6.软件架构设计：大型网站技术架构与业务架构融合之道 --- 数据库
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篇首语：本文由小常识网(cha138.com)小编为大家整理，主要介绍了6.软件架构设计：大型网站技术架构与业务架构融合之道 --- 数据库相关的知识，希望对你有一定的参考价值。
第6章 数据库
6.1 范式与反范式
数据库范式要求：
第一范式：
每个字段都是原子的，不能再分解。
第二范式：
1.表必有主键，主键可以是单个属性或者几个属性的组合。
2.非主属性必须完全依赖，而不能部分依赖。
第三范式：
没有传递依赖：非主属性必须直接依赖主键，而不能间接依赖主键。
6.2 分库分表
6.2.1 为什么要分
1.分库的目的是要做"业务拆分"，通过业务拆分，把一个大的复杂的系统拆成多个业务子系统，之间通过RPC或者消息中间件通信。
2.应对高并发。但要针对读多写少，还是读少写多的场景分别讨论。如果是读多写少，可以通过增加从库，缓存解决，不一定要分库分表。如果是
读少写多，或者说写入的QPS已经达到了数据库的瓶颈，这时就要考虑分库分表了。
3.另外一个角度是"数据隔离"。如果把核心数据和非核心数据业务放在一起，一旦因为非核心数据库宕机，核心业务也会收到影响。
6.2.2 分布式ID生成服务
分库之前，数据库的自增ID可以唯一标识一条记录。分表分库之后，需要一个全局的ID生成服务。
6.2.3 拆分维度的选择
对于在分库分表之后其他维度的查询，一般有以下几个方法：
1.建立一个映射表
建立辅助维度和主维度之间的映射关系(商户ID和用户ID之间的映射关系)。查询的时候根据商户ID查询映射表，得到用户ID；再根据用户
ID查询订单ID。但这里有个问题，映射表本身也需要分库分表，并且分库分表维度和订单的分库维度还不同。即使映射表不分库分表，写入一条
订单的时候也可能需要同时写两个库，属于分布式事务问题。对于这种问题，通常也只能做一个后台任务定时对比，保证订单表和映射表的数据
最终一致性。
2.业务双写
同一份数据，两套分库分表。一套按用户ID分，一套按商户ID切分。同样，存在写入多个库的分布式事务问题。
3.异步双写
还是两套表，只是业务单写。然后通过监听binlog，同步到另外一套表上。
4.两个维度统一到一个维度
把订单ID和用户ID统一成一个维度，比如把用户ID作为订单ID中的某几位，这样订单ID中就包含了用户ID的信息，然后按照用户ID分库，
当按订单ID查询的时候，截取出用户ID，再按用户ID查询；或者订单ID和用户ID中有某几位是相同的，用这几位作为分库维度。
6.2.4 Join查询问题
分库分表之后，join 查询就不能用了。解决方法：
1.把join拆成多个单表查询，不让数据库做join，而是在代码层面对结果进行拼装。
这种做法比较常见，因为数据库全是单表查询，大大降低了数据库发生慢查询的概率。
2.做宽表，重写轻读
很多时候会遇到这个情况：需要把join的结果分页，这需要利用mysql本身的分页功能。对于这种不得不用join的情况，可以另外做一个
join表，提前把结果join好。这就是"重写轻读"，其实也就是"空间换时间"的思路。
3.利用搜索引擎
利用类似ES的搜索引擎，把数据库中的数据导入搜索引擎中进行查询，从而解决join问题。
6.2.5 分布式事务
做了分库之后，纯数据库的事务就做不了了。一般的解决办法是优化业务，避免垮跨库的事务，保证所有事务都落到单库中。如果实在无法避免，就
需要做分布式事务的解决方案了。
6.3 B+ 树
关系型数据库在查询方面有一些重要特性，是kv型的数据库或者缓存所不具备的，比如：
1.范围查询
2.前缀匹配模糊查询
3.排序和分页
这些特性都得归功于B+树这种数据结构。
6.3.1 B+ 树逻辑结构
数据结构关键特征：
1.在叶子节点一层，所有记录的主键按照从小到大的顺序排列，并且形成了一个双向链表，叶子节点的每一个key指向一个记录。
2.非叶子节点取的是叶子节点里面key最小的值。这意味着所有非叶子节点的key都是冗余的节点。同一层的非叶子节点也互相串联，形成了一个
双向链表。
基于这样一个数据结构，要实现上面的几个特性就很容易了：
1.范围查询：比如要查主键在[1,17]之间的记录。二次查询，先查找1所在的叶子节点的记录位置，再查找17所在的叶子节点记录的位子，然后
顺序的遍历。
