Parlons de l'infrastructure et du système de journalisation de MySQL

Cet article vous présentera les connaissances pertinentes de MySQL et parlera en profondeur de l'infrastructure MySQL et du système de journalisation. J'espère qu'il vous sera utile !

1. Infrastructure MySQL

MySQL peut être divisé en deux parties, la couche Serveur et la couche moteur de stockage

La couche Serveur comprend des connecteurs, des caches de requêtes, des analyseurs, des optimiseurs, des exécuteurs, etc. , couvrant la plupart des fonctions de base du service MySQL, ainsi que toutes les fonctions intégrées (telles que la date, l'heure, les fonctions mathématiques et de chiffrement, etc.), et toutes les fonctions du moteur de stockage croisé sont implémentées dans cette couche, telles que les procédures stockées , déclencheurs, vues, etc.

Le moteur de stockage est responsable du stockage et de la récupération des données. Son modèle architectural est plug-in et prend en charge plusieurs moteurs de stockage tels que InnoDB, MyISAM et Memory. Le moteur de stockage le plus couramment utilisé est désormais InnoDB, qui est devenu le moteur de stockage par défaut depuis MySQL 5.5.5. Vous pouvez spécifier l'utilisation de l'exécution du moteur de mémoire en utilisant engin=memory dans l'instruction SQL

Différents moteurs de stockage partagent une couche serveur

1 Connecteur

Le connecteur est responsable de l'établissement des connexions avec les clients, de l'obtention des autorisations et de la maintenance. et Gérer les connexions. La commande de connexion est généralement :

mysql -h$ip -P$port -u$user -p

Le mysql dans la commande de connexion est un outil client utilisé pour établir une connexion avec le serveur. Après avoir terminé la négociation TCP, le connecteur commencera à authentifier l'identité

• Si le nom d'utilisateur ou le mot de passe est incorrect, vous recevrez une erreur « Accès refusé pour l'utilisateur », puis le programme client mettra fin à l'exécution
• Si le nom d'utilisateur et le mot de passe sont authentifiés Pass, le connecteur revient au tableau des autorisations pour connaître les autorisations dont vous disposez. Après cela, la logique de jugement des autorisations dans cette connexion dépendra des autorisations lues à ce moment-là.

Cela signifie qu'une fois qu'un utilisateur a réussi à établir une connexion, même si les autorisations de l'utilisateur sont modifiées à l'aide du compte administrateur, cela n'affecte pas les autorisations. des connexions existantes. Une fois la modification terminée, seules les connexions nouvellement créées utiliseront les nouveaux paramètres d'autorisation.

Une fois la connexion terminée, si vous n'avez aucune action ultérieure, la connexion sera dans un état inactif. Vous pouvez le voir dans la commande show processlist

.

Si la Commande est Sleep, cela signifie que cette connexion est une connexion inactive. Si le client est inactif trop longtemps, le connecteur le déconnectera automatiquement. Ce temps est contrôlé par le paramètre wait_timeout. La valeur par défaut est de 8 heures

Si le client envoie à nouveau une requête après la déconnexion de la connexion, il recevra un message d'erreur : Connexion perdue au serveur MySQL lors de la requête. À ce stade, vous devez vous reconnecter, puis exécuter la requête. Dans la base de données, une connexion longue signifie qu'une fois la connexion réussie, si le client continue de faire des requêtes, la même connexion sera toujours utilisée. Une connexion courte fait référence à la déconnexion de la connexion après avoir exécuté quelques requêtes à chaque fois et au rétablissement d'une connexion pour la requête suivante.

Le processus d'établissement d'une connexion est généralement plus compliqué, il est donc recommandé d'utiliser autant que possible des connexions longues.

