預備知識

1. mysql內部是使用b+樹的結構將資料儲存在磁碟中，b+樹中節點對應mysql中的頁，mysql和磁碟互動的最小單位為頁，頁預設情況下為16kb，表中的資料記錄儲存在b+樹的葉子節點中，當我們需要修改、刪除、插入資料時，都需要按照頁來對磁碟進行操作。

2. 磁碟順序寫比隨機寫效率要高很多，通常我們使用的是機械硬碟，機械硬碟寫資料的時候涉及磁碟尋道、磁碟旋轉定址、資料寫入的時間，耗時比較長，如果是順序寫，省去了尋道和磁碟旋轉的時間，效率會高几個數量級。

3. 記憶體中資料讀寫操作比磁碟中資料讀寫操作速度高好多個數量級。

mysql確保資料不丟失原理分析

我們來思考一下，下面這條語句的執行過程是什麼樣的：

start transaction;
update t_user set name = '易兮' where user_id = 666;
commit;

按照正常的思路，通常過程如下：

1. 找到user_id=666這條記錄所在的頁p1，將p1從磁碟載入到記憶體中

2. 在記憶體中對p1中user_id=666這條記錄資訊進行修改

3. mysql收到commit指令

4. 將p1頁寫入磁碟

5. 給使用者端返回更新成功

上面過程可以確保資料被持久化到了磁碟中。

我們將需求改一下，如下：

start transaction;
update t_user set name = '易兮' where user_id = 666;
update t_user set name = 'javacode2018' where user_id = 888;
commit;

來看一下處理過程：

1. 找到user_id=666這條記錄所在的頁p1，將p1從磁碟載入到記憶體中

2. 在記憶體中對p1中user_id=666這條記錄資訊進行修改

3. 找到user_id=888這條記錄所在的頁p2，將p2從磁碟載入到記憶體中

4. 在記憶體中對p2中user_id=888這條記錄資訊進行修改

5. mysql收到commit指令

6. 將p1頁寫入磁碟

7. 將p2頁寫入磁碟

8. 給使用者端返回更新成功

上面過程我們看有什麼問題

1. 假如6成功之後，mysql宕機了，此時p1修改已寫入磁碟，但是p2的修改還未寫入磁碟，最終導致user_id=666的記錄被修改成功了，user_id=888的資料被修改失敗了，資料是有問題的

2. 上面p1和p2可能位於磁碟的不同位置，涉及到磁碟隨機寫的問題，導致整個過程耗時也比較長

上面問題可以歸納為2點：無法確保資料可靠性、隨機寫導致耗時比較長。

關於上面問題，我們看一下mysql是如何優化的，mysql內部引入了一個redo log，這是一個檔案，對於上面2條更新操作，mysql實現如下：

mysql內部有個redo log buffer，是記憶體中一塊區域，我們將其理解為陣列結構，向redo log檔案中寫資料時，會先將內容寫入redo log buffer中，後續會將這個buffer中的內容寫入磁碟中的redo log檔案，這個個redo log buffer是整個mysql中所有連線共用的記憶體區域，可以被重複使用。

1. mysql收到start transaction後，生成一個全域性的事務編號trx_id，比如trx_id=10

2. user_id=666這個記錄我們就叫r1，user_id=888這個記錄叫r2

3. 找到r1記錄所在的資料頁p1，將其從磁碟中載入到記憶體中

4. 在記憶體中找到r1在p1中的位置，然後對p1進行修改（這個過程可以描述為：將p1中的pos_start1到pos_start2位置的值改為v1），這個過程我們記為rb1(內部包含事務編號trx_id)，將rb1放入redo log buffer陣列中，此時p1的資訊在記憶體中被修改了，和磁碟中p1的資料不一樣了

5. 找到r2記錄所在的資料頁p2，將其從磁碟中載入到記憶體中

6. 在記憶體中找到r2在p2中的位置，然後對p2進行修改（這個過程可以描述為：將p2中的pos_start1到pos_start2位置的值改為v2），這個過程我們記為rb2(內部包含事務編號trx_id)，將rb2放入redo log buffer陣列中，此時p2的資訊在記憶體中被修改了，和磁碟中p2的資料不一樣了