2.前缀匹配模糊查询：假设主键是字符串类型，要查询 where Key like abc%，其实可以转换成一个范围查询 Key in [abc,abcz]。
当然，如果是后缀匹配模糊查询，或者诸如 where Key like %abc%这样的中间匹配，则没办法转换成范围查询，只能挨个遍历。
3.排序与分页。叶子节点是天然排序好的，支持排序和分页。
另外，基于 B+ 树的特性，会发现对于offset这种特性，其实是用不到索引的。比如每页显示10条，要展示第101页，通常会写成 select xxx
where xxx limit 1000, 10，从offset=1000的位置开始取10条。
虽然只取了10条数据，但实际上数据库要把前面的1000条都遍历了才知道offset=1000的位置在哪里。对于这种情况，合理的办法是不要用
offset，而是把offset=1000的位置换算出某个 max_id，然后用where语句实现，如 select xxx where xxx and id > max_id limit 10，
这样就可以利用 B+ 树的特性，快速定位 max_id的位置，即使 offset=1000的位置。
6.3.2 B+ 树物理结构
对于磁盘来说，不可能一条条的读写，而都是以"块"为单位进行读写的。innodb默认定义的块大小是16kb，通过innodb_page_size参数指定。
这里说的"块"，是一个逻辑单位，而不是指磁盘扇区的物理块。块是通过 innodb 读写磁盘的基本单位，innodb每一次磁盘IO，读取的都是16kb的
整数倍数据。无论是叶子节点，还是非叶子节点，都会装在page里。innodb为每个page赋予一个全局32位的编号，所以innodb的存储容量上限是
64TB(2^32 * 16kb)。
16kb是一个什么概念呢？如果用来装非叶子节点的话，一个page大概可以装1000个key(16kb,假设key是64位，8个字节，再加上其他字段)，
意味着B+树有1000个分叉；如果用来装叶子节点，一个page大概可以装200条记录(记录和索引放在一起存储，假设一条记录大概100个字节)。基于
这种估算，一个三层的B+树可以存储多少数据量呢?
第一层：一个节点是一个page，里面存放了1000个key，对应1000个分叉；
第二层：1000个节点，1000个page，每个page里面装了1000个key;
第三层：1000*1000 个节点(page)，每个page里面装200条记录，即是 1000*1000*200=2亿条，总容量是16kb*1000*1000=16GB。
把第一层和第二层的索引全部放入内存，即(1+1000)*16KB，也即约16KM的内存。三层B+树 就可以支撑2亿条记录，并且一次性基于主键的等值
查询，只需要一次IO(读取叶子节点)。由此可见B+树的强大。
page与page之间组成双向链表，每一个page头部都记录2个关键字段：前一个page的编号，和后一个page的编号。page里面存储一条条记录，
记录之间用单向链表串联。最终所有的记录形成双向链表的逻辑结构。对于记录来说，定位到了page，也就定位到了page里面的记录，因为page会
一次性读入内存，同一个page里面的记录可以在内存中顺序查找。
在innodb的实践里面，其中一个建议是按主键的自增顺序插入记录，就是为了避免 Page Split问题。比如一个page里一次装入了(1,3,5,9),
4条记录，并且假设这个page满了。接下来如果插入key=4的记录，就不得不新建新的page，同时把(1,3,5,9)分成两半，前一半(1,3,4)还依旧在
旧page中，后一半(5,9)拷贝到新的page里，并且要调整page前后的双向链表的指针关系，这显然会影响插入速度。但如果插入的是key=10的记录，
就不需要做page Split，只需要创建一个新的page，把key=10的记录放进去，然后让整个链表的最后一个page指向这个新的page即可。
另外一个点，如果只是插入而不删除记录(软删除)，也会避免某个page的记录数减少而发生相邻的page合并的问题。
6.3.3 非主键索引
对于非主键索引，同上面的结构类似，每一个非主键索引对应一颗B+树。在innodb里面，非主键索引的叶子节点存储的不是记录的指针，而是主键
的值。所以，对于非主键索引的查询，会查询2棵B+树，先在非主键索引的B+树上定位主键，再用主键去主键索引的B+树上查找最终记录。
