Infrastruktur MySQL dan analisis contoh sistem log

1 Infrastruktur MySQL

MySQL boleh dibahagikan kepada dua bahagian: Lapisan pelayan dan lapisan enjin storan

Lapisan Pelayan termasuk penyambung, cache pertanyaan, penganalisis, pengoptimum, pelaksana, dsb., meliputi kebanyakan fungsi perkhidmatan teras MySQL, serta semua fungsi terbina dalam (seperti tarikh, masa, matematik dan fungsi penyulitan, dll.), semua fungsi enjin storan silang dilaksanakan pada lapisan ini, seperti prosedur tersimpan, pencetus, pandangan, dsb.

Enjin storan bertanggungjawab untuk penyimpanan dan pengambilan data. Enjin storan berbilang (seperti InnoDB, MyISAM dan Memory) boleh disokong, yang berdasarkan model seni bina pemalam. InnoDB pada masa ini ialah enjin storan yang paling biasa digunakan dan telah menjadi enjin storan lalai sejak MySQL versi 5.5.5. Kaedah untuk menentukan pelaksanaan enjin memori adalah dengan menggunakan engin=memory dalam pernyataan SQL

Enjin storan yang berbeza berkongsi lapisan Pelayan

1 >Penyambung bertanggungjawab untuk mewujudkan sambungan dengan pelanggan, mendapatkan kebenaran, mengekalkan dan mengurus sambungan. Perintah sambungan secara amnya:

mysql -h$ip -P$port -u$user -p

Mysql dalam arahan sambungan ialah alat klien yang digunakan untuk mewujudkan sambungan dengan pelayan. Selepas melengkapkan jabat tangan TCP, penyambung akan mula mengesahkan identiti

Jika nama pengguna atau kata laluan tidak betul, anda akan menerima ralat "Akses ditolak untuk pengguna", dan kemudian klien program Tamat pelaksanaan

• Penyambung akan mendapatkan semula kebenaran yang anda miliki daripada jadual kebenaran selepas mengesahkan nama pengguna dan kata laluan. Selepas itu, logik penghakiman kebenaran dalam hubungan ini akan bergantung pada kebenaran yang dibaca pada masa ini

• Ini bermakna selepas pengguna berjaya mewujudkan sambungan, walaupun dia menggunakan akaun pentadbir untuk Pengubahsuaian pada kebenaran pengguna ini tidak akan menjejaskan kebenaran sambungan sedia ada. Selepas pengubahsuaian selesai, hanya sambungan yang baru dibuat akan menggunakan tetapan kebenaran baharu

Selepas sambungan selesai, jika anda tidak mempunyai tindakan seterusnya, sambungan akan berada dalam keadaan terbiar, yang boleh dilihat dalam tunjukkan arahan senarai proses

Arahan ialah Tidur, menunjukkan bahawa sambungan ini ialah sambungan melahu

Jika pelanggan tidak aktif terlalu lama, penyambung akan terputus sambungan secara automatik ia. Masa ini dikawal oleh parameter wait_timeout. Nilai lalai ialah 8 jam

Jika pelanggan menghantar permintaan sekali lagi selepas sambungan diputuskan, ia akan menerima mesej ralat: Sambungan terputus ke pelayan MySQL semasa pertanyaan. Pada masa ini, anda perlu menyambung semula dan kemudian melaksanakan permintaan

Apabila pelanggan terus menghantar permintaan, sambungan panjang merujuk kepada menggunakan sambungan yang sama selepas mewujudkan sambungan dengan pangkalan data. Sambungan pendek merujuk kepada memutuskan sambungan selepas melaksanakan beberapa pertanyaan setiap kali, dan mewujudkan semula sambungan untuk pertanyaan seterusnya

Proses mewujudkan sambungan biasanya lebih rumit, jadi disyorkan untuk menggunakan sambungan yang panjang seboleh-bolehnya

Tetapi selepas semua sambungan yang panjang digunakan, kadangkala memori yang diduduki oleh MySQL meningkat dengan cepat Ini kerana memori yang digunakan buat sementara oleh MySQL semasa pelaksanaan diuruskan dalam objek sambungan. Sumber ini akan dikeluarkan apabila sambungan diputuskan. Oleh itu, jika sambungan panjang terkumpul, mereka mungkin menduduki terlalu banyak memori dan dibunuh secara paksa oleh sistem (OOM Berdasarkan fenomena, MySQL dimulakan semula secara tidak normal

Masalah ini boleh diselesaikan melalui dua penyelesaian berikut:

