1. 加锁规则

默认是可重复读隔离级别，默认是可重复读隔离级别

加锁规则

1. 原则 1：加锁的基本单位是 next-key lock（next-key lock 是前开后闭区间）。
2. 原则 2：查找过程中访问到的对象才会加锁。
3. 优化 1：索引上的等值查询，给唯一索引加锁的时候，next-key lock 退化为行锁。
4. 优化 2：索引上的等值查询，向右遍历时且最后一个值不满足等值条件的时候，next-key lock 退化为间隙锁。
5. 一个 bug：唯一索引上的范围查询会访问到不满足条件的第一个值为止。

表 t 的建表语句和初始化语句如下

CREATE TABLE `t` (`id` int(11) NOT NULL,`c` int(11) DEFAULT NULL,`d` int(11) DEFAULT NULL,PRIMARY KEY (`id`),KEY `c` (`c`)
) ENGINE=InnoDB;insert into t values(0,0,0),(5,5,5),
(10,10,10),(15,15,15),(20,20,20),(25,25,25);

1.1 案例一：等值查询间隙锁

关于等值条件操作间隙：

图 1 等值查询的间隙锁

由于表 t 中没有 id=7 的记录，所以用上面提到的加锁规则判断一下的话：

1. 根据原则 1，加锁单位是 next-key lock，session A 加锁范围就是 (5,10]；
2. 同时根据优化 2，这是一个等值查询 (id=7)，而 id=10 不满足查询条件，next-key lock 退化成间隙锁，因此最终加锁的范围是 (5,10)。

所以，session B 要往这个间隙里面插入 id=8 的记录会被锁住，但是 session C 修改 id=10 这行是可以的。

1.2 案例二：非唯一索引等值锁

关于覆盖索引上的锁

图 2 只加在非唯一索引上的锁

这里 session A 要给索引 c 上 c=5 的这一行加上读锁。

1. 根据原则 1，加锁单位是 next-key lock，因此会给 (0,5]加上 next-key lock。
2. 要注意 c 是普通索引，因此仅访问 c=5 这一条记录是不能马上停下来的，需要向右遍历，查到 c=10 才放弃。根据原则 2，访问到的都要加锁，因此要给 (5,10]加 next-key lock。
3. 但是同时这个符合优化 2：等值判断，向右遍历，最后一个值不满足 c=5 这个等值条件，因此退化成间隙锁 (5,10)。
4. 根据原则 2 ，只有访问到的对象才会加锁，这个查询使用覆盖索引，并不需要访问主键索引，所以主键索引上没有加任何锁，这就是为什么 session B 的 update 语句可以执行完成。

session C 要插入一个 (7,7,7) 的记录，就会被 session A 的间隙锁 (5,10) 锁住。

注意

在这个例子中，lock in share mode 只锁覆盖索引，但是如果是 for update 就不一样了。
执行 for update 时，系统会认为接下来要更新数据，因此会顺便给主键索引上满足条件的行加上行锁。

这个例子说明，锁是加在索引上的；

如果要用 lock in share mode 来给行加读锁避免数据被更新的话，就必须得绕过覆盖索引的优化，在查询字段中加入索引中不存在的字段。
比如，将 session A 的查询语句改成 select d from t where c=5 lock in share mode。

1.3 案例三：主键索引范围锁

关于范围查询

对于我们这个表 t，下面这两条查询语句，加锁范围是否相同?

mysql> select * from t where id=10 for update;
mysql> select * from t where id>=10 and id<11 for update;

在逻辑上，这两条查语句肯定是等价的，但是它们的加锁规则不太一样。

图 3 主键索引上范围查询的锁

1. 开始执行的时候，要找到第一个 id=10 的行，因此本该是 next-key lock(5,10]。 根据优化 1， 主键 id 上的等值条件，退化成行锁，只加了 id=10 这一行的行锁。
2. 范围查找就往后继续找，找到 id=15 这一行停下来，因此需要加 next-key lock(10,15]。

因此，session A 这时候锁的范围就是主键索引上，行锁 id=10 和 next-key lock(10,15]。这样，session B 和 session C 的结果就能理解了。

