MySQL实战笔记：日志和索引相关问题

女爷i 2022-01-23 02:45 227阅读 0赞

到目前为止，我已经收集了47个问题，很难通过今天这一篇文章全部展开。所以，我就先从中找了几个联系非常紧密的问题，串了起来，希望可以帮你解决关于日志和索引的一些疑惑。而其他问题，我们就留着后面慢慢展开吧。

**日志相关问题**  
我在第2篇文章《日志系统：一条SQL更新语句是如何执行的？》中，和你讲到binlog（归档日志）和redo log（重做日志）配合崩溃恢复的时候，用的是反证法，说明了如果没有两阶段提交，会导致MySQL出现主备数据不一致等问题。  
在这篇文章下面，很多同学在问，在两阶段提交的不同瞬间，MySQL如果发生异常重启，是怎么保证数据完整性的？  
现在，我们就从这个问题开始吧。  
我再放一次两阶段提交的图，方便你学习下面的内容。两阶段提交示意图：

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这里，我要先和你解释一个误会式的问题。有同学在评论区问到，这个图不是一个update语句的执行流程吗，怎么还会调用commit语句？  
他产生这个疑问的原因，是把两个“commit”的概念混淆了：  
他说的“commit语句”，是指MySQL语法中，用于提交一个事务的命令。一般跟begin/starttransaction 配对使用。  
而我们图中用到的这个“commit步骤”，指的是事务提交过程中的一个小步骤，也是最后一步。当这个步骤执行完成后，这个事务就提交完成了。  
“commit语句”执行的时候，会包含“commit 步骤”。  
而我们这个例子里面，没有显式地开启事务，因此这个update语句自己就是一个事务，在执行完成后提交事务时，就会用到这个“commit步骤“。  
接下来，我们就一起分析一下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（crash），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。到这里，大家都可以理解。  
大家出现问题的地方，主要集中在时刻B，也就是binlog写完，redo log还没commit前发生crash，那崩溃恢复的时候MySQL会怎么处理？  
我们先来看一下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. 如果是，则提交事务；  
b. 否则，回滚事务。  
这里，时刻B发生crash对应的就是2(a)的情况，崩溃恢复过程中事务会被提交。  
现在，我们继续延展一下这个问题。  
追问1：MySQL怎么知道binlog是完整的?  
回答：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。  
另外，在MySQL 5.6.2版本以后，还引入了binlog-checksum参数，用来验证binlog内容的正确性。对于binlog日志由于磁盘原因，可能会在日志中间出错的情况，MySQL可以通过校验checksum的结果来发现。所以，MySQL还是有办法验证事务binlog的完整性的。  
追问2：redo log 和 binlog是怎么关联起来的?  
回答：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parepare、而没有commit的redo log，就拿着XID去binlog找对应的事务。  
追问3：处于prepare阶段的redo log加上完整binlog，重启就能恢复，MySQL为什么要这么设计?  
回答：其实，这个问题还是跟我们在反证法中说到的数据与备份的一致性有关。在时刻B，也就是binlog写完以后MySQL发生崩溃，这时候binlog已经写入了，之后就会被从库（或者用这个binlog恢复出来的库）使用。  
所以，在主库上也要提交这个事务。采用这个策略，主库和备库的数据就保证了一致性。  
追问4：如果这样的话，为什么还要两阶段提交呢？干脆先redo log写完，再写binlog。崩溃恢复的时候，必须得两个日志都完整才可以。是不是一样的逻辑？  
回答：其实，两阶段提交是经典的分布式系统问题，并不是MySQL独有的。  
如果必须要举一个场景，来说明这么做的必要性的话，那就是事务的持久性问题。对于InnoDB引擎来说，如果redo log提交完成了，事务就不能回滚（如果这还允许回滚，就可能覆盖掉别的事务的更新）。而如果redo log直接提交，然后binlog写入的时候失败，InnoDB又回滚不了，数据和binlog日志又不一致了。两阶段提交就是为了给所有人一个机会，当每个人都说“我ok”的时候，再一起提交。  
追问5：不引入两个日志，也就没有两阶段提交的必要了。只用binlog来支持崩溃恢复，又能支持归档，不就可以了？  
回答：这位同学的意思是，只保留binlog，然后可以把提交流程改成这样：… -> “数据更新到内存” -> “写 binlog” -> “提交事务”，是不是也可以提供崩溃恢复的能力？  
答案是不可以。  
如果说历史原因的话，那就是InnoDB并不是MySQL的原生存储引擎。MySQL的原生引擎是MyISAM，设计之初就有没有支持崩溃恢复。  
InnoDB在作为MySQL的插件加入MySQL引擎家族之前，就已经是一个提供了崩溃恢复和事务支持的引擎了。InnoDB接入了MySQL后，发现既然binlog没有崩溃恢复的能力，那就用InnoDB原有的redo log好了。  
而如果说实现上的原因的话，就有很多了。就按照问题中说的，只用binlog来实现崩溃恢复的流程，我画了一张示意图，这里就没有redo log了。只用binlog支持崩溃恢复：