1. Putuskan sambungan yang panjang dengan kerap. Mengikut pertimbangan dalaman program, jika pertanyaan yang menggunakan sejumlah besar memori dilaksanakan, sambungan akan diputuskan selepas tempoh masa tertentu. Jika anda perlu bertanya lagi, anda perlu mewujudkan semula sambungan

2 Jika anda menggunakan MySQL 5.7 atau lebih baharu, anda boleh memulakan semula sumber sambungan dengan melaksanakan mysql_reset_connection selepas setiap pelaksanaan operasi yang agak besar. Dinyatakan semula: Walaupun proses ini tidak memerlukan penyambungan semula atau pengesahan kebenaran, status sambungan akan dipulihkan kepada keadaan awal penciptaan

2. Cache pertanyaan

Penubuhan sambungan selesai Selepas itu, anda boleh melaksanakan penyataan pilih. Selepas MySQL mendapat permintaan pertanyaan, ia akan pergi ke cache pertanyaan terlebih dahulu untuk melihat sama ada pernyataan ini telah dilaksanakan sebelum ini. Penyataan yang dilaksanakan sebelum ini dan keputusannya mungkin dicache terus dalam ingatan sebagai pasangan nilai kunci. Kuncinya ialah pernyataan pertanyaan, dan nilainya ialah hasil pertanyaan. Jika kunci ditemui dalam cache, nilai yang sepadan akan dikembalikan terus kepada klienJika pernyataan itu tiada dalam cache pertanyaan, fasa pelaksanaan seterusnya akan diteruskan. Selepas pelaksanaan selesai, hasil pelaksanaan akan disimpan dalam cache pertanyaan. Jika pertanyaan mencecah cache, MySQL boleh terus mengembalikan hasil tanpa melakukan operasi kompleks seterusnya Ini sangat cekap

Tetapi dalam kebanyakan kes, ia tidak disyorkan untuk menggunakan cache pertanyaan kerana cache pertanyaan gagal dengan kerap. Untuk kemas kini pada jadual, semua cache pertanyaan pada jadual ini akan dikosongkan. Untuk pangkalan data dengan tekanan kemas kini yang berat, kadar hit bagi cache pertanyaan akan menjadi sangat rendah

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。MySQL需要识别一条由多个字符串和空格组成的SQL语句，将其中的每个字符串识别并理解其代表的意义

select * from T where ID=10；

当输入select关键字时，MySQL会识别它为一个查询语句。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。基于词法分析的结果，语法分析器会依据MySQL语法规则来检查这个SQL语句是否符合规范。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

在慢查询日志中可以查看到一个名为rows_examined的字段，其表示执行该语句所扫描的行数。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。InnoDB引擎拥有一种特定的日志称为redo log，而Server层也有其自己的日志，被称为binlog

为什么会有两份日志？

Kerana tiada enjin InnoDB dalam MySQL pada mulanya. Enjin yang disertakan dengan MySQL ialah MyISAM, tetapi MyISAM tidak mempunyai keupayaan selamat ranap, dan log binlog hanya boleh digunakan untuk pengarkiban. InnoDB diperkenalkan ke dalam MySQL dalam bentuk pemalam Memandangkan hanya bergantung pada binlog tidak mempunyai keupayaan selamat ranap, InnoDB menggunakan log buat semula untuk mencapai keupayaan selamat ranap

format log binlog:

Terdapat tiga format binlog: STATEMENT, ROW, MIXED

1), mod STATEMENT

Teks asal SQL kenyataan direkodkan dalam binlog. Kelebihannya ialah tidak perlu merekod perubahan data dalam setiap baris, yang mengurangkan jumlah log binlog, menjimatkan IO dan meningkatkan prestasi. Kelemahannya ialah dalam beberapa kes ia akan menyebabkan ketidakkonsistenan data dalam master-slave (seperti fungsi sleep(), last_insert_id(), dan fungsi yang ditentukan pengguna (udf), dll.)