Mais utilisez-les tous Après une longue connexion, parfois la mémoire occupée par MySQL augmente très rapidement car la mémoire temporairement utilisée par MySQL lors de l'exécution est gérée dans l'objet de connexion. Ces ressources seront libérées lorsque la connexion sera déconnectée. Par conséquent, si de longues connexions s'accumulent, elles peuvent occuper trop de mémoire et être interrompues de force par le système (MOO). À en juger par le phénomène, MySQL redémarre anormalement. Vous pouvez résoudre ce problème grâce aux deux solutions suivantes :

1. . Longue connexion. Après l'avoir utilisé pendant un certain temps, ou après que le programme a déterminé qu'une requête volumineuse occupant de la mémoire a été exécutée, déconnectez la connexion, puis reconnectez-vous après l'interrogation

2 Si vous utilisez MySQL 5.7 ou une version plus récente, vous peut effectuer une comparaison à chaque fois. Après une opération volumineuse, réinitialisez la ressource de connexion en exécutant mysql_reset_connection. Ce processus ne nécessite pas de reconnexion ni de vérification des autorisations, mais la connexion sera restaurée à l'état où elle vient d'être créée

2. Cache de requête

Une fois la connexion établie, vous pouvez exécuter l'instruction select. Une fois que MySQL a reçu une requête de requête, il ira d'abord dans le cache de requêtes pour voir si cette instruction a déjà été exécutée. Les instructions précédemment exécutées et leurs résultats peuvent être mis en cache directement en mémoire sous la forme de paires clé-valeur. La clé est l'instruction de requête et la valeur est le résultat de la requête. Si la requête peut trouver directement la clé dans ce cache, alors la valeur sera renvoyée directement au client. Si l'instruction n'est pas dans le cache de requête, la phase d'exécution suivante se poursuivra. Une fois l'exécution terminée, les résultats de l'exécution seront stockés dans le cache des requêtes. Si la requête atteint le cache, MySQL peut renvoyer directement le résultat sans effectuer d'opérations complexes ultérieures. Cependant, dans la plupart des cas, il n'est pas recommandé d'utiliser le cache de requêtes car la mise à jour du cache de requêtes échoue très fréquemment. les caches de cette table seront effacés. Pour les bases de données soumises à une forte pression de mise à jour, le taux de réussite du cache de requêtes sera très faible

可以将参数query_cache_type设置成DEMAND，这样对于默认的SQL语句都不使用查询缓存。而对于确定要是查询缓存的语句，可以用SQL_CACHE显示指定，如下面这条语句一样：

select SQL_CACHE * from T where ID=10；

MySQL8.0版本直接将查询缓存的整块功能删掉了

3、分析器

如果没有命中查询缓存，就要开始真正执行语句了。MySQL首先要对SQL语句做解析

分析器会先做词法分析。输入的是由多个字符串和空格组成的一条SQL语句，MySQL需要识别出里面的字符串分别是什么，代表什么

select * from T where ID=10；

MySQL从输入的select这个关键字识别出来，这是一个查询语句。它也要把字符串T识别成表名T，把字符串ID识别成列ID

做完了这些识别以后，就要做语法分析。根据词法分析的结果，语法分析器会根据语法规则，判断这个SQL语句是否满足MySQL语法。如果语法不对，就会收到"You have an error in your SQL syntax"的错误提示

4、优化器

经过了分析器，在开始执行之前，还要先经过优化器的处理

优化器是在表里面有多个索引的时候，决定使用哪个索引；或者在一个语句有多表关联的时候，决定各个表的连接顺序

5、执行器

优化器阶段完成后，这个语句的执行方案就确定下来了，然后进入执行器阶段，开始执行语句

开始执行的时候，要先判断一下你对这个表T有没有执行查询的权限，如果没有，就会返回没有权限的错误，如下所示

mysql> select * from T where ID=10;
ERROR 1142 (42000): SELECT command denied to user 'b'@'localhost' for table 'T'

