1 binlog的写入机制
binlog的写入逻辑比较简单：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，不论事务有多大，也要确保一次性写入。这就涉及到了binlog cache的保存问题。
系统给binlog cache分配了一片内存（每个线程一个），参数 binlog_cache_size 用于控制单线程内binlog cache所占内存的大小。如果超过了这个大小，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。
图1 binlog写盘状态
可以看到，每个线程有自己binlog cache，但是共用同一份binlog文件。
- 图中的write，指的就是指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，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，表示每次提交事务都只write，不fsync；
- sync_binlog=1，表示每次提交事务都会执行fsync；
- sync_binlog=N(N>1)，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瓶颈的场景里，将sync_binlog设置成一个比较大的值，可以提升性能。在实际的业务场景中，考虑到丢失日志量的可控性，一般不建议将这个参数设成0，比较常见的是将其设置为100~1000中的某个数值。
将sync_binlog设置为N，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。
redo log buffer里面的内容，是不是每次生成后都要直接持久化到磁盘呢？
- 不需要。
如果事务执行期间MySQL发生异常重启，那这部分日志就丢了。由于事务并没有提交，所以这时日志丢了也不会有损失。
事务还没提交的时候，redo log buffer中的部分日志有没有可能被持久化到磁盘呢？
- 有可能。
这个问题，要从redo log可能存在的三种状态说起，对应图2中的三个颜色块。
图2 MySQL redo log存储状态
这三种状态分别是：
- 存在redo log buffer中，物理上是在MySQL进程内存中；
- 写到磁盘(write)，但是没有持久化（fsync)，物理上是在文件系统的page cache里面；
- 持久化到磁盘，对应的是hard disk。
日志写到redo log buffer是很快的，wirte到page cache也比较快，但是持久化到磁盘的速度就很慢。
为了控制redo log的写入策略，InnoDB提供了innodb_flush_log_at_trx_commit参数，它有三种可能取值：
- 设置为0：表示每次事务提交时都只是把redo log留在redo log buffer中;
- 设置为1：表示每次事务提交时都将redo log直接持久化到磁盘；
- 设置为2：表示每次事务提交时都只是把redo log写到page cache。
InnoDB有一个后台线程，每隔1秒，就会把redo log buffer中的日志，调用write写到文件系统的page cache，然后调用fsync持久化到磁盘。
注意：事务执行中间过程的redo log也是直接写在redo log buffer中的，这些redo log也会被后台线程一起持久化到磁盘。也就是说，一个没有提交的事务的redo log，也是可能已经持久化到磁盘的。
除了后台线程每秒一次的轮询操作外，还有两种场景会让一个没有提交的事务的redo log写入到磁盘中：
- redo log buffer占用的空间即将达到innodb_log_buffer_size一半时，后台线程会主动写盘。注意，由于这个事务并没有提交，所以这个写盘动作只是write，而没有调用fsync，也就是只留在了文件系统的page cache。
- 并行的事务提交的时候，顺带将这个事务的redo log buffer持久化到磁盘。假设一个事务A执行到一半，已经写了一些redo log到buffer中，这时候有另外一个线程的事务B提交，如果innodb_flush_log_at_trx_commit设置的是1，那么事务B要把redo log buffer里的日志全部持久化到磁盘。这时候，就会带上事务A在redo log buffer里的日志一起持久化到磁盘。
两阶段提交的时候说过，时序上redo log先prepare， 再写binlog，最后再把redo log commit。如果把innodb_flush_log_at_trx_commit设置成1，那么redo log在prepare阶段就要持久化一次，因为有一个崩溃恢复逻辑是要依赖于prepare 的redo log，再加上binlog来恢复的。
每秒一次后台轮询刷盘，再加上崩溃恢复这个逻辑，InnoDB就认为redo log在commit的时候就不需要fsync了，只会write到文件系统的page cache中。
通常我们说MySQL的“双1”配置，指的就是sync_binlog和innodb_flush_log_at_trx_commit都设置成 1。也就是说，一个事务完整提交前，需要等待两次刷盘，一次是redo log（prepare 阶段），一次是binlog。
3 组提交
3.1 日志逻辑序列号（log sequence number，LSN）
LSN是单调递增的，用来对应redo log的一个个写入点。每次写入长度为length的redo log， LSN的值就会加上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。
如图3所示，三个并发事务(trx1, trx2, trx3)在prepare 阶段，都写完redo log buffer，持久化到磁盘的过程，对应的LSN分别是50、120 和160。
图3 redo log 组提交
从图中可以看到，
- trx1是第一个到达的，会被选为这组的 leader；
- 等trx1要开始写盘的时候，这个组里面已经有了三个事务，这时候LSN也变成了160；
- 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；
- 这时候trx2和trx3就可以直接返回了。
3.2 组提交
一次组提交里面，组员越多，节约磁盘IOPS的效果越好。
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。
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。在两阶段提交的时候，有一张流程图。
图4 两阶段提交
实际上，写binlog是分成两步的：
- 先把binlog从binlog cache中写到磁盘上的binlog文件；
- 调用fsync持久化。
MySQL为了让组提交的效果更好，把redo log做fsync的时间拖到了步骤1之后。也就是说，上面的图变成了这样：
图5 两阶段提交细化
这么一来，binlog也可以组提交了。在执行图5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，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。
- binlog_group_commit_sync_delay参数，表示延迟多少微秒后才调用fsync;
- 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。当binlog_group_commit_sync_delay设置为0的时候，binlog_group_commit_sync_no_delay_count也无效了。
WAL机制主要得益于两个方面：
- redo log 和 binlog都是顺序写，磁盘的顺序写比随机写速度要快；
- 组提交机制，可以大幅度降低磁盘的IOPS消耗。