前言
我们在前文介绍了普通索引能利用chang buffer减少IO的随机读写，其实innodb的redo log也能做到。
顺序读写和随机读写
顺序读写:比如写redolog日志是不停的在日志文件末尾追加日志，这是磁盘顺序读写，磁盘顺序读写性能很高
随机读写:比如mysql从磁盘中读取数据到内存涉及到随机IO访问，性能是比较差的，对于磁盘随机读来说，主要关注的性能指标是IOPS和响应延迟
IOPS指标实际上对数据库的crud操作的QPS影响非常大的，因为他在某种程度上几乎决定了你每次能执行多少个SQL语句，底层存储的IOPS越高，你的数据库的并发能力就越高。
一般对于核心业务的数据库的生产环境机器规划，我们都是推荐使用SSD固态硬盘，而不是机械硬盘，因为SSD固态硬盘的随机读写并发能力和响应延迟要比机械硬盘好得多，可以大幅度提升数据库的QPS和性能。
更具体了解mysql的日志顺序读写数据随机读写以及linux底层原理
两阶段提交
两阶段指redo log的两种状态
redo log的写入分为两阶段，在要更新内存数据时：
1.将新数据更新到内存并记录到redo log，redo log
处于prepare状态并告知执行器可以提交事务
2.执行器生成这个操作的binlog并写入磁盘
3.redo log状态成为提交(commit)，更新完成
两阶段提交保证了两个日志记录一致
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这里的commit是指事务提交过程中的一个小步骤也是最后一部，当执行完成这个步骤后，事务也就提交完成了，mysql语法中的“commit”包含了图中的commit
binlog写入机制
事务的执行过程中，binlog会先被写入到binlog cache（缓存）中；事务提交时，再将binlog cache写入到binlog文件中。
系统给binlog cache分配一片内存，每个线程一个
binlog_cache用于控制单线程内binlog cache内存大小，当超过这个参数，就要暂存到磁盘
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如上图所示，每个线程(trx )都有自己的binlog cache，
但是只有一份binlog文件
- write指把日志写入到文件系统的page cache中，并没有写入磁盘所以速度快。
- fsync为写盘，一般我们认为fsync才占磁盘的IOPS
write和fsync的时机是由参fsync_binlog控制的：
- =1表示每次提交事务都会执行fsync
- =0表示只执行write
- =N(N>1)表示每次都write，但累计N个事务后才fsync
因此sync_binlog设成一个大值可提升性能
redo log写入机制
事务执行过程中，生成的redo log要先写到redo log buffer中，下面是redo log的三种状态(和binlog类似)
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1.存在redo log buffer中，物理上是在MySQL进程内存中
2.write到文件系统的page cache中，但是没有进行实际写盘操作(fsync)
3.持久化到磁盘，写盘结束，对应hard disk即绿色
InnoDB 有一个后台线程，每个 1 秒钟 就会将 redo log buffer 中的日志，调用 write 写入到 文件系统的 page cache 中，然后再调用 fsync 持久化到磁盘中。redo log buffer 是共享的，因此一些正在执行中的事务的 redo log 也有可能被持久化到磁盘中。
innoDB根据参数innodb_flush_log_at_trx_commit，redolog的写入策略有三种可能取值：
1.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;
2.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；
3.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。
综上，redolog实际的触发fsync写盘操作场景实际为:
1.后台线程的每秒轮询
2.innodb_flush_log_at_trx_commit=1，事务提交就会触发
3.innodb_log_buffer_size 是设置 redo log 大小的参数，当 redo log buffer 达到 innodb_log_buffer_size / 2 时，也会触发一次 fsync
组提交
Mysql利用组提交机制优化磁盘持久化的开销，先介绍几个概念:
- 日志逻辑序列号（log sequence number，LSN）:它是用来对应每个redo log写入点的递增序列号，每次写入长度为length的redo log，LSN就会加上length。LSN也会写到InnoDB的数据页中，来确保数据页不会被多次执行重复的redo log。
下面是 3 个并发事务（trx1、trx2、trx3）在 prepare 阶段都写完了 redo log buffer，然后组提交持久化的过程。其中 3 个事务对应的 LSN 分别是：50、120、160。
1.trx1最先到达，被选为该组的leader；
2.trx1准备提交，此时组里面有3个事务此时LSN变为160
3.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；
4.trx2和trx3的区域都被持久化了，可以直接返回了，不用再走一遍流程了
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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（这是不是跟上文所提到的fsync_binlog=N，但N为单位时间内能积累的redolog数量机制很像）。
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。回到上面的两阶段提交：
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我们通过binlog的写入机制了解到，
1.实际binlog先从binlog cache写入到binlog files中(write)，
2.再调用fsync进行写盘持久化
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这么一来，binlog也可以组提交了。在执行图中第4步把binlog fsync到磁盘时，如果有多个事务的binlog已经写完了（利用redo log的写盘拖时间，redo log利用 binglog的write托时间），也是一起持久化的，这样也可以减少IOPS的消耗。
不过通常情况下第3步执行得会很快，所以binlog的write和fsync间的间隔时间短，导致能集合到一起持久化的binlog比较少，因此binlog的组提交的效果通常不如redo log的效果那么好。
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。
1.binlog_group_commit_sync_delay参数，表示延迟多少微秒后才调用fsync;
2.binlog_group_commit_sync_no_delay_count参数，表示累积多少次以后才调用fsync。
这两个条件是或的关系，也就是说只要有一个满足条件就会调用fsync。
所以，当binlog_group_commit_sync_delay设置为0的时候，binlog_group_commit_sync_no_delay_count也无效了。
小结
WAL机制主要得益于两方面:
1.redo log和bin log是顺序写，磁盘的顺序写比随机写速度快；
2.组提交机制，大幅降低磁盘的IOPS消耗
如果你的MySQL现在出现了性能瓶颈，而且瓶颈在IO上，可以通过哪些方法来提升性能呢？
针对这个问题，可以考虑以下三种方法：
1.设置 binlog_group_commit_sync_delay 和 binlog_group_commit_sync_no_delay_count参数，减少binlog的写盘次数。这个方法是基于“额外的故意等待”来实现的，因此可能会增加语句的响应时间，但没有丢失数据的风险。
2.将sync_binlog 设置为大于1的值（比较常见是100~1000）。这样做的风险是，主机掉电时会丢binlog日志。
3.将innodb_flush_log_at_trx_commit设置为2。这样做的风险是，主机掉电的时候会丢数据。
不建议把innodb_flush_log_at_trx_commit 设置成0。因为把这个参数设置成0，表示redo log只保存在内存中，这样的话MySQL本身异常重启也会丢数据，风险太大。而redo log写到文件系统的page cache的速度也是很快的，所以将这个参数设置成2跟设置成0其实性能差不多，但这样做MySQL异常重启时就不会丢数据了，相比之下风险会更小。
结合change buffer复习
我们先简化抽象一个写操作流程:
1.从磁盘中读取待变更的行所在数据页到内存
2.对内存页进行操作执行变更
3.将变更后的数据页写入磁盘
步骤1涉及了磁盘的随机读磁盘IO
步骤3涉及随机写磁盘IO
change buffer优化了步骤1，当数据不在内存页时，直接在change buffer中记录变更，减少了随机读磁盘IO
Redo log机制优化了步骤3，将磁盘的随机写优化为顺序写盘，减少了磁盘随机写IO（更别说加上组提交机制）
两者分别从读写角度提升性能，
但是注意用到了change buffer时，在redo log中记录的本次变更是记录 new change buffer item相关信息，而不算直接记录物理页的变更
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