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这样的流程下，binlog还是不能支持崩溃恢复的。我说一个不支持的点吧：binlog没有能力恢复“数据页”。  
如果在图中标的位置，也就是binlog2写完了，但是整个事务还没有commit的时候，MySQL发生了crash。  
重启后，引擎内部事务2会回滚，然后应用binlog2可以补回来；但是对于事务1来说，系统已经认为提交完成了，不会再应用一次binlog1。  
但是，InnoDB引擎使用的是WAL技术，执行事务的时候，写完内存和日志，事务就算完成了。  
如果之后崩溃，要依赖于日志来恢复数据页。

也就是说在图中这个位置发生崩溃的话，事务1也是可能丢失了的，而且是数据页级的丢失。此时，binlog里面并没有记录数据页的更新细节，是补不回来的。  
你如果要说，那我优化一下binlog的内容，让它来记录数据页的更改可以吗？但，这其实就是又做了一个redo log出来。  
所以，至少现在的binlog能力，还不能支持崩溃恢复。

追问6：那能不能反过来，只用redo log，不要binlog？

回答：如果只从崩溃恢复的角度来讲是可以的。你可以把binlog关掉，这样就没有两阶段提交了，但系统依然是crash-safe的。  
但是，如果你了解一下业界各个公司的使用场景的话，就会发现在正式的生产库上，binlog都是开着的。因为binlog有着redo log无法替代的功能。一个是归档。redo log是循环写，写到末尾是要回到开头继续写的。这样历史日志没法保留，  
redo log也就起不到归档的作用。一个就是MySQL系统依赖于binlog。binlog作为MySQL一开始就有的功能，被用在了很多地  
方。其中，MySQL系统高可用的基础，就是binlog复制。还有很多公司有异构系统（比如一些数据分析系统），这些系统就靠消费MySQL的binlog来更新自己的数据。关掉binlog的话，这些下游系统就没法输入了。总之，由于现在包括MySQL高可用在内的很多系统机制都依赖于binlog，所以“鸠占鹊巢”redolog还做不到。你看，发展生态是多么重要。

追问7：redo log一般设置多大？  
回答：redo log太小的话，会导致很快就被写满，然后不得不强行刷redo log，这样WAL机制的能力就发挥不出来了。所以，如果是现在常见的几个TB的磁盘的话，就不要太小气了，直接将redo log设置为4个文件、每个文件1GB吧。  
追问8：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？  
回答：这个问题其实问得非常好。这里涉及到了，“redo log里面到底是什么”的问题。  
实际上，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，就会将它读到内存，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。  
追问9：redo log buffer是什么？是先修改内存，还是先写redo log文件？  
回答：这两个问题可以一起回答。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（文件名是 ib\_logfile+数字），是在执行commit语句的时候做的。

（这里说的是事务执行过程中不会“主动去刷盘”，以减少不必要的IO消耗。但是可能会出现“被动写入磁盘”，比如内存不够、其他事务提交等情况。这个问题我们会在后面第22篇文章《MySQL有哪些“饮鸩止渴”的提高性能的方法？》中再详细展开）。  
单独执行一个更新语句的时候，InnoDB会自己启动一个事务，在语句执行完成的时候提交。过程跟上面是一样的，只不过是“压缩”到了一个语句里面完成。  
以上这些问题，就是把大家提过的关于redo log和binlog的问题串起来，做的一次集中回答。如果你还有问题，可以在评论区继续留言补充。

