mysql事务提交总结 mysql

两阶段提交

执行器先找引擎取 ID=2 这一行。ID 是主键，引擎直接用树搜索找到这一行。如果 ID=2 这一行所在的数据页本来就在内存中，就直接返回给执行器；否则，需要先从磁盘读入内存，然后再返回
执行器拿到引擎给的行数据，把这个值加上 1，比如原来是 N，现在就是 N+1，得到新的一行数据，再调用引擎接口写入这行新数据
引擎将这行新数据更新到内存中，同时将这个更新操作记录到 redo log 里面，此时 redo log 处于 prepare 状态。然后告知执行器执行完成了，随时可以提交事务
执行器生成这个操作的 binlog，并把 binlog 写入磁盘
执行器调用引擎的提交事务接口，引擎把刚刚写入的 redo log 改成提交（commit）状态，更新完成

崩溃恢复时的判断规则

如果 redo log 里面的事务是完整的，也就是已经有了 commit 标识，则直接提交；
如果 redo log 里面的事务只有完整的 prepare，则判断对应的事务 binlog 是否存在并完整：
- a. 如果是，则提交事务；
- b. 否则，回滚事务。

redo log 和 binlog 是怎么关联起来的? 它们有一个共同的数据字段，叫 XID。崩溃恢复的时候，会按顺序扫描 redo log：

如果碰到既有 prepare、又有 commit 的 redo log，就直接提交；
如果碰到只有 parepare、而没有 commit 的 redo log，就拿着 XID 去 binlog 找对应的事务。

由于 redo log 和 binlog 是两个独立的逻辑，如果不用两阶段提交会有什么问题？

先写 redo log 后写 binlog。假设在 redo log 写完，binlog 还没有写完的时候，MySQL 进程异常重启。由于我们前面说过的，redo log 写完之后，系统即使崩溃，仍然能够把数据恢复回来，所以恢复后这一行 c 的值是 1。但是由于 binlog 没写完就 crash 了，这时候 binlog 里面就没有记录这个语句。因此，之后备份日志的时候，存起来的 binlog 里面就没有这条语句。然后你会发现，如果需要用这个 binlog 来恢复临时库的话，由于这个语句的 binlog 丢失，这个临时库就会少了这一次更新，恢复出来的这一行 c 的值就是 0，与原库的值不同。
先写 binlog 后写 redo log。如果在 binlog 写完之后 crash，由于 redo log 还没写，崩溃恢复以后这个事务无效，所以这一行 c 的值是 0。但是 binlog 里面已经记录了“把 c 从 0 改成 1”这个日志。所以，在之后用 binlog 来恢复的时候就多了一个事务出来，恢复出来的这一行 c 的值就是 1，与原库的值不同

为什么 redo log 具有 crash-safe 的能力，而 binlog 没有 redo log 是什么？
一个固定大小，“循环写”的日志文件，记录的是物理日志——“在某个数据页上做了某个修改”。
binlog 是什么？
一个无限大小，“追加写”的日志文件，记录的是逻辑日志——“给 ID=2 这一行的 c 字段加1”。
redo log 和 binlog 有一个很大的区别就是，一个是循环写，一个是追加写。也就是说 redo log 只会记录未刷盘的日志，已经刷入磁盘的数据都会从 redo log 这个有限大小的日志文件里删除。binlog 是追加日志，保存的是全量的日志。
当数据库 crash 后，想要恢复未刷盘但已经写入 redo log 和 binlog 的数据到内存时，binlog 是无法恢复的。虽然 binlog 拥有全量的日志，但没有一个标志让 innoDB 判断哪些数据已经刷盘，哪些数据还没有。
举个栗子，binlog 记录了两条日志：
给 ID=2 这一行的 c 字段加1
给 ID=2 这一行的 c 字段加1
在记录1刷盘后，记录2未刷盘时，数据库 crash。重启后，只通过 binlog 数据库无法判断这两条记录哪条已经写入磁盘，哪条没有写入磁盘，不管是两条都恢复至内存，还是都不恢复，对 ID=2 这行数据来说，都不对。
但 redo log 不一样，只要刷入磁盘的数据，都会从 redo log 中抹掉，数据库重启后，直接把 redo log 中的数据都恢复至内存就可以了。这就是为什么 redo log 具有 crash-safe 的能力，而 binlog 不具备。
处于 prepare 阶段的 redo log 加上完整 binlog，重启就能恢复，MySQL 为什么要这么设计? 与数据与备份的一致性有关。在时刻 B，也就是 binlog 写完以后 MySQL 发生崩溃，这时候 binlog 已经写入了，之后就会被从库（或者用这个 binlog 恢复出来的库）使用。所以，在主库上也要提交这个事务。采用这个策略，主库和备库的数据就保证了一致性。
redolog 当有一条记录需要更新的时候，InnoDB 引擎就会先把记录写到 redo log（粉板）里面，并更新内存，这个时候更新就算完成了。同时，InnoDB 引擎会在适当的时候，将这个操作记录更新到磁盘里面，而这个更新往往是在系统比较空闲的时候做
步骤

InnoDB 的 redo log 是固定大小的，比如可以配置为一组 4 个文件，每个文件的大小是 1GB，那么这块“粉板”总共就可以记录 4GB 的操作。从头开始写，写到末尾就又回到开头循环写
write pos 是当前记录的位置，一边写一边后移，写到第 3 号文件末尾后就回到 0 号文件开头。checkpoint 是当前要擦除的位置，也是往后推移并且循环的，擦除记录前要把记录更新到数据文件
write pos 和 checkpoint 之间的是“粉板”上还空着的部分，可以用来记录新的操作。如果 write pos 追上 checkpoint，表示“粉板”满了，这时候不能再执行新的更新，得停下来先擦掉一些记录，把 checkpoint 推进一下
有了 redo log，InnoDB 就可以保证即使数据库发生异常重启，之前提交的记录都不会丢失，这个能力称为 crash-safe
redolog的写入机制
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

未提交事务是否会写redolog 未提交事务修改的数据并不会写 redolog
事务提交流程细节

准备阶段，sql成功执行，生成xid、redolog、undolog，调用prepare，将事务标记为trx_started，将redo log写盘，这里由innodb_flush_log_at_trx_commited参数控制。
提交阶段，引擎执行prepare成功后，开始写binlog到file cache
调用fsync，将binlog从file cache写到磁盘，这是由sync_binlog参数控制的
通知引擎commit，引擎提交后会清除undolog，并再次将redo log写盘，标记事务为trx_not_started，由后台线程持久化

双1配置 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。这样最安全
组提交日志逻辑序列号（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
有三个并行的事务：trx1、trx2、trx3，事务编号分别为50、120、160

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 也变成了组里事务号最大的xid；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。

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。