2 ), mod ROW

hanya perlu merekodkan data yang telah diubah suai dan status yang diubah suai, tanpa merekodkan maklumat konteks setiap pernyataan SQL. Dan tidak akan ada masalah bahawa panggilan dan pencetus prosedur atau fungsi atau pencetus yang disimpan tidak dapat disalin dengan betul dalam keadaan tertentu. Kelemahannya ialah ia akan menjana sejumlah besar log, terutamanya apabila melakukan operasi alter table, yang akan menyebabkan log meningkat dengan cepat

3), mod MIXED

dua mod di atas Penggunaan campuran, replikasi umum menggunakan mod STATEMENT untuk menyimpan binlog, untuk operasi yang tidak boleh disalin dalam mod STATEMENT, gunakan mod ROW untuk menyimpan binlog, MySQL akan memilih kaedah menyimpan log mengikut pernyataan SQL yang dilaksanakan

3. Buat semula log Perbezaan daripada log binlog

1

2. Buat semula log adalah fizikal Log merekodkan pengubahsuaian yang dibuat kepada data tertentu, yang merekodkan logik asal bagi penyata baris dengan ID=2

3. Buat semula log ditulis dalam gelung, dan ruang akan sentiasa habis digunakan selepas fail binlog mencapai saiz tertentu yang seterusnya dan tidak akan menimpa log sebelumnya

4. Penyerahan dua peringkat

Proses dalaman pelaksana dan enjin InnoDB apabila melaksanakan ini kenyataan kemas kini:

1. Pelaksana mula-mula mencari enjin dan mendapat ID =2 baris ini. ID ialah kunci utama dan enjin terus menggunakan carian pokok untuk mencari baris ini. Jika data dalam baris dengan ID=2 sudah ada dalam ingatan, ia akan dikembalikan terus kepada pelaksana jika tidak, ia perlu dibaca ke dalam memori dari cakera terlebih dahulu, dan kemudian dikembalikan kepada

2. Pelaksana mendapat data baris enjin, tambah 1 pada nilai ini untuk mendapatkan baris data baharu, dan kemudian panggil antara muka enjin untuk menulis baris data baharu ini

3. Enjin mengemas kini baris baharu ini data ke dalam memori dan mengemas kini baris ini pada masa yang sama Operasi direkodkan dalam log buat semula, dan log buat semula berada dalam keadaan sediakan pada masa ini. Kemudian maklumkan kepada pelaksana bahawa pelaksanaan telah selesai dan anda boleh menyerahkan transaksi pada bila-bila masa

4. Pelaksana menjana binlog operasi ini dan menulis binlog ke cakera

5 pelaksana memanggil antara muka transaksi komit enjin , enjin menukar log buat semula yang baru ditulis kepada keadaan yang diserahkan, dan kemas kini selesai Carta alir pelaksanaan

penyata kemas kini adalah seperti berikut angka menunjukkan bahawa ia dilaksanakan di dalam InnoDB, dan kotak gelap menunjukkan bahawa ia dilaksanakan dalam pelaksana

dilaksanakan dalam

membahagikan tulisan log semula ke dalam dua langkah: sediakan dan komit, iaitu komit dua peringkat

Memandangkan log buat semula dan Binlog ialah dua logik bebas Jika penyerahan dua peringkat tidak diperlukan, sama ada tulis log buat semula dahulu dan kemudian tulis binlog, atau tulis binlog dahulu dan kemudian tulis semula log

1 Tulis semula log dahulu dan kemudian tulis binlog . Jika proses MySQL dimulakan semula secara tidak normal apabila log buat semula telah ditulis tetapi binlog belum lagi ditulis. Memandangkan selepas log buat semula ditulis, walaupun sistem ranap, data masih boleh dipulihkan, jadi nilai c dalam baris ini selepas pemulihan ialah 1. Walau bagaimanapun, kerana binlog ranap sebelum ia selesai, pernyataan ini tidak direkodkan dalam binlog pada masa ini Nilai c dalam baris ini yang direkodkan dalam binlog ialah 0

2. Tulis binlog dahulu dan kemudian. log buat semula. Jika berlaku ranap selepas binlog ditulis, memandangkan log buat semula belum ditulis lagi, transaksi akan menjadi tidak sah selepas pemulihan ranap, jadi nilai c dalam baris ini ialah 0. Tetapi binlog telah merekodkan log perubahan c dari 0 kepada 1. Oleh itu, apabila menggunakan pemulihan binlog, akan ada satu lagi transaksi, dan nilai lajur c akhirnya dipulihkan ialah 1

Jika komit dua fasa tidak digunakan, keadaan pangkalan data mungkin berbeza daripada keadaan perpustakaan menggunakan pemulihan lognya Tidak konsisten. Kedua-dua log buat semula dan binlog boleh digunakan untuk mewakili status komit transaksi, dan komit dua peringkat adalah untuk memastikan kedua-dua keadaan itu konsisten secara logik

log buat semula digunakan untuk memastikan keupayaan selamat ranap. Apabila parameter innodb_flush_log_at_trx_commit ditetapkan kepada 1, ini bermakna log buat semula setiap urus niaga berterusan ke cakera, yang boleh memastikan bahawa data tidak akan hilang selepas MySQL dimulakan semula secara tidak normal ditetapkan kepada 1, ini bermakna setiap transaksi Binlog setiap transaksi disimpan ke cakera, yang memastikan binlog tidak akan hilang selepas MySQL dimulakan semula secara tidak normal