需要注意一点，首次 session A 定位查找 id=10 的行的时候，是当做等值查询来判断的，而向右扫描到 id=15 的时候，用的是范围查询判断。

1.4 案例四：非唯一索引范围锁

关于范围查询

图 4 非唯一索引范围锁

session A 用字段 c 来判断，加锁规则跟案例三唯一的不同是：在第一次用 c=10 定位记录的时候，索引 c 上加了 (5,10]这个 next-key lock 后，由于索引 c 是非唯一索引，没有优化规则，也就是说不会蜕变为行锁，因此最终 sesion A 加的锁是，索引 c 上的 (5,10] 和 (10,15] 这两个 next-key lock。

1.5 案例五：唯一索引范围锁 bug

图 5 唯一索引范围锁的 bug

session A 是一个范围查询，按照原则 1 的话，应该是索引 id 上只加 (10,15]这个 next-key lock，并且因为 id 是唯一键，所以循环判断到 id=15 这一行就应该停止了。

但是实现上，InnoDB 会往前扫描到第一个不满足条件的行为止，也就是 id=20。而且由于这是个范围扫描，因此索引 id 上的 (15,20]这个 next-key lock 也会被锁上。

所以，session B 要更新 id=20 这一行，是会被锁住的。同样地，session C 要插入 id=16 的一行，也会被锁住。

照理说，这里锁住 id=20 这一行的行为，其实是没有必要的。因为扫描到 id=15，就可以确定不用往后再找了

1.6 案例六：非唯一索引上存在"等值"的例子

给表 t 插入一条新记录

mysql> insert into t values(30,10,30);

新插入的这一行 c=10，现在表里有两个 c=10 的行

图 6 非唯一索引等值的例子

虽然有两个 c=10，但是它们的主键值 id 是不同的（分别是 10 和 30），因此这两个 c=10 的记录之间，也是有间隙的。

用 delete 语句来验证。注意，delete 语句加锁的逻辑，其实跟 select … for update 是类似的，也就是我在文章开始总结的两个“原则”、两个“优化”和一个“bug”。

图 7 delete 示例

session A 在遍历的时候，先访问第一个 c=10 的记录。同样地，根据原则 1，这里加的是 (c=5,id=5) 到 (c=10,id=10) 这个 next-key lock。
然后，session A 向右查找，直到碰到 (c=15,id=15) 这一行，循环才结束。根据优化 2，这是一个等值查询，向右查找到了不满足条件的行，所以会退化成 (c=10,id=10) 到 (c=15,id=15) 的间隙锁。

这个 delete 语句在索引 c 上的加锁范围，就是下图中蓝色区域覆盖的部分。

图 8 delete 加锁效果示例

这个蓝色区域左右两边都是虚线，表示开区间，即 (c=5,id=5) 和 (c=15,id=15) 这两行上都没有锁

1.7 案例七：limit 语句加锁

图 9 limit 语句加锁

session A 的 delete 语句加了 limit 2。表 t 里 c=10 的记录其实只有两条，因此加不加 limit 2，删除的效果都是一样的，但是加锁的效果却不同。

可以看到，session B 的 insert 语句执行通过了，跟案例六的结果不同。这是因为，案例七里的 delete 语句明确加了 limit 2 的限制，因此在遍历到 (c=10, id=30) 这一行之后，满足条件的语句已经有两条，循环就结束了。
因此，索引 c 上的加锁范围就变成了从（c=5,id=5) 到（c=10,id=30) 这个前开后闭区间，如下图所示：

图 10 带 limit 2 的加锁效果

可以看到，(c=10,id=30）之后的这个间隙并没有在加锁范围里，因此 insert 语句插入 c=12 是可以执行成功的。

指导意义就是，在删除数据的时候尽量加 limit。这样不仅可以控制删除数据的条数，让操作更安全，还可以减小加锁的范围。

1.8 案例八：一个死锁的例子

图 11 案例八的操作序列

1. session A 启动事务后执行查询语句加 lock in share mode，在索引 c 上加了 next-key lock(5,10] 和间隙锁 (10,15)；
2. session B 的 update 语句也要在索引 c 上加 next-key lock(5,10] ，进入锁等待；
3. 然后 session A 要再插入 (8,8,8) 这一行，被 session B 的间隙锁锁住。由于出现了死锁，InnoDB 让 session B 回滚。

session B 的“加 next-key lock(5,10] ”操作，实际上分成了两步，先是加 (5,10) 的间隙锁，加锁成功；然后加 c=10 的行锁，这时候才被锁住的。