7. 此時redo log buffer陣列中有2條記錄[rb1,rb2]

8. mysql收到commit指令

9. 將redo log buffer陣列中內容寫入到redo log檔案中，寫入的內容：

1.start trx=10;
2.寫入rb1
3.寫入rb2
4.end trx=10;

10. 返回給使用者端更新成功。

上面過程執行完畢之後，資料是這樣的：

1. 記憶體中p1、p2頁被修改了，還未同步到磁碟中，此時記憶體中資料頁和磁碟中資料頁是不一致的，此時記憶體中資料頁我們稱為髒頁

2. 對p1、p2頁修改被持久到磁碟中的redolog檔案中了，不會丟失

認真看一下上面過程中第9步驟，一個成功的事務記錄在redo log中是有start和end的，redo log檔案中如果一個trx_id對應start和end成對出現，說明這個事務執行成功了，如果只有start沒有end說明是有問題的。

那麼對p1、p2頁的修改什麼時候會同步到磁碟中呢？

redo log是mysql中所有連線共用的檔案，對mysql執行insert、delete和上面update的過程類似，都是先在記憶體中修改頁資料，然後將修改過程持久化到redo log所在的磁碟檔案中，然後返回成功。redo log檔案是有大小的，需要重複利用的（redo log有多個，多個之間採用環形結構結合幾個變數來做到重複利用，這塊知識不做說明，有興趣的可以去網上找一下），當redo log滿了，或者系統比較閒的時候，會對redo log檔案中的內容進行處理，處理過程如下：

1. 讀取redo log資訊，讀取一個完整的trx_id對應的資訊，然後進行處理

2. 比如讀取到了trx_id=10的完整內容，包含了start end，表示這個事務操作是成功的，然後繼續向下

3. 判斷p1在記憶體中是否存在，如果存在，則直接將p1資訊寫到p1所在的磁碟中；如果p1在記憶體中不存在，則將p1從磁碟載入到記憶體，通過redo log中的資訊在記憶體中對p1進行修改，然後將其寫到磁碟中

上面的update之後，p1在記憶體中是存在的，並且p1是已經被修改過的，可以直接重新整理到磁碟中。

如果上面的update之後，mysql宕機，然後重新啟動了，p1在記憶體中是不存在的，此時系統會讀取redo log檔案中的內容進行恢復處理。

4. 將redo log檔案中trx_id=10的佔有的空間標記為已處理，這塊空間會被釋放出來可以重複利用了

5. 如果第2步讀取到的trx_id對應的內容沒有end，表示這個事務執行到一半失敗了（可能是第9步驟寫到一半宕機了），此時這個記錄是無效的，可以直接跳過不用處理

上面的過程做到了：資料最後一定會被持久化到磁碟中的頁中，不會丟失，做到了可靠性。

並且內部採用了先把頁的修改操作先在記憶體中進行操作，然後再寫入了redo log檔案，此處redo log是按順序寫的，使用到了io的順序寫，效率會非常高，相對於使用者來說響應會更快。

對於將資料頁的變更持久化到磁碟中，此處又採用了非同步的方式去讀取redo log的內容，然後將頁的變更刷到磁碟中，這塊的設計也非常好，非同步刷盤操作！

但是有一種情況，當一個事務commit的時候，剛好發現redo log不夠了，此時會先停下來處理redo log中的內容，然後在進行後續的操作，遇到這種情況時，整個事物響應會稍微慢一些。

mysql中還有一個binlog，在事務操作過程中也會寫binlog，先說一下binlog的作用，binlog中詳細記錄了對資料庫做了什麼操作，算是對資料庫操作的一個流水，這個流水也是相當重要的，主從同步就是使用binlog來實現的，從庫讀取主庫中binlog的資訊，然後在從庫中執行，最後，從庫就和主庫資訊保持同步一致了。還有一些其他系統也可以使用binlog的功能，比如可以通過binlog來實現bi系統中etl的功能，將業務資料抽取到資料倉儲，阿里提供了一個java版本的專案：canal，這個專案可以模擬從庫從主庫讀取binlog的功能，也就是說可以通過java程式來監控資料庫詳細變化的流水，這個大家可以腦洞大開一下，可以做很多事情的，有興趣的朋友可以去研究一下；所以binlog對mysql來說也是相當重要的，我們來看一下系統如何確保redo log 和binlog在一致性的，都寫入成功的。

