MySQL 的两阶段提交 + WAL技术（Write-Ahead Logging，先写日志再写盘），这两个联合在一起保障了数据不会失落。
binlog 的写入机制
1、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。
2、一个事务的 binlog 是不能被拆开的，因而不管这个事务多大，也要确保一次性写入。
3、零碎给每个线程调配了一片 binlog cache 内存，参数 binlog_cache_size 用于管制单个线程内 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。
4、事务提交的时候，执行器把 binlog cache 里的残缺事务写入到 binlog 中，并清空 binlog cache。
5、每个线程有本人 binlog cache，然而共用同一份 binlog 文件。
6、下图中的 write, 将日志写入到文件系统的 page cache，在内存中，所以速度很快；fsync 将数据长久化到磁盘，占用磁盘 IOPS。
参数 sync_binlog
sync_binlog = 0, 示意每次提交事务都只 write，不 fsync。（不举荐）
sync_binlog = 1, 示意每次提交事务都会执行 fsync（这个配置是最平安的，不会丢binlog日志）
sync_binlog = N(N > 1), 示意每次提交事务都只 write，但累计 N 个事务后才 fsync。
IO 瓶颈的场景中，将 sync_binlog 设置成一个较大的值，能够晋升性能。然而对应危险就是，如果主机异样重启，会失落最近 N 个事务的 binlog 日志。
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。
其次，写入（write）文件系统的 page cache。
最初，长久化（fsync）到磁盘 disk
innodb_flush_log_at_trx_commit 参数管制 redo log 的写入策略
innodb_flush_log_at_trx_commit = 0，示意每次提交事务都只是把 redo log 留在 redo log buffer 中，redo log buffer 是所有线程共用的。（上图红色局部）（危险大，期待每秒
write+fsync到disk）innodb_flush_log_at_trx_commit = 1，示意每次提交事务时都将 redo log 间接长久化到磁盘。（上图绿色局部）（最平安）
innodb_flush_log_at_trx_commit = 2，示意每次提交事务时都只是把 redo log 写到 page cache。（上图黄色局部）
每秒刷盘机制
InnoDB 的后盾线程每隔 1 秒。就会把 redo log buffer 中的日志调用 write 写到文件系统的 page cache，而后调用 fsync 长久化到磁盘。
PS: 事务执行两头过程的 redo log 也是间接写在 redo log buffer 中的，这些 redo log 也会被后盾线程一起长久化到磁盘。也就是说，一个没有提交的事务的 redo log，也是可能曾经被长久化到磁盘的。
一个没有提交的事务的 redo log 写入到磁盘的三种场景
- 后盾线程每秒一次的轮询操作
- redo log buffer 占用空间达到 innodb_log_buffer_size（缓冲池大小，默认是 8MB）一半的时候，会被动触发
write到文件系统的page cache。（留神，因为事务没有提交，这个写盘仅会写入到 page cache） - 并行的事务提交的时候，顺带将这个事务的 redo log buffer 长久化到磁盘。innodb_flush_log_at_trx_commit = 1 时，把 redo log buffer 里的日志全副长久化到磁盘。
只有在 sync_binlog 和 innodb_flush_log_at_trx_commit 都等于 1 的状况下，能力保证数据不失落。
即
- 写 redo log 时，每次事务提交时，都将所有
redo logfsync到磁盘 - 写 binlog 时，每次事务提交时，
binlog都会执行fsync到磁盘。
组提交机制（group commit）
目标：节约磁盘 IOPS（Input/Output Operations Per Second）。进步 MySQL TPS
日志逻辑序列号（log sequence number，LSN）：LSN 是枯燥递增的，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屡次执行反复的 redo log。
上图是三个并发事务 (trx1, trx2, trx3) 在 prepare 阶段，都写完 redo log buffer，长久化到磁盘的过程，对应的 LSN 别离是 50、120 和 160。
- trx1 是第一个达到的，会被选为这组的 leader；
- 等 trx1 要开始写盘的时候，这个组外面曾经有了三个事务，这时候 LSN 也变成了 160；
- trx1 去写盘的时候，带的就是 LSN=160，因而等 trx1 返回时，所有 LSN 小于等于 160 的 redo log，都曾经被长久化到磁盘；
- 这时候 trx2 和 trx3 就能够间接返回了。
在并发更新场景下，第一个事务写完 redo log buffer 当前，接下来这个 fsync 越晚调用，组员可能越多，节约 IOPS 的成果就越好。为了让一次 fsync 带的组员更多，MySQL 有一个很乏味的优化：拖时间。
两阶段提交的细化过程如下图：
第 4 步把 binlog fsync 到磁盘时，如果有多个事务的 binlog 曾经写完了，也是一起长久化的，这样也能够缩小 IOPS 的耗费。然而个别第 3 步执行的很快，导致 binlog write 和 fsync 距离很短，binlog 组提交的成果不如 redo log 的组提交成果好。
晋升 binlog 组提交的成果，能够通过设置 binlog_group_commit_sync_delay 和 binlog_group_commit_sync_no_delay_count，这两个参数是或的关系。满足一个条件就会 fsync。
binlog_group_commit_sync_delay：示意提早多少微秒后才调用 fsync; 默认为 0
binlog_group_commit_sync_no_delay_count：示意累积多少次当前才调用 fsync。默认为 0
这两个参数是基于额定的成心期待来实现的，会阻止客户端的响应。没有失落数据的危险。
WAL 机制次要得益于两个方面：
1、redo log 和 binlog 都是程序写，磁盘的程序写比随机写速度要快；
2、组提交机制，能够大幅度降低磁盘的 IOPS 耗费。
MySQL 呈现 IO 性能瓶颈
1、设置 binlog_group_commit_sync_delay 和 binlog_group_commit_sync_no_delay_count 参数，缩小 binlog 的写盘次数。
2、将 sync_binlog 设置为大于 1 的值（比拟常见是 100~1000）。这样做的危险是，主机掉电时会丢 binlog 日志。
3、将 innodb_flush_log_at_trx_commit 设置为 2。这样做的危险是，主机掉电的时候会丢数据。
数据库的 crash-safe
实际上数据库的 crash-safe 保障的是：
1、如果客户端收到事务胜利的音讯，事务就肯定长久化了；
2、如果客户端收到事务失败（比方主键抵触、回滚等）的音讯，事务就肯定失败了；
3、如果客户端收到“执行异样”的音讯，利用须要重连后通过查问以后状态来持续后续的逻辑。此时数据库只须要保障外部（数据和日志之间，主库和备库之间）统一就能够了。