如果有权限，就打开表继续执行。打开表的时候，执行器就会根据表的引擎定义，去使用这个引擎提供的接口

比如在表T中，ID字段没有索引，那么执行器的执行流程是这样的：

1.调用InnoDB引擎接口取这个表的第一行，判断ID值是不是10，如果不是则跳过，如果是则将这个行存在结果集中

2.调用引擎接口取下一行，重复相同的判断逻辑，直到取到这个表的最后一行

3.执行器将上述遍历过程中所有满足条件的行组成的记录集作为结果集返回给客户端

在数据库的慢查询日志中看到一个rows_examined的字段，表示这个语句执行过程扫描了多少行。这个值就是在执行器每次调用引擎获取数据行的时候累加的

在有些场景下，执行器调用一次，在引起内部则扫描了多行，因此引擎扫描行数跟rows_examined并不是完全相同的

二、日志系统

表T的创建语句如下，这个表有一个主键ID和一个整型字段c：

create table T(ID int primary key, c int);

如果要将ID=2这一行的值加1，SQL语句如下：

update T set c=c+1 where ID=2;

1、redo log（重做日志）

在MySQL中，如果每次的更新操作都需要写进磁盘，然后磁盘也要找到对应的那条记录，然后再更新，整个过程IO成本、查找成本都很高。MySQL里常说的WAL技术，全称是Write-Ahead Logging，它的关键点就是先写日志，再写磁盘

当有一条记录需要更新的时候，InnoDB引擎就会把记录写到redo log里面，并更新buffer pool的page，这个时候更新就算完成了

buffer pool是物理页的缓存，对InnoDB的任何修改操作都会首先在buffer pool的page上进行，然后这样的页面将被标记为脏页并被放到专门的flush list上，后续将由专门的刷脏线程阶段性的将这些页面写入磁盘

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，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。check point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check point之间空着的部分，可以用来记录新的操作。如果write pos追上check point，这时候不能再执行新的更新，需要停下来擦掉一些记录，把check point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

2、binlog（归档日志）

MySQL整体来看就有两块：一块是Server层，主要做的是MySQL功能层面的事情；还有一块是引擎层，负责存储相关的具体事宜。redo log是InnoDB引擎特有的日志，而Server层也有自己的日志，称为binlog

为什么会有两份日志？

Parce qu'il n'y avait pas de moteur InnoDB dans MySQL au début. Le moteur fourni avec MySQL est MyISAM, mais MyISAM n'a pas de fonctionnalités de sécurité contre les pannes et les journaux binlog ne peuvent être utilisés qu'à des fins d'archivage. InnoDB est introduit dans MySQL sous la forme d'un plug-in. Étant donné que le fait de s'appuyer uniquement sur binlog n'a pas de fonctionnalités anti-crash, InnoDB utilise le redo log pour obtenir des capacités anti-crash : Il existe trois formats de journal binlog : STATEMENT, ROW, MIXED

1), mode STATEMENT

Le texte original de l'instruction SQL est enregistré dans le binlog. L'avantage est qu'il n'est pas nécessaire d'enregistrer les modifications de données dans chaque ligne, ce qui réduit la quantité de journaux binlog, économise les E/S et améliore les performances. L'inconvénient est que dans certains cas, les données du maître-esclave seront incohérentes (comme la fonction sleep(), last_insert_id() et les fonctions définies par l'utilisateur (udf), etc. causeront des problèmes)

2) , mode ROW

N'enregistrez pas les informations contextuelles de chaque instruction SQL, enregistrez uniquement quelles données ont été modifiées et quelle est la modification. Et il n'y aura aucun problème si les appels et les déclencheurs de procédures, de fonctions ou de déclencheurs stockés ne peuvent pas être copiés correctement dans certaines circonstances. L'inconvénient est qu'une grande quantité de journaux sera générée, en particulier lors de la modification de la table, les journaux monteront en flèche. 3), Mode MIXTE

Utilisation mixte des deux modes ci-dessus. Généralement, le mode STATEMENT est utilisé pour sauvegarder le binlog et. Le mode STATEMENT ne peut pas être utilisé. L'opération de copie utilise le mode ROW pour enregistrer le journal binaire. MySQL sélectionnera la méthode de stockage du journal en fonction de l'instruction SQL exécutée