有一点需要说明：对于主键索引，一个key只会对应一个记录；但对于非主键索引，值可以重复。所以一个key可能对应多条记录。
6.4 事务与锁
6.4.1 事务的四个隔离级别
事务并发导致的问题：
1.脏读
事务A读取了一条记录的值，然后基于这个值做业务逻辑，在事务A提交之前，事务B回滚了该记录，导致事务A读到的这条记录一个脏数据。
2.不可重复度
在同一个事务里，两次读取同一行记录，但结果不一样。因为另外一个事务对此记录进行了update操作。
3.幻读
在同一个事务里，同样的select操作，执行两次，返回的记录条数不一样。因为另外一个事务在进行insert/delete操作。
4.丢失更新
两个事务同时修改同一条记录，事务A的修改被事务B覆盖了。举个例子，x=5，A和B同时把x读取出来，减1，再写回去，得到x=4，实际
x的正确值应该是x=3。
为了解决上述问题，数据库设置了不同的事务隔离级别：
1.RU(Read Uncommited，读未提交)
相当于什么都没做，上述4个问题一个都没解决。
2.RC(Read Commited，读已提交)
只解决了上述问题1(脏读)。
3.RR(Repeatable Read，可重复读)
解决了上述问题1,2,3(脏读，不可重复读，幻读)，这也是InnoDB默认级别。
4.Serialization(串行化)
完全解决上述4个问题。
隔离级别，一级比一级严格。隔离级别4就是串行化，所有事务串行执行，虽然能解决上述的4个问题，但性能接受不了，一般不会采用；隔离
级别1没有任何作用，所以常用的是2和3.
既然默认级别是3(RR)，如何解决 丢失更新问题呢？这就是涉及到悲观锁和乐观锁。
6.4.2 悲观锁和乐观锁
丢失更新在业务场景中非常常见，数据库没有帮工程师解决这个问题，只能靠自己解决。
场景如下：
两个事务并发的对同一个记录进行修改，一个充钱，一个扣钱，伪代码如下：
事务A:
start transaction
int b = select balance from T where user_id = 1
b = b + 50
update T set balance = b where user_id = 1
commit
事务B:
start transaction
int b = select balance from T where user_id = 1
b = b - 50
update T set balance = 6 where user_id = 1
commit
如果正确的执行了事务A和事务B(无论是谁先后)，执行完成之后，user_id=1的用户余额都是30；但现在事务A和事务B并行执行，执行结果可能是
30(正确结果)，也可能是80(事务A覆盖了事务B)，也可能是-20(事务B把事务A的结果覆盖了)，这2个都是错误的。
要解决这个问题，有下面几个方法：
方法1：利用单条语句的原子性
在上面的每个事务里，都是先把数据select出来，再update回去，没有办法保证2条语句的原子性。如果改成一条，就能保证原子性。
如:
事务A:
start transaction
update T set balance = balance + 50 where user_id = 1
commit
事务B:
start transaction
update T set balance = balance - 50 where user_id = 1
commit
这种方法简单可行，但有局限性。因为实际的业务往往需要把 balance 先读取出来，做各种逻辑计算之后再写回去。如果不读，直接
修改balance，没有办法知道修改之前的balance是多少。
方法2：悲观锁
悲观锁，就是认为数据发生并发冲突的概率很大，所以读之前就上锁。利用select xxx for update语句，伪代码如下：
事务A:
start transaction
//对user_id = 1的记录上锁
int b = select balance from T where user_id = 1 for update
b = b + 50
update T set balance = b where user_id = 1
commit
事务B:
start transaction
对user_id = 1的记录上锁