**业务设计问题**  
接下来，我再和你分享@ithunter 同学在第8篇文章《事务到底是隔离的还是不隔离的？》的评论区提到的跟索引相关的一个问题。我觉得这个问题挺有趣、也挺实用的，其他同学也可能会碰上这样的场景，在这里解答和分享一下。

问题是这样的（我文字上稍微做了点修改，方便大家理解）：

业务上有这样的需求，A、B两个用户，如果互相关注，则成为好友。设计上是有  
两张表，一个是like表，一个是friend表，like表有user\_id、liker\_id两个字段，我  
设置为复合唯一索引即uk\_user\_id\_liker\_id。语句执行逻辑是这样的：  
以A关注B为例：  
第一步，先查询对方有没有关注自己（B有没有关注A）  
select \* from like where user\_id = B and liker\_id = A;  
如果有，则成为好友  
insert into friend;  
没有，则只是单向关注关系  
insert into like;

但是如果A、B同时关注对方，会出现不会成为好友的情况。因为上面第1步，双方都没关注对方。第1步即使使用了排他锁也不行，因为记录不存在，行锁无法生效。请问这种情况，在MySQL锁层面有没有办法处理？

首先，我要先赞一下这样的提问方式。虽然极客时间现在的评论区还不能追加评论，但如果大家能够一次留言就把问题讲清楚的话，其实影响也不大。所以，我希望你在留言提问的时候，也能借鉴这种方式。

接下来，我把@ithunter 同学说的表模拟出来，方便我们讨论。

CREATE TABLE `like` (
      `id` int(11) NOT NULL AUTO_INCREMENT,
      `user_id` int(11) NOT NULL,
      `liker_id` int(11) NOT NULL,
      PRIMARY KEY (`id`),
      UNIQUE KEY `uk_user_id_liker_id` (`user_id`,`liker_id`)
    ) ENGINE=InnoDB;
    CREATE TABLE `friend` (
      id` int(11) NOT NULL AUTO_INCREMENT,
      `friend_1_id` int(11) NOT NULL,
      `firned_2_id` int(11) NOT NULL,
      UNIQUE KEY `uk_friend` (`friend_1_id`,`firned_2_id`)
      PRIMARY KEY (`id`)
    ) ENGINE=InnoDB;

虽然这个题干中，并没有说到friend表的索引结构。但我猜测friend\_1\_id和friend\_2\_id也有索引，为便于描述，我给加上唯一索引。  
顺便说明一下，“like”是关键字，我一般不建议使用关键字作为库名、表名、字段名或索引名。  
我把他的疑问翻译一下，在并发场景下，同时有两个人，设置为关注对方，就可能导致无法成功加为朋友关系。  
现在，我用你已经熟悉的时刻顺序表的形式，把这两个事务的执行语句列出来：并发“喜欢”逻辑操作顺序

![watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L2FydF9jb2Rl_size_16_color_FFFFFF_t_70 2][]

由于一开始A和B之间没有关注关系，所以两个事务里面的select语句查出来的结果都是空。  
因此，session 1的逻辑就是“既然B没有关注A，那就只插入一个单向关注关系”。session 2也同样是这个逻辑。  
这个结果对业务来说就是bug了。因为在业务设定里面，这两个逻辑都执行完成以后，是应该在friend表里面插入一行记录的。  
如提问里面说的，“第1步即使使用了排他锁也不行，因为记录不存在，行锁无法生效”。不过，  
我想到了另外一个方法，来解决这个问题。  
首先，要给“like”表增加一个字段，比如叫作 relation\_ship，并设为整型，取值1、2、3。

值是1的时候，表示user_id 关注 liker_id;
    值是2的时候，表示liker_id 关注 user_id;
    值是3的时候，表示互相关注。