還是以update為例：

start transaction;
update t_user set name = '路人甲Java' where user_id = 666;
update t_user set name = 'javacode2018' where user_id = 888;
commit;

一個事務中可能有很多操作，這些操作會寫很多binlog紀錄檔，為了加快寫的速度，mysql先把整個過程中產生的binlog紀錄檔先寫到記憶體中的binlog cache快取中，後面再將binlog cache中內容一次性持久化到binlog檔案中。

過程如下：

1. mysql收到start transaction後，生成一個全域性的事務編號trx_id，比如trx_id=10

2. user_id=666這個記錄我們就叫r1，user_id=888這個記錄叫r2

3. 找到r1記錄所在的資料頁p1，將其從磁碟中載入到記憶體中

4. 在記憶體中對p1進行修改

5. 將p1修改操作記錄到redo log buffer中

6. 將p1修改記錄流水記錄到binlog cache中

7. 找到r2記錄所在的資料頁p2，將其從磁碟中載入到記憶體中

8. 在記憶體中對p2進行修改

9. 將p2修改操作記錄到redo log buffer中

10. 將p2修改記錄流水記錄到binlog cache中

mysql收到commit指令

將redo log buffer攜帶trx_id=10寫入到redo log檔案，持久化到磁碟，這步操作叫做redo log prepare，內容如下

1.start trx=10;
2.寫入rb1
3.寫入rb2
4.prepare trx=10;

注意上面是prepare了，不是之前說的end了。

13. 將binlog cache攜帶trx_id=10寫入到binlog檔案，持久化到磁碟

14. 向redo log中寫入一條資料：end trx=10;表示redo log中這個事務完成了，這步操作叫做redo log commit

15. 返回給使用者端更新成功

我們來分析一下上面過程可能出現的一些情況：

步驟10操作完成後，mysql宕機了

宕機之前，所有修改都位於記憶體中，mysql重新啟動之後，記憶體修改還未同步到磁碟，對磁碟資料沒有影響，所以無影響。

步驟12執行完畢之後，mysql宕機了

此時redo log prepare過程是寫入redo log檔案了，但是binlog寫入失敗了，此時mysql重新啟動之後會讀取redo log進行恢復處理，查詢到trx_id=10的記錄是prepare狀態，會去binlog中查詢trx_id=10的操作在binlog中是否存在，如果不存在，說明binlog寫入失敗了，此時可以將此操作回滾

步驟13執行完畢之後，mysql宕機

此時redo log prepare過程是寫入redo log檔案了，但是binlog寫入失敗了，此時mysql重新啟動之後會讀取redo log進行恢復處理，查詢到trx_id=10的記錄是prepare狀態，會去binlog中查詢trx_id=10的操作在binlog是存在的，然後接著執行上面的步驟14和15.

做一個總結

上面的過程設計比較好的地方，有2點

紀錄檔先行，io順序寫，非同步操作，做到了高效操作

對資料頁，先在記憶體中修改，然後使用io順序寫的方式持久化到redo log檔案；然後非同步去處理redo log，將資料頁的修改持久化到磁碟中，效率非常高，整個過程，其實就是 MySQL 裡經常說到的 WAL 技術，WAL 的全稱是 Write-Ahead Logging，它的關鍵點就是先寫紀錄檔，再寫磁碟。

兩階段提交確保redo log和binlog一致性

為了確保redo log和binlog一致性，此處使用了二階段提交技術，redo log 和binlog的寫分了3步走：

攜帶trx_id，redo log prepare到磁碟

攜帶trx_id，binlog寫入磁碟

攜帶trx_id，redo log commit到磁碟

上面3步驟，可以確保同一個trx_id關聯的redo log 和binlog的可靠性。

關於上面2點優秀的設計，我們平時開發的過程中也可以借鑑，下面舉2個常見的案例來學習一下。