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小结
读提交隔离级别下还有一个优化，即：语句执行过程中加上的行锁，在语句执行完成后，就要把“不满足条件的行”上的行锁直接释放了，不需要等到事务提交。读提交隔离级别下，锁的范围更小，锁的时间更短

思考

文章开头初始化的表 t，里面有 6 条记录，上图的语句序列中，为什么 session B 的 insert 操作，会被锁住呢？

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看看 session A 的 select 语句加了哪些锁：

1. 由于是 order by c desc，第一个要定位的是索引 c 上“最右边的”c=20 的行，所以会加上间隙锁 (20,25) 和 next-key lock (15,20]。
2. 在索引 c 上向左遍历，要扫描到 c=10 才停下来，所以 next-key lock 会加到 (5,10]，这正是阻塞 session B 的 insert 语句的原因。
3. 在扫描过程中，c=20、c=15、c=10 这三行都存在值，由于是 select *，所以会在主键 id 上加三个行锁。

因此，session A 的 select 语句锁的范围就是：

1. 索引 c 上 (5, 25)；
2. 主键索引上 id=15、20 两个行锁。

锁就是加在索引上的，这是 InnoDB 的一个基础设定

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2. “饮鸩止渴”提高性能的方法

情景：业务高峰期，生产环境的 MySQL 压力太大，没法正常响应，需要短期内、临时性地提升一些性能

2.1 短连接风暴

正常的短连接模式就是连接到数据库后，执行很少的 SQL 语句就断开，下次需要的时候再重连。
如果使用的是短连接，在业务高峰期的时候，就可能出现连接数突然暴涨的情况。

短连接模型存在一个风险，就是一旦数据库处理得慢一些，连接数就会暴涨

max_connections 参数

控制一个 MySQL 实例同时存在的连接数的上限，超过这个值，系统就会拒绝接下来的连接请求，并报错提示“Too many connections”。对于被拒绝连接的请求来说，从业务角度看就是数据库不可用

调高 max_connections 的值，这样做是有风险的。

设计 max_connections 这个参数的目的是想保护 MySQL，如果我们把它改得太大，让更多的连接都可以进来，那么系统的负载可能会进一步加大，大量的资源耗费在权限验证等逻辑上，结果可能是适得其反，已经连接的线程拿不到 CPU 资源去执行业务的 SQL 请求。

2.2 短连接风暴处理方式

2.2.1 第一种方法：先处理掉那些占着连接但是不工作的线程

max_connections 的计算，不是看谁在 running，是只要连着就占用一个计数位置。对于那些不需要保持的连接，我们可以通过 kill connection 主动踢掉

注意

在 show processlist 的结果里，踢掉显示为 sleep 的线程，可能是有损的

显示状态为Sleep的线程，可能正处于事务中，如果kill掉这种线程会引起事务回滚。因此，如果是连接数过多，可以优先断开事务外空闲太久的连接；如果这样还不够，再考虑断开事务内空闲太久的连接。

kill connection + id 命令

从服务端断开连接使用的是 kill connection + id 的命令， 一个客户端处于 sleep 状态时，它的连接被服务端主动断开后，这个客户端并不会马上知道。直到客户端在发起下一个请求的时候，才会收到这样的报错“ERROR 2013 (HY000): Lost connection to MySQL server during query”。

从数据库端主动断开连接可能是有损的，尤其是有的应用端收到这个错误后，不重新连接，而是直接用这个已经不能用的句柄重试查询。这会导致从应用端看上去，“MySQL 一直没恢复”。

2.2.1 第二种方法：减少连接过程的消耗

有的业务代码会在短时间内先大量申请数据库连接做备用，如果现在数据库确认是被连接行为打挂了，那么一种可能的做法，是让数据库跳过权限验证阶段

跳过权限验证的方法

重启数据库，并使用–skip-grant-tables 参数启动。这样，整个 MySQL 会跳过所有的权限验证阶段，包括连接过程和语句执行过程在内。此方法风险极高

