浅谈MySQL数据库持久化过程

数据直接写入到磁盘。

问题：

速度慢，通常情况下，磁盘写入速度比内存写入速度慢很多，如果在短时间内积压大量I/O请求，很难保证数据库性能。

解决方案：

数据先写入内存，后批量异步刷新到磁盘。

问题：

内存数据异步刷到磁盘过程中，数据还没完全写入磁盘，此时内存或系统崩溃，数据丢失了怎么办？

解决方案：redo

写入内存后，为了提高速度，并不马上写磁盘，后面会延时批量写入磁盘，同时为了数据安全，引入redo log，在内存写入数据时，会同时生成redo log数据，记录数据修改操作，用于崩溃恢复。

什么是redo呢？

Redo log，又叫重做日志，主要记录数据的改变，用于数据库异常情况下的实例恢复。

Redo记录示例：

update t1 set id=2 were n=10;

将第5号表空间中第100号页面中偏移量为150处的值更新为2。

崩溃恢复：

当系统崩溃，内存的数据全部丢失，重启后，只需要按照redo记录重新更新一遍数据页，就可以恢复丢失的数据。

为什么redo log buffer写入到redo log file速度比脏块写入到datafile快？

1.redo日志占用空间非常小。

2.redo日志是顺序写入磁盘的，速度比随机性快。

问题：

1.写入过程中，还未提交，为了避免脏读，别的会话如何读取修改前的数据。

其他会话想要读取另一个会话正在修改还未提交的数据时，为了避免脏读，读取请求会被阻塞，直到另一个会话完成提交或回滚，这在高并发大事务下效率会很低。

2.写入后悔了怎么回退。

解决方案：undo

什么是undo呢？

Undo log又被称为撤销日志，主要记录数据修改前的旧值。

在内存中修改数据前，先将旧数据写入到undo中，可以通过undo中的旧数据进行一致性查询和回滚等操作。

问题：

由于mysql数据页大小16KB，操作系统页大小一般4KB，在执行一次mysql I/O写入时，对应4次OS  I/O,如果操作系统4次I/O没有写入完成被异常中断了，这种情况被称为写失效（partial page write）。此时重启后，磁盘上就是存在不完整的数据页，就算使用redo log也是无法进行恢复。

解决方案：Double Write

在对缓冲池的脏页进行刷新时，并不直接写磁盘，而是会通过memcpy函数将脏页先复制到内存中的Double write buffer。通过Double write buffer再分两次，每次1MB顺序地写入共享表空间的物理磁盘上，然后调用fsync函数，同步磁盘，避免缓冲写带来的问题。

问题：

如果开启了binlog，是先写binlog还是先写redolog?

binlog属于逻辑日志，记录数据变化的SQL语句。

用途：主从复制、数据恢复、历史审计等。

例如：执行一条删除语句

查看删除语句对应的binlog日志内容

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。

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。

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，与原库的值不同。

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，值更新失败。但是binlog里面已经记录了修改值的日志。所以，在之后用binlog来恢复的时候就多了一个事务，恢复出来的这一行的值与原库的值不同。

可以看到，无论是先写binlog在写redo还是先写redo在写binlog都存在问题。

解决方案：二阶段提交

两个场景都有问题，所以引入了“二阶段提交”，将redo log 的提交分为 prepare 和 commit 两个阶段。

通过二阶段提交，可以解决如下场景问题：

1.redo log(prepare)执行失败，由于redo log没有commit标识，并且binlog没有写入，对应的事务直接回滚。

2.redo log(prepare)执行成功，binlog还没开始写入或只写入一部分，此时系统发生故障，由于redo log没有commit标识，并且binlog不完整，对应的事务直接回滚。

3.redo log(prepare)执行成功，binlog写入成功，redo log(commit)写入失败，检查redo log(prepare) 成功，并且binlog是完整的，直接提交事务。

问题：

如果mysql服务器或硬件故障，无法及时启动数据库，如何减少服务中断和数据损失。

解决方案：异步复制

如果存在从库，主库会将新增的数据产生的binlog日志通过binlog dump线程传给从库，从库通过I/O线程接收传来的日志并写入到relay log日志中，最后SQL线程解析relay log日志进行数据重放。

问题：

主从复制默认是异步复制的，在异步复制中，主库并不关心从库是否接收到完整的日志，直接会进行后面的提交操作，如果在从库还没接收完主库传来的binlog，这时主库故障，从库切换为主库，那么在新主库上读取的数据可能会有缺失，导致数据不一致。

解决方案：半同步复制

主库将新增的数据产生的的binlog日志通过binlog dump线程传给从库，从库通过I/O线程接收传来的日志并写入到relay log日志中，最后SQL线程解析relay log日志进行数据重放。

其中在从库将日志写入到本地relay log后，会给主库返回ack消息，告知主库可以提交事务了，之后主库才会继续提交事务。

这在一定情况下解决了异步复制的问题，提高了数据的安全性，但是半同步复制还是有一些缺陷：

1.从库将日志并写入到本地relay log后，主库提交事务，这时主库故障，从库切换为主库，如果relay log很大，SQL线程还没有重放完成，读取新主库的数据是滞后的，数据也不是强一致的，而是最终一致的。

2.由于安全性和性能总是对立的，安全级别越高，性能通常最差，配置半同步时需要指定超时参数rpl_semi_sync_master_timeout默认10秒，也就是主从连接超时后，主库会卡住10秒等待从库响应，10秒以后半同步就会降级到异步复制，之后如果主从连接恢复，又会自动恢复到半同步，如果主从连接一直不恢复，主从复制类型就会一直是异步复制，同样存在异步复制的缺点。

数据持久化过程：

例如：执行下面语句，将name为b行的name列更新为a。

1.检查待修改页是否在内存中，如果不在，将页从磁盘读取到内存中，如果已经在内存中，准备修改内存数据。

2.修改内存数据之前，先将原值name=\’b\’写入到undo，用于一致性读或回滚事务，当然涉及undo页修改的操作也会生成对应的redo log，用来保护生成的undo数据。

3.开始修改内存数据，将name为b行的name列更新为a。

4.生成修改数据对应的redo log buffer，并根据一定触发条件落盘到redo log file，更新prepare标识。

5.将数据修改操作写入到binlog cache中。

6.binlog写入完成后会传到从库，从库I/O线程将接收到的日志写入到本地relay log日志中，写入完成后向主库返回ack信息，从库SQL线程读取relay log日志，进行数据重放。

7.更新redo日志的commit标识，事务更新完成，客户端可以正常返回。

8.buffer pool中脏数据会根据特定触发条件写入到Double write buffer中，Double write buffer分两次写，每1MB顺序地写入共享表空间的物理磁盘上，然后马上调用fsync函数，同步磁盘。