int b = select balance from T where user_id = 1 for update
b = b - 50
update T set balance = b where user_id = 1
commit
悲观锁的潜在问题，假如事务A拿到锁之后，commit之前出了问题，会造成锁不能释放，数据库死锁。另外，一个事务拿到锁后，其他
访问该记录的事务都会被阻塞，这在高并发场景下会造成用户端的大量请求阻塞。为此，有了乐观锁。
方法3：乐观锁
对于乐观锁，认为数据发生并发冲突的概率比较小，所以读之前不上锁。等到写回去的时候再判断数据是否被其他事务修改了，即多线程
里面讲的CAS(compare and set)的思路。对应的伪代码如下：
事务A:
while(!result) {
start transaction
int b, v1 = select balance, version from T where user_id = 1
b = b + 50
result = update T set balance = b,version = version + 1 where user_id = 1 and version = v1
commit
}
事务B:
while(!result) {
start transaction
int b, v1 = select balance, version from T where user_id = 1
b = b - 50
result = update T set balance = b,version = version + 1 where user_id = 1 and version = v1
commit
}
CAS 的核心思想是：数据读出来的时候有个版本v1，然后在内存中修改，当再写回去的时候，如果发现数据库中的版本不是v1(比v1大)，
说明在修改的期间别的事务也在修改，则放弃更新，把数据重新读取出来，重新计算逻辑，再重新写回去，如此不断的重试。
在实现层面，就是利用update语句的原子性实现了CAS，当且仅当version=1的时候，才能把balance更新成功。在更新balance的
同时，version也必须加1.version的比较，version的加1，balance的更新，这3件事都是在一条update语句中实现的，这是这个事情
的关键。
当然在实际场景中，不会让客户端无限循环重试的，可以重试3次。
方法4：分布式锁
乐观锁的方案可以很好的应对上述场景，但有一个限制是 select 和 update 是同一张表的同一个记录，如果业务场景更加复杂，有
类似下面的事务：
start_transaction:
select xxx from t1
select xxx from t2
... 根据t1和t2的查询结果进行逻辑计算，然后更新t3
update t3
commit
要实现update 表t3的同时，表t1和t2是锁住的状态，不能让其他事务修改。在这种场景下，乐观锁就不能解决了，需要分布式锁。
6.4.3 死锁检测
上层应用开发会添加各种锁，有些锁是隐式的，数据库会主动加；而有些锁是显式的，比如上文说到的悲观锁。因为开发的使用不当，数据库会发生
死锁。所以，作为数据库，必须有机制检测出死锁，并解决死锁问题。
死锁检测机制就是发现这种有向图中存在的环，存在环就发生了死锁。如何判断一个有向图是否有环属于图论中的基本问题。
检测到死锁后，数据库可以强制让某个事务回滚，释放掉锁，把环断开，死锁就解除了。
具体到mysql，开发者可以通过日志或者命令查看当前数据库是否发生了死锁想象。遇到这种问题，需要排查代码，分析死锁原因，定位到具体的
sql语句，然后解决。死锁发生的场景比多，与代码有关，也可能与隔离级别有关。
死锁发生的场景：
1.事务A操作了表T1,T2的两条记录，事务B也操作了表T1,T2中同样的两条记录，但顺序刚好反过来，可能发生死锁。
2.同一张表，在RR隔离级别下，insert操作会增加 Gap 锁，可能会导致两个事务发生死锁。这个比较隐晦，不容易看出来。
事务A:
delete from T1 where id = 1
insert into T1 values(...)
事务B:
update T1 set xxx where id = 5
insert into T1 values(...)