3. . Le redo log est unique au moteur InnoDB ; le binlog est l'implémentation de MySQL Server Layer, tous les moteurs peuvent l'utiliser

2 Le redo log est un journal physique, qui enregistre les modifications apportées à certaines données ; un journal logique, qui enregistre la logique originale de l'instruction, telle que l'ID =2 Ajoutez 1 au champ c dans cette ligne3 Le journal redo est écrit en boucle et l'espace sera utilisé ; binlog peut être écrit en plus. Une fois que le fichier binlog atteint une certaine taille, il passera au suivant et il n'écrasera pas les journaux précédents

4 Validation en deux phases

Le processus interne de l'exécuteur et. le moteur InnoDB lors de l'exécution de cette instruction de mise à jour :

1 L'exécuteur trouve d'abord le moteur et prend la ligne ID=2. L'ID est la clé primaire et le moteur utilise directement la recherche arborescente pour trouver cette ligne. Si les données de la ligne avec ID=2 sont déjà dans la mémoire, elles seront renvoyées directement à l'exécuteur ; sinon, elles doivent d'abord être lues dans la mémoire à partir du disque, puis renvoyées 2. L'exécuteur récupère le. données de ligne fournies par le moteur, ajoutez 1 à cette valeur pour obtenir une nouvelle ligne de données, puis appelez l'interface du moteur pour écrire la nouvelle ligne de données

3 Le moteur met à jour la nouvelle ligne de données dans la mémoire et enregistre. l'opération de mise à jour dans le journal redo. Ceci lorsque le journal redo est en état de préparation. Informez ensuite l'exécuteur que l'exécution est terminée et que vous pouvez soumettre la transaction à tout moment

4 L'exécuteur génère le binlog de cette opération et écrit le binlog sur le disque5 L'exécuteur appelle l'interface de transaction de validation du moteur, et le moteur écrit le redo qui vient d'être écrit. Le journal passe à l'état soumis et la mise à jour est terminée. L'organigramme d'exécution de l'instruction de mise à jour est le suivant. La boîte lumineuse dans l'image indique qu'elle est exécutée dans InnoDB et. la case sombre indique qu'il est exécuté dans l'exécuteur.

L'écriture du redo log est divisée en deux étapes : préparer et valider, qui est une validation en deux étapes puisque le redo log et le binlog sont deux logiques indépendantes, si. une validation en deux étapes n'est pas nécessaire, soit écrivez d'abord le journal de rétablissement, puis écrivez le journal binaire, soit Terminez d'abord l'écriture du journal binaire, puis écrivez le journal de rétablissement

1 Terminez d'abord le journal de rétablissement, puis écrivez le journal binaire. Si le processus MySQL redémarre anormalement lorsque le redo log a été écrit mais que le binlog n'a pas encore été écrit. Puisqu'une fois le journal redo écrit, même si le système tombe en panne, les données peuvent toujours être récupérées, donc la valeur de c dans cette ligne après la récupération est 1. Cependant, comme le binlog s'est écrasé avant d'être terminé, cette instruction n'a pas été enregistrée dans le binlog pour le moment. La valeur de c dans cette ligne enregistrée dans le binlog est 0

2. Écrivez d'abord le binlog, puis le redo log. S'il y a un crash après l'écriture du binlog, puisque le redo log n'a pas encore été écrit, la transaction sera invalide après la récupération sur crash, donc la valeur de c dans cette ligne est 0. Mais le journal du changement de c de 0 à 1 a été enregistré dans le binlog. Par conséquent, lorsque le journal binaire est restauré ultérieurement, une transaction supplémentaire sera effectuée et la valeur de c dans la ligne restaurée est 1