然后，当 A关注B的时候，逻辑改成如下所示的样子：  
应用代码里面，比较A和B的大小，如果A<B，就执行下面的逻辑

mysql> begin; /*启动事务*/
    insert into `like`(user_id, liker_id, relation_ship) values(A, B, 1) on duplicate key update r
    select relation_ship from `like` where user_id=A and liker_id=B;
    /*代码中判断返回的 relation_ship，
      如果是1，事务结束，执行 commit
      如果是3，则执行下面这两个语句：
      */
    insert ignore into friend(friend_1_id, friend_2_id) values(A,B);
    commit;

如果A>B，则执行下面的逻辑

mysql> begin; /*启动事务*/
    insert into `like`(user_id, liker_id, relation_ship) values(B, A, 2) on duplicate key update r
    select relation_ship from `like` where user_id=B and liker_id=A;
    /*代码中判断返回的 relation_ship，
      如果是2，事务结束，执行 commit
      如果是3，则执行下面这两个语句：
    */
    insert ignore into friend(friend_1_id, friend_2_id) values(B,A);
    commit;

这个设计里，让“like”表里的数据保证user\_id < liker\_id，这样不论是A关注B，还是B关注A，在操作“like”表的时候，如果反向的关系已经存在，就会出现行锁冲突。  
然后，insert … on duplicate语句，确保了在事务内部，执行了这个SQL语句后，就强行占住了这个行锁，之后的select 判断relation\_ship这个逻辑时就确保了是在行锁保护下的读操作。  
操作符 “|” 是按位或，连同最后一句insert语句里的ignore，是为了保证重复调用时的幂等性。

这样，即使在双方“同时”执行关注操作，最终数据库里的结果，也是like表里面有一条关于A和B的记录，而且relation\_ship的值是3， 并且friend表里面也有了A和B的这条记录。不知道你会不会吐槽：之前明明还说尽量不要使用唯一索引，结果这个例子一上来我就创建了两个。这里我要再和你说明一下，之前文章我们讨论的，是在“业务开发保证不会插入重复记录”的情况下，着重要解决性能问题的时候，才建议尽量使用普通索引。  
而像这个例子里，按照这个设计，业务根本就是保证“我一定会插入重复数据，数据库一定要要有唯一性约束”，这时就没啥好说的了，唯一索引建起来吧。

**小结**  
这是专栏的第一篇答疑文章。  
我针对前14篇文章，大家在评论区中的留言，从中摘取了关于日志和索引的相关问题，串成了今天这篇文章。这里我也要再和你说一声，有些我答应在答疑文章中进行扩展的话题，今天这篇文章没来得及扩展，后续我会再找机会为你解答。所以，篇幅所限，评论区见吧。  
最后，虽然这篇是答疑文章，但课后问题还是要有的。  
我们创建了一个简单的表t，并插入一行，然后对这一行做修改。

mysql> CREATE TABLE `t` (
    `id` int(11) NOT NULL primary key auto_increment,
    `a` int(11) DEFAULT NULL
    ) ENGINE=InnoDB;
    insert into t values(1,2);

这时候，表t里有唯一的一行数据(1,2)。假设，我现在要执行：

mysql> update t set a=2 where id=1;

你会看到这样的结果：

![20190601233854978.png][]

结果显示，匹配(rows matched)了一行，修改(Changed)了0行。  
mysql> CREATE TABLE \`t\` (  
\`id\` int(11) NOT NULL primary key auto\_increment,  
\`a\` int(11) DEFAULT NULL  
) ENGINE=InnoDB;  
insert into t values(1,2);  
mysql> update t set a=2 where id=1;  
仅从现象上看，MySQL内部在处理这个命令的时候，可以有以下三种选择：  
1. 更新都是先读后写的，MySQL读出数据，发现a的值本来就是2，不更新，直接返回，执行  
结束；  
2. MySQL调用了InnoDB引擎提供的“修改为(1,2)”这个接口，但是引擎发现值与原来相同，不  
更新，直接返回；  
3. InnoDB认真执行了“把这个值修改成(1,2)"这个操作，该加锁的加锁，该更新的更新。  
你觉得实际情况会是以上哪种呢？你可否用构造实验的方式，来证明你的结论？进一步地，可以  
思考一下，MySQL为什么要选择这种策略呢？

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[20190601233854978.png]: /images/20220123/ca629e46effb4857b3e7f749758e4943.png