大家都知道在mysql中，在事務真正commit之前，會將事務的binlog日誌寫入到binlog 檔案中，在mysql的5.7版本中，提供了所謂的無損複製的功能，該功能作用–就是在主庫的事務對其他的會話執行緒可見之前，就將該事務的日誌同步到從庫，保證了事務可以安全地無丟失地複製到從庫。

下面我們從原始碼來分析mysql的事務提交以及事務在何時將binlog複製到從庫的。

MYSQL_BIN_LOG::ordered_commit，這個是事務在binlog階段提交的核心函式，通過該函式，實現了事務日誌寫入binlog檔案，以及觸發dump執行緒將binlog傳送到slave，在最後的步驟，將事務設定為提交狀態。

我們來分析MYSQL_BIN_LOG::ordered_commit這個函式的核心過程，該函式位於binlog.cc檔案中。

原始碼解析

MYSQL_BIN_LOG::ordered_commit，這個函式，核心步驟如下：

第一步驟：flush

Stage#1: flushing transactions to binary log:

步驟1 ：將事務的日誌寫入binlog檔案的buffer中，函式如下：

process_flush_stage_queue(&total_bytes,&do_rotate, &wait_queue);

從5.6開始，mysql引入了group commit 的概念，這樣可以避免每個事務提交都會鎖定一次binlog.另外，還有一個用處，就是mysql的5.7的基於logical_clock的並行複製。在一個組裡面（其實是一個佇列），這一組佇列的頭事務是相同的，因此這一組事務的last_committed（上一組的最後一個提交的事務）的事務也是同一個。我們都知道，last_committed相同的事務，是可以在從庫並行relay（重演）的。該函式process_flush_stage_queue的作用，就是將commit佇列中的執行緒一個一個的取出，然後執行子函式 flush_thread_caches(head);迴圈的程式碼如下：將各自執行緒中的binlog cache寫入到binlog中。

/* Flush thread caches to binary log. */

for (THD *head= first_seen ; head ; head = head->next_to_commit)

{

std::pair<int,my_off_t>result= flush_thread_caches(head);

total_bytes+= result.second;

if(flush_error == 1)

flush_error= result.first;

#ifndef DBUG_OFF

no_flushes++;

#endif

}

 第二步驟SYNC to disk

Stage#2: Syncing binary log file to disk

第二步：將binlog file中cache的部分寫入disk.但這個步驟引數sync_binlog起決定性的作用。

我們來看看原始碼，除了這些還有哪些細節步驟，看完原始碼分析之後，你應該有新的收穫與理解。

在執行真正的將binlog寫到磁碟之前，會進行一個等待，函式如下：

stage_manager.wait_count_or_timeout(opt_binlog_group_commit_sync_no_delay_count,

opt_binlog_group_commit_sync_delay,

Stage_manager::SYNC_STAGE);

等待的時間由mysql引數檔案中的binlog_group_commit_sync_delay，binlog_group_commit_sync_no_delay_count 這兩引數共同決定，第一個表示該事務組提交之前總共等待累積到多少個事務，第二個引數則表示該事務組總共等待多長時間後進行提交，任何一個條件滿足則進行後續操作。因為有這個等待，可以讓更多事務的binlog通過一次寫binlog檔案磁碟來完成提交，從而獲得更高的吞吐量。

接下來，就是執行sync_binlog_file，該函式會用到mysql引數檔案中sync_binlog引數的值，如果為0，則不進行寫磁碟操作，由作業系統決定什麼時候刷盤，如果為1，則強制進行寫磁碟操作。

再接下來，執行update_binlog_end_pos函式，用來更新binlog檔案的最後的位置binlog_end_pos，該binlog_end_pos是一個全域性的變數。在執行更新該位置之前，先得找到最後一個提交事務的執行緒（因為是group commit,多個事務排隊提交的機制）。因為已經將要提交事務的執行緒組成了一個連結串列，通過從頭到尾找，可以找到最後一個執行緒。程式碼如下：

if(update_binlog_end_pos_after_sync)