Si la validation en deux phases n'est pas utilisée, l'état de la base de données peut être restauré à l'aide de son journal. le statut de la bibliothèque est incohérent. Le journal redo et le binlog peuvent être utilisés pour représenter l'état de validation d'une transaction, et la validation en deux étapes consiste à maintenir les deux états logiquement cohérents. Le journal redo est utilisé pour garantir des capacités de sécurité en cas de crash. Lorsque le paramètre innodb_flush_log_at_trx_commit est défini sur 1, cela signifie que le journal redo de chaque transaction est directement conservé sur le disque. Cela peut garantir que les données ne seront pas perdues après un redémarrage anormal de MySQL. Lorsque le paramètre sync_binlog est défini sur 1, cela signifie. le journal binaire de chaque transaction. Tous sont conservés sur le disque, ce qui garantit que le journal binaire ne sera pas perdu après un redémarrage anormal de MySQL

三、MySQL刷脏页

1、刷脏页的场景

当内存数据页跟磁盘数据页不一致的时候，我们称这个内存页为脏页。内存数据写入到磁盘后，内存和磁盘行的数据页的内容就一致了，称为干净页

• 第一种场景是，InnoDB的redo log写满了，这时候系统会停止所有更新操作，把checkpoint往前推进，redo log留出空间可以继续写
  
  checkpoint位置从CP推进到CP’，就需要将两个点之间的日志对应的所有脏页都flush到磁盘上。之后，上图中从write pos到CP’之间就是可以再写入的redo log的区域

• 第二种场景是，系统内存不足。当需要新的内存页，而内存不够用的时候，就要淘汰一些数据页，空出内存给别的数据页使用。如果淘汰的是脏页，就要先将脏页写到磁盘

这时候不能直接把内存淘汰掉，下次需要请求的时候，从磁盘读入数据页，然后拿redo log出来应用不就行了？

这里是从性能考虑的。如果刷脏页一定会写盘，就保证了每个数据页有两种状态：一种是内存里存在，内存里就肯定是正确的结果，直接返回；另一种是内存里没有数据，就可以肯定数据文件上是正确的结果，读入内存后返回。这样的效率最高

• 第三种场景是，MySQL认为系统空闲的时候刷脏页，当然在系统忙的时候也要找时间刷一点脏页
• 第四种场景是，MySQL正常关闭的时候会把内存的脏页都flush到磁盘上，这样下次MySQL启动的时候，就可以直接从磁盘上读数据，启动速度会很快

redo log写满了，要flush脏页，出现这种情况的时候，整个系统就不能再接受更新了，所有的更新都必须堵住

内存不够用了，要先将脏页写到磁盘，这种情况是常态。InnoDB用缓冲池管理内存，缓冲池中的内存页有三种状态：

• 第一种是还没有使用的
• 第二种是使用了并且是干净页
• 第三种是使用了并且是脏页

InnoDB的策略是尽量使用内存，因此对于一个长时间运行的库来说，未被使用的页面很少

当要读入的数据页没有在内存的时候，就必须到缓冲池中申请一个数据页。这时候只能把最久不使用的数据页从内存中淘汰掉：如果要淘汰的是一个干净页，就直接释放出来复用；但如果是脏页，即必须将脏页先刷到磁盘，变成干净页后才能复用

刷页虽然是常态，但是出现以下两种情况，都是会明显影响性能的：

• 一个查询要淘汰的脏页个数太多，会导致查询的响应时间明显变长
• 日志写满，更新全部堵住，写性能跌为0，这种情况对敏感业务来说，是不能接受的

2、InnoDB刷脏页的控制策略

首先，要正确地告诉InnoDB所在主机的IO能力，这样InnoDB才能知道需要全力刷脏页的时候，可以刷多快。参数为innodb_io_capacity，建议设置成磁盘的IOPS

InnoDB的刷盘速度就是考虑脏页比例和redo log写盘速度。参数innodb_max_dirty_pages_pct是脏页比例上限，默认值是75%。脏页比例是通过Innodb_buffer_pool_pages_dirty/Innodb_buffer_pool_pages_total得到的，SQL语句如下：

mysql>  select VARIABLE_VALUE into @a from performance_schema.global_status where VARIABLE_NAME = 'Innodb_buffer_pool_pages_dirty';
select VARIABLE_VALUE into @b from performance_schema.global_status where VARIABLE_NAME = 'Innodb_buffer_pool_pages_total';
select @a/@b;