6.5 事务实现原理之1：Redo Log
事务有ACID4个核心属性：
A：原子性
C：一致性
I：隔离性
D：持久性
这4个属性中，D是比较容易的，C主要是由上层的各种规则来约束，也相对简单。而A和I涉及并发的问题，崩溃恢复的问题。
说到事务的实现原理，会追溯到 ARIES 算法理论。
6.5.1 Write-Ahead
一个事务要修改多张表的多条记录，多条记录分布在不同的page里面，对应到磁盘的不同位置。如果每个事务都直接写磁盘，一次事务提交就要多次
磁盘的随机IO，性能也达不到要求。怎么办？不写磁盘，在内存中进行事务提交，然后再通过后台线程，异步的把内存中的数据写入磁盘。但有个问题，
机器宕机，内存中的数据还没来得及刷盘，数据就丢失了。
为此，就有了 write-ahead 的思路：先在内存中提交事务，然后写日志(所谓的 write-ahead log)，然后后台任务把内存中的数据异步的
刷到磁盘。日志是顺序的在尾部 append ，从而也避免了一个事务发生多次磁盘随机IO的问题。明明是先在内存中提交事务，然后写的日志，为什么叫做
write-ahead 呢？这里的 ahead，其实是指相对于真正的数据刷到磁盘，因为是先写的日志，后把内存数据刷到磁盘，所以叫 Write-Ahead Log。
内存操作数据 + Write-Ahead Log 这种思想非常普遍，后面讲 LSM 树的时候，也是基于此。在多备份一致性中，复制状态机的模型也是基于此。
具体到 InnoDB 中，write-ahead log 是 Redo Log。在innodb中，不光事务修改的数据库表数据是异步刷磁盘的，连Redo Log 的写入本身
也是异步的。在事务提交后，redo log 先写入到内存中的 Redo Log Buffer中，然后异步的刷到磁盘上的Redo Log。
为此，innodb 有个关键的参数 innodb_flush_log_at_trx_commit 控制 Redo Log 的刷屏策略，该参数有三个值：
0：每秒刷一次磁盘，把Redo Log Buffer 中的数据刷到 redo log(默认为0)；
1：每提交一个事务，就刷一次磁盘(这个最安全)；
2：不刷盘。然后根据参数 innodb_flush_log_at_timeout 设置的值决定刷盘频率。
6.5.2 Redo Log的逻辑与物理结构
从逻辑上讲，日志就是一个无限延长的字节流，从数据库安装好启动开始，日志便源源不断的追加，永无结束。
但从物理上来说，日志不可能是一个永不结束的字节流，日志的物理结构和逻辑结构，有2个显著的差异点：
1.磁盘的读取和写入都不是按一个个字节来处理的，磁盘是"块"设备，为了保证磁盘的IO效率，都是整块的读取和写入。对于redo log来说，
就是Redo Log Block，每个redo log block 都是512字节，为什么是512？因为早期磁盘，一个扇区(最细粒度的磁盘存储单位)就是
存储512字节数据。
2.日志文件不可能无限制膨胀，过了一定时期，之前的历史日志就不重要了，通俗的讲叫做"归档"，专业术语是 checkpoint。所以redo log
其实是一个固定大小的文件，循环使用，写到尾部后，回到头部覆写(实际redo log是一组文件，但这里就当成一个大文件)。之所以能覆写，
因为一旦page数据刷到磁盘上，日志数据就没有存在的必要了。
LSN(Log Sequence Number)是逻辑上日志按时间顺序从小到大的编号。在innodb中，LSN是一个64位的整数，取的是从数据库安装启动
开始，到当前所写入的总的日志字节数。实际上LSN没有从0开始，而是从8192开始，这个是innodb源代码里面的一个常量LOG_START_LSN。因为
事务有大有小，每个事务产生的日志数据量是不一样的，所以日志是变长记录，因此LSN是单调递增的，但肯定不是单调连续递增。
物理上面，一个固定的文件大小，每512个字节一个block，循环使用。显然，很容易通过LSN换算出所属的Block。反过来，给定Redo log，
也很容易换算出第一条日志在什么位置。假设在 Redo Log中，从头到尾所记录的LSN依次如下：
(200,289,378,478,30,46,58,69,129)
很显然，第1条日志是 30，最后1条日志是 478，30以前的已经被覆盖了。
6.5.3 Physiological Logging
Log Block 里面log的存储格式，这个问题很关键，是数据库事务实现的一个核心点：