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。当内存数据被写入磁盘后，内存和磁盘上的数据页就会保持一致，这种状态被称为“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。当内存空间不足以分配新的内存页时，系统会选择淘汰一些数据页来腾出内存空间以供其他数据页使用。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

如果要读取的数据页不在内存中，则需要从缓冲池中请求一个数据页。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

考虑到脏页比例和redo log写入速度，InnoDB的刷盘速度得到优化。默认值为75％，参数innodb_max_dirty_pages_pct限制了脏页的比例。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

脏页是指在正常运行的实例中，当数据页被修改后，与存储在磁盘上的数据页不一致。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。在执行commit语句时，才真正将日志写入redo log文件

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。无法分割一个事务的binlog，因此无论该事务有多大，都必须确保一次性写入

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

在执行事务过程中所产生的 redo log 需要先写入 redo log 缓存。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：

• wujud dalam penimbal log buat semula, yang secara fizikalnya dalam memori proses MySQL, iaitu bahagian merah dalam gambar

• ditulis pada cakera, tetapi tidak berterusan , secara fizikal dalam cache halaman sistem fail, yang merupakan bahagian kuning dalam gambar

• dikekalkan ke cakera, yang sepadan dengan cakera keras, iaitu bahagian hijau dalam gambar

Menulis log untuk membuat semula penimbal log dan menulis ke cache halaman kedua-duanya sangat pantas, tetapi berterusan ke cakera adalah lebih perlahan

Untuk Kawalan log buat semula Strategi penulisan, InnoDB menyediakan parameter innodb_flush_log_at_trx_commit, yang mempunyai tiga nilai yang mungkin:

• Apabila ditetapkan kepada 0, ini bermakna log buat semula hanya akan ditinggalkan dalam log buat semula setiap masa transaksi dilakukan. Apabila

• dalam penimbal ditetapkan kepada 1, ini bermakna log buat semula akan diteruskan terus ke cakera setiap kali transaksi diserahkan

• ditetapkan kepada 2 Apabila, ini bermakna setiap kali transaksi dilakukan, log buat semula hanya ditulis pada cache halaman

InnoDB mempunyai benang latar belakang, dan setiap 1 saat, log dalam penimbal log buat semula akan ditulis, panggil tulis untuk menulis ke cache halaman sistem fail, dan kemudian panggil fsync untuk meneruskan ke cakera. Log buat semula di tengah-tengah pelaksanaan transaksi juga ditulis terus dalam penimbal log buat semula, dan log buat semula ini juga akan dikekalkan ke cakera oleh benang latar belakang. Dalam erti kata lain, walaupun urus niaga belum lagi dilakukan, log ubah semulanya mungkin telah dikekalkan ke cakera

Terdapat dua senario di mana log ubah semula transaksi yang tidak komited akan ditulis ke cakera

1. Apabila ruang yang diduduki oleh penimbal log buat semula hampir mencapai separuh daripada saiz innodb_log_buffer_size, utas latar belakang akan menulis secara aktif pada cakera. Memandangkan transaksi belum diserahkan, tindakan menulis cakera hanya menulis tanpa memanggil fsync, yang bermaksud ia hanya kekal dalam cache halaman sistem fail

2 Apabila transaksi selari diserahkan, buat semula urus niaga ini secara kebetulan Penampan log diteruskan ke cakera. Anggapkan bahawa urus niaga A adalah separuh daripada pelaksanaan dan telah menulis beberapa log buat semula ke dalam penimbal Pada masa ini, transaksi B dari urutan lain diserahkan Jika innodb_flush_log_at_trx_commit ditetapkan kepada 1, transaksi B akan mengekalkan semua log dalam penimbal log semula. cakera. Apabila ini berlaku, penimbal log buat semula yang berkaitan dengan transaksi A akan direkodkan ke cakera bersama-sama

Komit dua peringkat Dari segi pemasaan, log buat semula disediakan terlebih dahulu, kemudian binlog ditulis, dan akhirnya buat semula log komited . Jika innodb_flush_log_at_trx_commit ditetapkan kepada 1, maka log buat semula mesti diteruskan sekali dalam fasa penyediaan