四、日志相关问题

问题一：在两阶段提交的不同时刻，MySQL异常重启会出现什么现象

如果在图中时刻A的地方，也就是写入redo log处于prepare阶段之后、写binlog之前，发生了崩溃，由于此时binlog还没写，redo log也还没提交，所以崩溃恢复的时候，这个事务会回滚。这时候，binlog还没写，所以也不会传到备库

如果在图中时刻B的地方，也就是binlog写完，redo log还没commit前发生崩溃，那崩溃恢复的时候MySQL怎么处理？

崩溃恢复时的判断规则：

1）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

2）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.如果完整，则提交事务

b.否则，回滚事务

时刻B发生崩溃对应的就是2(a)的情况，崩溃恢复过程中事务会被提交

问题二：MySQL怎么知道binlog是完整的？

一个事务的binlog是有完整格式的：

• statement格式的binlog，最后会有COMMIT
• row格式的binlog，最后会有一个XID event

问题三：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prepare、而没有commit的redo log，就拿着XID去binlog找对应的事务

问题四：redo log一般设置多大？

如果是现在常见的几个TB的磁盘的话，redo log设置为4个文件、每个文件1GB

问题五：正常运行中的实例，数据写入后的最终落盘，是从redo log更新过来的还是从buffer pool更新过来的呢？

redo log并没有记录数据页的完整数据，所以它并没有能力自己去更新磁盘数据页，也就不存在数据最终落盘是由redo log更新过去的情况

1.如果是正常运行的实例的话，数据页被修改以后，跟磁盘的数据页不一致，称为脏页。最终数据落盘，就是把内存中的数据页写盘。这个过程，甚至与redo log毫无关系

2.在崩溃恢复场景中，InnoDB如果判断到一个数据页可能在崩溃恢复的时候丢失了更新，就会将它对到内存，然后让redo log更新内存内容。更新完成后，内存页变成脏页，就回到了第一种情况的状态

问题六：redo log buffer是什么？是先修改内存，还是先写redo log文件？

在一个事务的更新过程中，日志是要写多次的。比如下面这个事务：

begin;insert into t1 ...insert into t2 ...commit;

这个事务要往两个表中插入记录，插入数据的过程中，生成的日志都得先保存起来，但又不能在还没commit的时候就直接写到redo log文件里

所以，redo log buffer就是一块内存，用来先存redo日志的。也就是说，在执行第一个insert的时候，数据的内存被修改了，redo log buffer也写入了日志。但是，真正把日志写到redo log文件，是在执行commit语句的时候做的

五、MySQL是怎么保证数据不丢的？

只要redo log和binlog保证持久化到磁盘，就能确保MySQL异常重启后，数据可以恢复

1、binlog的写入机制

事务执行过程中，先把日志写到binlog cache，事务提交的时候，再把binlog cache写到binlog文件中。一个事务的binlog是不能被拆开的，因此不论这个事务多大，也要确保一次性写入

系统给binlog cache分配了一片内存，每个线程一个，参数binlog_cache_size用于控制单个线程内binlog cache所占内存的大小。如果超过了这个参数规定的大小，就要暂存到磁盘

事务提交的时候，执行器把binlog cache里的完整事务写入到binlog中，并清空binlog cache

每个线程有自己binlog cache，但是共用一份binlog文件

• 图中的write，指的就是把日志写入到文件系统的page cache，并没有把数据持久化到磁盘，所以速度比较快
• 图中的fsync，才是将数据持久化到磁盘的操作。一般情况下认为fsync才占磁盘的IOPS

write和fsync的时机，是由参数sync_binlog控制的：

• sync_binlog=0的时候，表示每次提交事务都只write，不fsync
• sync_binlog=1的时候，表示每次提交事务都会执行fsync
• sync_binlog=N（N>1）的时候，表示每次提交事务都write，但累积N个事务后才fsync