记法1。类似于 binlog 的 statement 格式，记原始的sql语句，insert/delete/update。
记法2。类似于 binlog 的 RAW 格式，记录每张表的每条记录的修改前的值，修改后的值，类似(表，行，修改前的值，修改后的值)。
记法3。记录修改的每个page的字节数据。由于每个page有16kb，记录这16kb里哪些部分修改了，一个page如果被修改了多个地方后，就会有
多条物理记录。如 ：
(PageID, offset1,len1, 修改之前的值，修改之后的值)；
(PageID, offset2,len2, 修改之前的值，修改之后的值)；
前面2种记法都是逻辑记法；第三种是物理记法。redo log采用了哪种？它采用了逻辑记法和物理记法的综合体，就是先以page为单位记录
日志，每个page里面再采用逻辑记法(记录page里面的哪一行被修改了)。这种记法有个专业术语，Physiological Logging。
要搞清楚为什么要采用 Physiological Logging，就得知道逻辑日志和物理日志的对应关系：
1.一条逻辑日志可能产生多个Page的物理日志。
比如往某个表插入一条记录，逻辑上是1条日志，但物理上可能会操作两个以上的Page？为什么，因为一个表可能有多个索引，每个
索引都是一颗B+树，插入一条记录，同时更新多个索引，自然可能修改多个page。
如果redo log采用了逻辑日志的记法，一条记录牵涉的多个page写到一半系统宕机了，恢复的时候很难知道到底哪个page写成功，
哪个失败。
2.即使1条逻辑日志只对应一个Page，也可能要修改这个Page的多个地方。
因为一个page里面的记录是用链表串联的，所以如果在中间插入一条记录，不仅要插入数据，还要修改记录前后的链表指针。对应到
page就是多个位置要修改，会产生多条物理日志。
所以纯粹的逻辑日志宕机后不好恢复；物理日志又大，一条逻辑日志就可能对应多条物理日志。Physiological Logging 综合了
两种记法的优点，先以page为单位记录日志，在每个page里面再采用逻辑记法。
6.5.4 I/O写入的原子性（Double Write）
要实现事务的原子性，先得考虑磁盘IO的原子性。一个Log Block是512个字节。假设调用操作系统的一次write，往磁盘上写入一个Log Block(
512字节)，如果写到一半机器宕机后再重启，请问写入的是0字节，还是[0,512]之间任意一个数值？
这个问题答案不一，可能与操作系统底层和磁盘的机制有关，如果底层实现了512个字节的写入原子性，上层就不需要做什么事情；否则，在上层就需要
考虑这个问题。假设底层没有保障512个字节的原子性，可以通过在日志中加入 checksum 解决。通过 checksum 能判断一个 Log Block是否完整，
如果不完整，就可以丢弃这个 log block，对日志来说，就是截断操作。
除了日志写入有原子性问题，数据写入的原子性问题更大。一个page有16KB，往磁盘上刷盘，如果刷到一半系统宕机重启，这个page处于什么状态？
在这种情况下，page既不是一个脏的page，也不是一个干净的page，而是一个损坏的page。既然已经有redo log了，不能用redo log 恢复吗？
因为redo log 也恢复不了。因为redo log 是 Physiological Logging，里面只是一个对page的修改的逻辑记录，redo log记录了哪个
地方修改了，但不知道哪个地方损坏了。另外，即使这个page加了 checksum，也只能判断出page损坏了，只能丢弃，但无法恢复数据。有两个办法
解决：
1.让硬件支持16KB写入的原子性。要么写入0，要么16kb全部写入成功。
2.Double write。把16kb写入到一个临时的磁盘位置，写入成功后再拷贝到目标磁盘位置。
6.5.5 Redo Log Block结构
Log Block 还需要有 checksum 字段，另外还有一些头部字段。事务可大可小，可能一个block存不下生产的日志数据，也可能一个block能
存下多个事务的数据。所以在block里面，得有字段记录这种偏移量。
头部4个字段的含义如下：
Block No:每个block的唯一编号，可以由LSN换算得到。
Data Len:该block中实际日志数据的大小，可能496字节没有存满。
First Rec Group：该block中第一条日志的起始位置，可能因为上一条日志很大，上一个block没有存下，日志的部分数据到了当前