{

THD*tmp_thd= final_queue;

while(tmp_thd->next_to_commit != NULL)

tmp_thd= tmp_thd->next_to_commit;

update_binlog_end_pos(tmp_thd->get_trans_pos());

}

接下來，我們來看一下這個函式update_binlog_end_pos，這個函式很簡單，傳入一個pos,然後將其賦值給全域性變數binlog_end_pos，接下來就是最核心的一行程式碼，signal_update()，傳送binlog更新的訊號，因此從主庫同步binlog到從庫的dump執行緒，會接收到這個binlog已有更新的訊號，然後啟動dump binlog的流程。

函式update_binlog_end_pos的完整程式碼如下。

 semisync

通過上面的步驟介紹，我們看到，在binlog檔案的最新位置更新的時候，就已經通過signal_update函式傳送訊號給binlog的dump執行緒，該執行緒就可以將事務的binlog同步到從庫，從庫接收到日誌之後，就可以relay日誌，實現了主從同步。因此，再次重複說明一下，按照上面的解釋，在事務真正提交完成之前就開始傳送了binlog已經更新的訊號，dump執行緒收到訊號，即可以進行binlog的同步。而semisync的作用是什麼呢？

實際上，有沒有semisync機制，上面介紹的mysql的有關事務提交中關於binlog的流程都是一樣的，semisync的作用，只是主從之間的一個確認過程，主庫等待從庫返回相關位置的binlog已經同步到從庫的確認，（而實際實現則是等待dump執行緒給使用者會話執行緒一個回覆），沒有得到確認之前（或者等待時間達到timeout），事務提交則在該函式（步驟）上等待直至獲得返回。具體執行binlog已經同步到某個位置的的確認函式為repl_semi_report_binlog_sync，函式如下：

int repl_semi_report_binlog_sync(Binlog_storage_param *param,

constchar *log_file,

my_off_t log_pos)

{

if(rpl_semi_sync_master_wait_point == WAIT_AFTER_SYNC)

return repl_semisync.commitTrx(log_file, log_pos);

return 0;

}

通過觀察上述函式，我們可以看到有個rpl_semi_sync_master_wait_point變數與WAIT_AFTER_SYNC比較，如果不相等，則直接返回，直接返回則表示不需要在此時此刻確認binlog是否已經同步，而這個變數的取值來自於半同步引數semi_sync_master_wait_point的初始設定，我們可以設定為after_sync與after_commit。這兩個引數含義的區別是：after_sync是在將binlog sync到disk之後（具體是否真正sync由引數sync_binlog的值決定）進行日誌同步確認，而after_commit是將事務完成在innodb裡面提交之後再進行binlog的同步確認。兩者確認的時間點不同，after_sync要早於after_commit.

接下來，我們來看repl_semisync.commitTrx 這個函式，這個函式有兩個傳入引數，一個是binlog檔案，一個binlog檔案的位移。我們來看這個函式的含義吧。算了，還是直接用原始碼的註釋來解釋吧。

上面的註釋說得相當清楚，就是該commiTRX函式會等待binlog-dump返回已經同步到該位置的報告，如果還沒有同步到該位置，則繼續等待，直到超時返回。

當會話執行緒收到該函式的返回時，事務的提交過程繼續往下走，直至在innodb真正提交。

總結

通過上述對mysql的事務提交過程中的前段分析，應該可以瞭解semi-sync的同步機制與非同步機制的區別，semi-sync的主從同步機制與非同步機制在同步的處理方式上無任何區別，唯一的區別就是semi-sync在事務提交中段（假如設定為after_sync）或者提交後的階段（after_commit）, 有一個驗證該事務涉及的binlog是否已經同步到從庫，而這個同步驗證，會拉長整個事務的提交時間，因為事務提交在資料庫中幾乎是序列（如果按group commit為一個單位，就算是完全地序列），是影響mysql吞吐量的關鍵點，當這個關鍵點被拉長，所以對全域性的影響就被放大。雖然僅僅多了這麼一個確認的動作，但當主庫處於semi-sync的同步狀態與非同步狀態的吞吐量相比，相差了好幾倍。上述解釋就是其真正的原因。

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