Konfigurasi double 1 MySQL bermakna kedua-dua sync_binlog dan innodb_flush_log_at_trx_commit ditetapkan kepada 1. Dalam erti kata lain, sebelum transaksi dilakukan sepenuhnya, ia perlu menunggu dua siram cakera, satu untuk log semula (peringkat penyediaan) dan satu untuk binlog

3 mekanisme penyerahan kumpulan

Nombor jujukan logik log LSN meningkat secara monoton dan digunakan untuk sepadan dengan setiap titik tulis log buat semula Setiap kali log buat semula dengan panjang panjang ditulis, nilai LSN akan ditambah panjangnya. LSN juga akan direkodkan dalam halaman data InnoDB untuk memastikan bahawa pelaksanaan berulang log semula akan mengelakkan kemas kini berulang halaman data

Gambar di atas menunjukkan tiga transaksi serentak dalam fasa penyediaan , semua penimbal log buat semula bertulis, proses berterusan ke cakera, LSN yang sepadan masing-masing ialah 50, 120 dan 160

1.trx1 ialah yang pertama tiba dan akan dipilih sebagai ketua kumpulan ini

2. Apabila trx1 mula menulis ke cakera, sudah terdapat tiga transaksi dalam kumpulan ini, dan LSN juga telah menjadi 160 pada masa ini

3 , ia membawa LSN= 160, jadi apabila trx1 kembali, semua log buat semula dengan LSN kurang daripada atau sama dengan 160 telah disimpan ke cakera

4 Pada masa ini, trx2 dan trx3 boleh kembali terus

kumpulan Dalam penyerahan, lebih ramai ahli pasukan terdapat, lebih baik kesan penjimatan cakera IOPS

Untuk membolehkan lebih ramai ahli pasukan dibawa oleh satu fsync, MySQL telah meluangkan masa- menggunakan pengoptimuman

Binlog juga boleh diserahkan dalam kumpulan Apabila melaksanakan langkah 4 rajah di atas untuk menyegerakkan binlog ke cakera, jika binlog berbilang transaksi telah ditulis. , ia akan diteruskan bersama, yang juga boleh mengurangkan penggunaan IOPS

Jika anda ingin meningkatkan kesan penyerahan kumpulan binlog, anda boleh mencapai ini dengan menetapkan dua parameter binlog_group_commit_sync_delay dan binlog_group_commit_sync_no_delay_count

1. Parameter binlog_group_commit_sync_delay menunjukkan bilangan mikrosaat untuk ditangguhkan sebelum memanggil fsync

2 Parameter binlog_group_commit_sync_no_delay_count menunjukkan berapa kali terkumpul sebelum memanggil fsync

selama ini. dua syarat dipenuhi, fsync akan dipanggil

Mekanisme WAL terutamanya mendapat manfaat daripada dua Aspek:

• Kedua-dua buat semula log dan binlog ditulis secara berurutan, dan penulisan berurutan ke cakera adalah lebih pantas daripada penulisan rawak

• Mekanisme Penyerahan Kumpulan boleh mengurangkan penggunaan IOPS pesanan cakera

  dengan ketara.

4 Jika MySQL kini mempunyai kesesakan prestasi, dan kesesakan itu berada pada IO, apakah kaedah yang boleh digunakan untuk meningkatkan prestasi

1 (kelewatan Berapa mikrosaat sebelum fsync dipanggil) dan binlog_group_commit_sync_no_delay_count (berapa kali terkumpul sebelum fsync dipanggil) parameter untuk mengurangkan bilangan binlog menulis ke cakera. Walaupun kaedah ini boleh meningkatkan masa tindak balas penyata, tiada risiko kehilangan data kerana ia dicapai dengan sengaja menunggu

2. Tetapkan sync_binlog kepada nilai yang lebih besar daripada 1 (setiap kali transaksi dilakukan tulis , tetapi fsync selepas mengumpul N transaksi). Risiko melakukan ini ialah log binlog akan hilang apabila hos dimatikan

3. Tetapkan innodb_flush_log_at_trx_commit kepada 2 (hanya log buat semula ditulis pada cache halaman setiap kali transaksi dilakukan). Risiko melakukan ini ialah data akan hilang apabila hos dimatikan

Atas ialah kandungan terperinci Infrastruktur MySQL dan analisis contoh sistem log. Untuk maklumat lanjut, sila ikut artikel berkaitan lain di laman web China PHP!