的block。如果 first rec group = Data Len，则说明上一条日志太大，大到了横跨上一个block，当前block,下一个block，当前
block 没有新数据。
Checkpoint No:当前block进行 Check point 时对应的LSN。
6.5.6 事务、LSN与Log Block的关系
假设有一个事务，伪代码如下：
start transaction:
update 表1某行记录；
delete 表1某行记录；
insert 表2某行记录；
commit;
应用层所说的事务都是"逻辑事务"，具体到底层实现，是"物理事务"，也叫做 Mini Transaction(Mtr)。在逻辑层面，事务是3条sql语句，
涉及2张表；在物理层面，可能是修改了2个page(也可能是4个page，5个page ...)，每个page的修改对应一个Mtr。每个Mtr产生一部分日志，
生成一个LSN。
这个"逻辑事务"产生了两段日志和两个LSN。分别存储到redo log 的block里面，这2段日志可能是连续的，也可能不连续的(中间插入其他的
事务日志)。所以，在实际的磁盘上面，一个逻辑事务对应的日志不是连续的，但一个物理事务(Mtr)对应的日志一定是连续的(即使横跨多个block)。
同一个事务的多条LSN日志也会通过链表串联，其中，TxID 是innodb为每个事务分配的一个唯一的ID，是一个单调递增的整数。
6.5.7 事务Rollback与崩溃恢复（ARIES算法）
1.未提交事务的日志也在redo log中
通过上面的分析，可以看到不同的事务的日志在redo log中是交叉存在的，这也为这未提交的事务也在redo log中。因为日志是交叉存在的，
没有办法把提交的事务的日志和未提交的日志分开，或者说前者刷到磁盘redo log 上面，后者不刷。
所以这是 ARIES 算法的一个关键点，不管事务有没有提交，其日志都会被记录到redo log上。当崩溃恢复的时候，会把redo log全部重放
一遍，提交的事务和未提交的事务，都重放了，从而让数据库"原封不动"的回到宕机之前的状态，这就叫 Repeating History。
重放完成后，再把宕机之前未完成的事务找出来。这就有个问题，怎么把宕机之前未完成的事务全部找出来？这就是checkpoint。
把未完成的事务找出来后，逐一利用undo log回滚。
2.Rollback 转换为 Commit
回滚是把未提交的事务的redo log 删了吗？显然不是，这里用了一个巧妙的方法，把回滚转化为提交。
一个Rollback事务被转换为Commit事务：
start transaction:
update tb1 set a = newvalue;
delete tb2 where xxx;
insert tb3 values(xxx);
rollback;
转换为：
start transaction:
update tb1 set a = newvalue;
delete tb2 where xxx;
insert tb3 values(xxx);
delete tb3 xxx
insert tb2 xxx
update tb1 set a = oldvalue;
commit;
同样，如果宕机时一个事务执行了一半，在重启，回滚的时候，也并不是删除之前的部分，而是以相反的操作把这个事务"补齐"，然后commit。
这样一来，事务的回滚就简单多了，不需要修改之前的数据，也不需要修改redo log。相当于没有了回滚，全部是commit。对于redo log
来说，就是不断的append。这种逆向操作sql语句对应到redo log里面，叫做 Compensation Log Record(CLR)，会和正常操作的sql的log
区分开。
3.ARIES算法
ARIES 算法分为3个阶段：
阶段1：分析阶段
分析阶段，要解决两个核心问题：
1.确定哪些数据页是脏页，为阶段2的Redo做准备。发生宕机时，虽然T0,T1,T2已经提交了，但只是redo log在磁盘上，其对应
的数据是否已经刷到磁盘上不得而知。如何找出从checkpoint 到 Crash 之前，所有未刷盘的Page呢？
2.确定哪些事务未提交，为阶段3做准备。未提交的事务的日志也写入了Redo Log。也就是 T3,T4,T5的部分日志也在redo log
中。如何判断出t3,t4,t5未提交，对其做回滚呢？
