWB写 *** 作的次数。

Innodb_dblwr_pages_written 记录写入DWB中页的数量。

SQL show global status like "%dblwr%"

表空间(ibd文件),一个MySQL实例可以对应多个表空间，用于存储记录，索引等数据。

段，分为数据段、索引段、回滚段，innodb是索引组织表，数据段就是B+Tree的叶子节点，索引段为非叶子节点，段用来管理多个区。

区，表空间的单元结构，每个区的大小为1M,默认情况下，innodb存储引擎页大小为16K，即一个区中一共有64个连续的页。

页，是innodb存储引擎磁盘管理的最小单元，每个页的大小为16K，为了保证页的连续性，innodb存储引擎每次从磁盘申请4~5个区。

行，innodb存储引擎数据是按行进行存储的。Trx_id 最后一次事务 *** 作的id、roll_pointer滚动指针。

i nnodb的内存结构 ，由Buffer Pool、Change Buffer和Log Buffer组成。

Buffer Pool : 缓冲池是主内存中的一个区域，里面可以缓存磁盘上经常 *** 作的真实数据，在执行增删改查 *** 作时，先 *** 作缓冲池中的数据(若缓冲池么有数据，则从磁盘加载并缓存)，然后再以一定频率刷新磁盘，从而减少磁盘IO，加快处理速度。

缓冲池以page页为单位，底层采用链表数据结构管理page，根据状态，将page分为三种类型:

1、free page 即空闲page，未被使用。

2、clean page 被使用page，数据没有被修改过。

3、dirty page 脏页，被使用page，数据被修改过，这个page当中的数据和磁盘当中的数据 不一致。说得简单点就是缓冲池中的数据改了，磁盘中的没改，因为还没刷写到磁盘。

Change Buffer ：更改缓冲区(针对于非唯一二级索引页)，在执行DML语句时，如果这些数据page没有在Buffer Pool中，不会直接 *** 作磁盘，而会将数据变更存在更改缓冲区Change Buffer中，在未来数据被读取时。再将数据合并恢复到Buffer Pool中，再将合并后的数据刷新到磁盘中。

二级索引通常是非唯一的，并且以相对随机的顺序插入二级索引页，同样，删除和更新可能会影响索引树中不相邻的二级索引页。如果每一次都 *** 作磁盘，会造成大量磁盘IO，有了Change Buffer之后，我们可以在缓冲池中进行合并处理，减少磁盘IO。

Adaptive Hash Index： 自适应hash索引，用于优化对Buffer Pool数据的查询，InnoDB存储引擎会监控对表上各索引页的查询，如果观察到hash索引可以提升速度，则建立hash索引，称之为自适应hash索引。无需人工干预，系统根据情况自动完成。

参数：innodb_adaptive_hash_index

Log Buffer: 日志缓冲区，用来保存要写入到磁盘中的log日志数据(redo log、undo log)，默认大小为16M，日志缓冲区的日志会定期刷新到磁盘中，如果需要更新，插入或删除许多行的事务，增加日志缓冲区的大小可以节省磁盘IO。

参数: innodb_log_buffer_size 缓冲区大小

innodb_flush_log_at_trx_commit 日志刷新到磁盘时机

innodb_flush_log_at_trx_commit=1 表示日志在每次事务提交时写入并刷新到磁盘

2 表示日志在每次事务提交后写入，并每秒刷新到磁盘一次

0 表示每秒将日志写入并刷新到磁盘一次。

InnoDB 的磁盘结构，由系统表空间(ibdata1)，独立表空间(*.ibd),通用表空间，撤销表空间(undo tablespaces), 临时表空间(Temporary Tablespaces), 双写缓冲区(Doublewrite Buffer files), 重做日志(Redo Log).

系统表空间(ibdata1)： 系统表空间是更改缓冲区的存储区域，如果表是在系统表空间而不是每个表文件或者通用表空间中创建的，它也可能包含表和索引数据。

参数为: innodb_data_file_path

独立表空间(*.ibd): 每个表的文件表空间包含单个innodb表的数据和索引，并存储在文件系 统上的单个数据文件中。 参数: innodb_file_per_table

通用表空间: 需要通过create tablespace 语法创建，创建表时 可以指定该表空间。

create tablespace xxx add datafile 'file_name' engine=engine_name

create table table_name .... tablespace xxx

撤销表空间(undo tablespaces): MySQL实例在初始化时会自动创建两个默认的undo表空间(初始大小16K，undo_001,undo_002)，用于存储undo log 日志

临时表空间(Temporary Tablespaces)： innodb使用会话临时表空和全局表空间，存储用 户创建的临时表等数据。

双写缓冲区(Doublewrite Buffer files)： innodb引擎将数据页从Buffer Pool刷新到磁盘前，先将数据页写入缓冲区文件中，便于系统异常时恢复数据。

重做日志(Redo Log)： 是用来实现事务的持久性，该日志文件由两部分组成，重做日志缓冲区(redo log buffer)以及重做日志文件(redo log)，前者是在内存中，后者在磁盘中，当事务提交之后会把修改信息都会存储到该日志中，用于在刷新脏页到磁盘时，发送错误时，进行数据恢复使用。以循环方式写入重做日志文件，涉及两个文件ib_logfile0,ib_logfile1。