在 MySQL 8.0 版本里，如果你启用–skip-grant-tables 参数，MySQL 会默认把 --skip-networking 参数打开，表示这时候数据库只能被本地的客户端连接。可见，MySQL 官方对 skip-grant-tables 这个参数的安全问题也很重视。

2.3 慢查询性能问题

MySQL 中，会引发性能问题的慢查询，大体有以下三种可能：

1. 索引没有设计好；
2. SQL 语句没写好；
3. MySQL 选错了索引。

2.3.1 索引没有设计好

这种场景一般就是通过紧急创建索引来解决

MySQL 5.6 版本以后，创建索引都支持 Online DDL 了，对于那种高峰期数据库已经被这个语句打挂了的情况，最高效的做法就是直接执行 alter table 语句。

理想的是能够在备库先执行。
假设你现在的服务是一主一备，主库 A、备库 B，这个方案的大致流程是这样的：

1. 在备库 B 上执行 set sql_log_bin=off，也就是不写 binlog，然后执行 alter table 语句加上索引；
2. 执行主备切换；
3. 这时候主库是 B，备库是 A。在 A 上执行 set sql_log_bin=off，然后执行 alter table 语句加上索引。

在需要紧急处理时，上面这个方案的效率是最高的

2.3.2 语句没写好

通过改写 SQL 语句来处理

MySQL 5.7 提供了 query_rewrite 功能，可以把输入的一种语句改写成另外一种模式。

比如，语句被错误地写成了 select * from t where id + 1 = 10000，可以通过下面的方式，增加一个语句改写规则。

mysql> insert into query_rewrite.rewrite_rules(pattern, replacement, pattern_database) values ("select * from t where id + 1 = ?", "select * from t where id = ? - 1", "db1");call query_rewrite.flush_rewrite_rules();

call query_rewrite.flush_rewrite_rules() 这个存储过程，是让插入的新规则生效，也就是我们说的“查询重写”

2.3.3 MySQL 选错了索引

应急方案就是给这个语句加上 force index

2.3.4 优化方案

实际上出现最多的是前两种，即：索引没设计好和语句没写好。
而这两种情况，恰恰是完全可以避免的。比如，通过下面这个过程，就可以预先发现问题。

1. 上线前，在测试环境，把慢查询日志（slow log）打开，并且把 long_query_time 设置成 0，确保每个语句都会被记录入慢查询日志；
2. 在测试表里插入模拟线上的数据，做一遍回归测试；
3. 观察慢查询日志里每类语句的输出，特别留意 Rows_examined 字段是否与预期一致。

2.4 QPS 突增问题

由于业务突然出现高峰，或者应用程序 bug，导致某个语句的 QPS 突然暴涨，也可能导致 MySQL 压力过大，影响服务。

从数据库端处理的话，对应于不同的背景，有不同的方法可用：

1. 一种是由全新业务的 bug 导致的。假设你的 DB 运维是比较规范的，也就是说白名单是一个个加的。这种情况下，如果你能够确定业务方会下掉这个功能，只是时间上没那么快，那么就可以从数据库端直接把白名单去掉。
2. 如果这个新功能使用的是单独的数据库用户，可以用管理员账号把这个用户删掉，然后断开现有连接。这样，这个新功能的连接不成功，由它引发的 QPS 就会变成 0。
3. 如果这个新增的功能跟主体功能是部署在一起的，那么我们只能通过处理语句来限制。这时，我们可以使用上面提到的查询重写功能，把压力最大的 SQL 语句直接重写成"select 1"返回。

方案 1 和 2 都要依赖于规范的运维体系：虚拟化、白名单机制、业务账号分离。由此可见，更多的准备，往往意味着更稳定的系统。
方案 3 是用于止血的，跟前面提到的去掉权限验证一样，应该是所有选项里优先级最低的一个方案

这个操作的风险很高，需要特别细致。它可能存在两个副作用：

1. 如果别的功能里面也用到了这个 SQL 语句模板，会有误伤；
2. 很多业务并不是靠这一个语句就能完成逻辑的，所以如果单独把这一个语句以 select 1 的结果返回的话，可能会导致后面的业务逻辑一起失败。

3. MySQL如何保证数据不丢

3.1 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。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。