因此，在出现IO瓶颈的场景中，将sync_binlog设置成一个比较大的值，可以提升性能，对应的风险是：如果主机发生异常重启，会丢失最近N个事务的binlog日志

2、redo log的写入机制

事务在执行过程中，生成的redo log是要先写到redo log buffer的。redo log buffer里面的内容不是每次生成后都要直接持久化到磁盘，也有可能在事务还没提交的时候，redo log buffer中的部分日志被持久化到磁盘

redo log可能存在三种状态，对应下图的三个颜色块

这三张状态分别是：

• Existe dans le tampon de journalisation, physiquement dans la mémoire du processus MySQL, qui est la partie rouge sur l'image
• Écrit sur le disque, mais non persisté, physiquement dans le cache de pages du système de fichiers, qui est la partie jaune sur l'image La partie
• est conservée sur le disque, ce qui correspond au disque dur, qui est la partie verte sur l'image

L'écriture du journal dans le tampon redo log et l'écriture dans le cache des pages sont très rapides, mais le la vitesse de persistance sur le disque est beaucoup plus lente

Afin de contrôler la stratégie d'écriture du journal redo, InnoDB fournit le paramètre innodb_flush_log_at_trx_commit, qui a trois valeurs possibles :

• Lorsqu'il est défini sur 0, cela signifie que le journal redo sera uniquement laissé en restauration à chaque fois qu'une transaction est validée. Lorsque
• est défini sur 1 dans le tampon de journal, cela signifie que le journal de restauration est directement conservé sur le disque à chaque fois qu'une transaction est soumise. Lorsque
• est défini sur 2, il est conservé. signifie que le journal de rétablissement n'est écrit dans le cache de page qu'à chaque fois qu'une transaction est soumise.

InnoDB a un thread d'arrière-plan Toutes les 1 secondes, il appelle write pour écrire le journal dans le tampon de journalisation dans le cache de page du fichier. système, puis appelle fsync pour le conserver sur le disque. Le journal redo au milieu de l'exécution de la transaction est également écrit directement dans le tampon de journalisation, et ces journaux redo seront également conservés sur le disque par le thread d'arrière-plan. En d'autres termes, le journal redo d'une transaction non validée peut avoir été conservé sur le disque

Il existe deux scénarios dans lesquels le journal redo d'une transaction non validée sera écrit sur le disque

1 lorsque l'espace est occupé. sur le point d'atteindre la moitié de innodb_log_buffer_size, le thread d'arrière-plan écrira activement sur le disque. Étant donné que la transaction n'a pas été soumise, l'action d'écriture sur le disque consiste uniquement à écrire sans appeler fsync, ce qui signifie qu'elle ne reste que dans le cache de pages du système de fichiers

2 Lorsqu'une transaction parallèle est soumise, le tampon de journalisation de cette transaction. est conservé sur le disque. Supposons que la transaction A est à mi-chemin de l'exécution et qu'elle a écrit des journaux de rétablissement dans le tampon. À ce stade, la transaction B d'un autre thread est soumise. Si innodb_flush_log_at_trx_commit est défini sur 1, la transaction B conservera tous les journaux dans le tampon de rétablissement. disque. À ce stade, le journal de la transaction A dans le tampon de journalisation sera conservé ensemble sur le disque. En termes de timing, le journal de rétablissement est préparé en premier, puis le journal binaire est écrit et enfin le journal de rétablissement. est engagé. Si innodb_flush_log_at_trx_commit est défini sur 1, alors le journal redo sera conservé une fois dans la phase de préparation

La configuration double 1 de MySQL signifie que sync_binlog et innodb_flush_log_at_trx_commit sont tous deux définis sur 1. En d'autres termes, avant qu'une transaction ne soit entièrement validée, elle doit attendre deux vidages de disque, un pour le redo log (étape de préparation) et un pour le binlog