那内存结构中的数据是如何刷新到磁盘中的? 在MySQL中有4个线程负责刷新日志到磁盘。

1、Master Thread， mysql核心后台线程，负责调度其它线程，还负责将缓冲池中的数据异 步刷新到磁盘中，保持数据的一致性，还包括脏页的刷新，合并插入缓冲、undo页的回 收。

2、IO Thread，在innodb存储引擎中大量使用了AIO来处理IO请求，这样可以极大地提高数 据库的性能，而IO Thead主要负责这些IO请求的回调。

4个读线程 Read thread负责读 *** 作

4个写线程write thread负责写 *** 作

1个Log thread线程 负责将日志缓冲区刷新到磁盘

1个insert buffer线程 负责将写入缓冲区内容刷新到磁盘

3、Purge Thread，主要用于回收事务已经提交了的undo log，在事务提交之后，undo log 可能不用了，就用它来回收。

4、Page Cleaner Thread， 协助Master Thread 刷新脏页到磁盘的线程，它可以减轻主线程 的压力，减少阻塞。

事务就是一组 *** 作的集合，它是一个不可分割的工作单位，事务会把所有的 *** 作作为一个整体一起向系统提交或撤销 *** 作请求，即这些 *** 作要么同时成功，要么同时失效。

事务的4大特性分为:

如何保证事务的4大特性，原子性，一致性和持久性是由innodb存储引擎底层的两份日志来保证的，分别是redo log和undo log。对于隔离性是由锁机制和MVCC(多版本并发控制)来实现的。

redo log，称为重做日志，记录的是事务提交时数据页的物理修改，是用来实现事务的持久性。该日志文件由两部分组成: 重做日志缓冲redo log buffer及重做日志文件redo log file，前者是在内存中，后者是在磁盘中，当事务提交之后会把所有修改信息都存到该日志文件中，用于在刷新脏页到磁盘，发送错误时，进行数据的恢复使用，从而保证事务的持久性。

具体的 *** 作流程是：

1、客户端发起事务 *** 作，包含多条DML语句。首先去innodb中的buffer pool中的数据页去查找有没有我们要更新的这些数据，如果没有则通过后台线程从磁盘中加载到buffer pool对应的数据页中，然后就可以在缓冲池中进行数据 *** 作了。

2、此时缓冲池中的数据页发生了变更，还没刷写到磁盘，这个数据页称为脏页。脏页不是实时刷新到磁盘的，而是根据你配置的刷写策略进行刷写到磁盘的（innodb_flush_log_at_trx_commit，0,1,2三个值）。如果脏页在往磁盘刷新的时候出现了故障，会丢失数据，导致事务的持久性得不到保证。为了避免这种现象，当对缓冲池中的数据进行增删改 *** 作时，会把增删改记录到redo log buffer当中，redo log buffer会把数据页的物理变更持久化到磁盘文件中(ib_logfile0/ib_logfile1)。如果脏页刷新失败，就可以通过这两个日志文件进行恢复。

undo log，它是用来解决事务的原子性的，也称为回滚日志。用于记录数据被修改前的信息，作用包括:提供回滚和MVCC多版本并发控制。

undo log和redo log的记录物理日志不一样，它是逻辑日志。可以认为当delete一条记录时，undo log中会记录一条对应的insert记录，当update一条记录时，它记录一条对应相反的update记录，当执行rollback时，就可以从undo log中的逻辑记录读取到相应的内容并进行回滚。

undo log销毁: undo log 在事务执行时产生，事务提交时，并不会立即删除undo log，因为这些日子可能用于MVCC。

undo log存储: undo log 采用段的方式进行管理和记录，存放在前面介绍的rollback segment回滚段中，内部包含1024个undo log segment。

mvcc(multi-Version Concurrency Control),多版本并发控制，指维护一个数据的多个版本，使得读写 *** 作没有冲突，快照读为MySQL实现MVCC提供了一个非阻塞读功能，MVCC的具体实现，还需要依赖于数据库记录中的三个隐式字段，undo log日志、readView。

read committed 每次select 都生成一个快照读

repeatable read 开启事务后第一个select语句才是快照读的地方

serializable 快照读会退化为当前读。

mvcc的实现原理

DB_TRX_ID: 最近修改事务ID，记录插入这条记录或最后一次修改该记录的事务ID

DB_ROLL_PTR: 回滚指针，指向这条记录的上一个版本，用于配合undo log，指向上一个 版本

DB_ROW_ID: 隐藏主键，如果表结构没有指定主键，将会生成该隐藏字段。

m_ids当前活跃的事务ID集合

min_trx_id: 最小活跃事务id

max_trx_id: 预分配事务ID，当前最大事务id+1，因为事务id是自增的

creator_trx_id: ReadView创建者的事务ID

版本链数据访问规则:

trx_id: 表示当前的事务ID

1、trx_id == creator_trx_id? 可以访问读版本-->成立的话,说明数据是当前这个事务更改的

2、trx_id 成立,说明数据已经提交了。

3、trx_id>max_trx_id？不可用访问读版本->成立的话，说明该事务是在ReadView生成后才开启的。

4、min_trx_id

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