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，我们认为 fsync 才占磁盘的 IOPS。

write 和 fsync 的时机，是由参数 sync_binlog 控制的：

1. sync_binlog=0 的时候，表示每次提交事务都只 write，不 fsync；
2. sync_binlog=1 的时候，表示每次提交事务都会执行 fsync；
3. 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。

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。但是，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。

3.2 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，每次生成后不需要直接持久化到磁盘。但如果事务执行期间 MySQL 发生异常重启，那这部分日志就丢了。

同时，事务还没提交的时候，redo log buffer 中的部分日志有可能被持久化到磁盘，这要从 redo log 可能存在的三种状态说起。

图 2 MySQL redo log 存储状态

这三种状态分别是：

1. 存在 redo log buffer 中，物理上是在 MySQL 进程内存中，就是图中的红色部分；
2. 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，也就是图中的黄色部分；
3. 持久化到磁盘，对应的是 hard disk，也就是图中的绿色部分。

日志写到 redo log buffer 是很快的，wirte 到 page cache 也差不多，但是持久化到磁盘的速度就慢多了。

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：

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。

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。

1. 一种是，redo log buffer 占用的空间即将达到 innodb_log_buffer_size 一半的时候，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。
2. 另一种是，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，那么按照这个参数的逻辑，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。

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

3.2.1 组提交（group commit）机制

• LSN

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。

如下图 所示，是三个并发事务 (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。

从图中可以看到，

1. trx1 是第一个到达的，会被选为这组的 leader；
2. 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；
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. 这时候 trx2 和 trx3 就可以直接返回了。

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。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。

图 4 两阶段提交

图中，“写 binlog”当成一个动作。但实际上，写 binlog 是分成两步的：

1. 先把 binlog 从 binlog cache 中写到磁盘上的 binlog 文件；
2. 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：

这么一来，binlog 也可以组提交了。

在执行图上中第 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。

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。

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。

WAL 机制是减少磁盘写，可是每次提交事务都要写 redo log 和 binlog，WAL 机制主要得益于两个方面：

1. redo log 和 binlog 都是顺序写，磁盘的顺序写比随机写速度要快；
2. 组提交机制，可以大幅度降低磁盘的 IOPS 消耗。

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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。

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问题 1：执行一个 update 语句以后，我再去执行 hexdump 命令直接查看 ibd 文件内容，为什么没有看到数据有改变呢？

回答：这可能是因为 WAL 机制的原因。update 语句执行完成后，InnoDB 只保证写完了 redo log、内存，可能还没来得及将数据写到磁盘。

问题 2：为什么 binlog cache 是每个线程自己维护的，而 redo log buffer 是全局共用的？

回答：MySQL 这么设计的主要原因是，binlog 是不能“被打断的”。一个事务的 binlog 必须连续写，因此要整个事务完成后，再一起写到文件里。而 redo log 并没有这个要求，中间有生成的日志可以写到 redo log buffer 中。redo log buffer 中的内容还能“搭便车”，其他事务提交的时候可以被一起写到磁盘中。

问题 3：事务执行期间，还没到提交阶段，如果发生 crash 的话，redo log 肯定丢了，这会不会导致主备不一致呢？

回答：不会。因为这时候 binlog 也还在 binlog cache 里，没发给备库。crash 以后 redo log 和 binlog 都没有了，从业务角度看这个事务也没有提交，所以数据是一致的。

问题 4：如果 binlog 写完盘以后发生 crash，这时候还没给客户端答复就重启了。等客户端再重连进来，发现事务已经提交成功了，这是不是 bug？

回答：不是。设想一下更极端的情况，整个事务都提交成功了，redo log commit 完成了，备库也收到 binlog 并执行了。但是主库和客户端网络断开了，导致事务成功的包返回不回去，这时候客户端也会收到“网络断开”的异常。这种也只能算是事务成功的，不能认为是 bug。

实际上数据库的 crash-safe 保证的是：

1. 如果客户端收到事务成功的消息，事务就一定持久化了；
2. 如果客户端收到事务失败（比如主键冲突、回滚等）的消息，事务就一定失败了；
3. 如果客户端收到“执行异常”的消息，应用需要重连后通过查询当前状态来继续后续的逻辑。此时数据库只需要保证内部（数据和日志之间，主库和备库之间）一致就可以了。

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来自 林晓斌 《MySql实战45讲》