3 Mécanisme de soumission de groupe

Le numéro de séquence logique du journal LSN est. croissant de manière monotone Utilisé pour correspondre aux points d'écriture du redo log Chaque fois qu'un redo log de longueur length est écrit, la valeur de LSN sera ajoutée à la longueur. LSN sera également écrit sur la page de données d'InnoDB pour garantir que la page de données ne sera pas exécutée plusieurs fois et répétée du journal de rétablissement

L'image ci-dessus montre trois transactions simultanées dans la phase de préparation. Elles ont toutes écrit le journal de rétablissement. tampon et sont conservés sur Pendant le processus du disque, les LSN correspondants sont respectivement 50, 120 et 160

1 trx1 est le premier à arriver et sera sélectionné comme leader de ce groupe

2 Lorsque trx1 commence à écrire sur. sur le disque, le nombre de personnes dans ce groupe sera Il y a eu trois transactions, et le LSN est également devenu 160

3 Quand trx1 va écrire sur le disque, cela amène LSN=160, donc quand trx1 revient, tout est refait. les journaux avec un LSN inférieur ou égal à 160 ont été conservés sur le disque

4 À l'heure actuelle, trx2 et trx3 peuvent être renvoyés directement

Dans une soumission de groupe, plus il y a de membres de l'équipe, meilleur est l'effet de. sauvegarde des IOPS sur le disque

Afin de permettre à un fsync d'amener plus de membres de l'équipe, MySQL a optimisé le délai

binlog peut également être soumis en groupe lors de l'exécution de l'étape 4 de la figure ci-dessus pour fsync le binlog avec le. disque, si les journaux binaires de plusieurs transactions ont été écrits, ils seront également conservés ensemble. Cela peut également réduire la consommation d'IOPS

Si vous souhaitez améliorer l'effet de la soumission du groupe binlog, vous pouvez y parvenir en définissant les deux paramètres. binlog_group_commit_sync_delay et binlog_group_commit_sync_no_delay_count

1. Le paramètre binlog_group_commit_sync_delay indique combien de microsecondes attendre avant d'appeler fsync

2.binlog_group_commit_syn c_no_delay_count représentation du paramètre Combien de fois fsync doit-il être appelé après avoir accumulé

Aussi longtemps que l'une de ces deux conditions est remplie, fsync s'appellera

Le mécanisme WAL bénéficie principalement de deux aspects :

• Le journal redo et le binlog sont écrits séquentiellement. L'écriture séquentielle sur le disque est plus rapide que l'écriture aléatoire.
• Le mécanisme de soumission de groupe peut réduire considérablement la consommation d'IOPS de l'ordre du disque

4. est IO, quelles méthodes peuvent être utilisées pour améliorer les performances

1. Définissez les paramètres binlog_group_commit_sync_delay (combien de microsecondes attendre avant d'appeler fsync) et binlog_group_commit_sync_no_delay_count (combien de fois accumuler avant d'appeler fsync) pour réduire le nombre d'écritures sur le disque binlog. . Cette méthode est implémentée sur la base d'une attente intentionnelle supplémentaire, elle peut donc augmenter le temps de réponse de l'instruction, mais il n'y a aucun risque de perte de données

2. Définissez sync_binlog sur une valeur supérieure à 1 (écriture à chaque fois qu'une transaction est validée, mais accumule N fsync après une transaction). Le risque de faire cela est que le journal binlog sera perdu lorsque l'hôte est mis hors tension

3. Définissez innodb_flush_log_at_trx_commit sur 2 (écrivez uniquement le journal de rétablissement dans le cache de page à chaque fois qu'une transaction est validée). Le risque de faire cela est que les données seront perdues lorsque l'hôte perd l'alimentation

[Recommandation associée : Tutoriel vidéo MySQL]

Ce qui précède est le contenu détaillé de. pour plus d'informations, suivez d'autres articles connexes sur le site Web de PHP en chinois!