这里就要聊到 ARIES 的 Checkpoint 机制。checkpoint 是每隔一段时间对内存中的数据拍一个"快照"，或者说把内存中的
数据一次性的刷到磁盘上去。但实际上这样做不到，因为把内存中的所有脏页往磁盘上刷的时候，数据库还在不断的接受客户端的请求，
这些脏页一直在更新。除非把系统阻塞住，不再接受前端的请求，这时redo log也不再增长，然后一次性把所有脏页刷到磁盘中，叫做
Sharp Checkpoint。
Sharp checkpoint 的应用场景很狭窄，因为系统不可能听下来，所以更多的是 Fuzzy Checkpoint。具体怎么做呢？
在内存中，维护了两个关键表，活跃事务表和脏页表。
活跃事务表是当前所有未提交事务的集合，每个事务维护了一个关键变量lastLSN，是该事务产生的日志最后一条日志的LSN。
脏页表是当前所有的未刷到磁盘上的Page的集合(包括了已提交的事务和未提交的事务)，recoveryLSN 是导致该Page为脏页的
最早的LSN。比如一个Page本来是clean的(内存和磁盘上数据一致)，然后事务1修改了它，对应的LSN是LSN1；之后事务2，事务3又
修改了它，对应的LSN分别是 LSN2,LSN3，这里的recoveryLSN取的就是 LSN1。
所谓的 Fuzzy checkpoint，就是对这2张表做了一个checkpoint，而不是对数据本身做checkpoint。这非常巧妙，因为page
本身很多，数据量大，但这两个表记录的全是ID，数据量很小，很容易备份。
所以，每一次 Fuzzy checkpoint，就把两个表的数据生成一个快照，形成一条checkpoint日志，记入 Redo log。
基于这2个关键表，可以求取两个问题：
a) 求取 Crash 的时候，未提交事务的集合
如图6-14，在最近一次checkpoint 2时候，未提交事务集合是{t2,t3}，此时还没有t4,t5。从此处开始，遍历redo
log 到末尾。
在遍历的过程中，首先遇到了t2的结束标识，把t2从集合中移除，剩下{t3}。
之后遇到了t4的开始标识，把t4加入到集合中，为{t3,t4};
之后遇到了t5的开始标识，把t5加入到集合中，为{t3,t4,t5};
最终直到末尾，没有遇到{t3,t4,t5}的结束标识，所以未提交事务的集合是{t3,t4,t5}
b) 求取 Crash 的时候，所有未刷盘的脏页集合
假设在checkpoint 2 的时候，脏页的集合是{P1,P2}。从checkpoint开始，一直遍历到redo log末尾，一旦遇到
redo log操作的是新的page，就把它加入到脏页集合，最终结果可能是{p1,p2,p3,p4}。
这里有个关键点：从checkpoint2到Crash，这个集合只增不减。可能p1,p2在checkpoint之后已经不是脏页了，但
把它认为是脏页也没关系，因为redo log是幂等的。
阶段2：进行Redo
假设最后求出来的脏页集合是{p1,p2,p3,p4,p5}。在这个集合中，可能都是真的脏页，也可能是已经刷盘了。取集合中所有脏页
的recoveryLSN 的最小值，得到firstLSN。从firstLSN遍历redo log 到末尾，把每条redo log对应的page全部重新刷一次磁盘
关键如何做到幂等？磁盘上的每个page有一个关键字段 --- pageLSN。这个LSN记录的是这个page刷盘时最后一次修改它的日志
对应的LSN。如果重放日志的时候，日志的LSN <= pageLSN，则不修改日志对应的page，略过此条日志。
这与tcp在接收端对数据包的判重有异曲同工之妙。在tcp中，是对发送的数据包从小到大编号，这里是对所有的日志从小到大编号(
LSN)，接收的一方发现收到的日志编号比之前的还要小，就说明不用重做了。
有了这种判重机制，我们就实现了redo log重放时的幂等。从而可以从firstLSN开始，将所有的日志重放一遍，这里包含了已经
提交的事务和未提交的事务的日志，也包含了对应的脏页或者干净的页。
redo 完成后，就保证了所有的脏页都成功的写入到了磁盘，干净的脏页也可能重新写入一遍，并且未提交的事务t3,t4,t5对应的
page数据也写入了磁盘。接下来，就是对t3,t4,t5 回滚。
阶段3：进行Undo
在阶段1，我们已经找出了未提交事务集合{t3,t4,t5}。从最后一条日志逆向遍历，因为每条日志都有一个prevLSN字段，所以沿着
t3,t4,t5各自的日志链一直回溯，最终直到t3的第一条日志。
所谓的undo，是指每遇到一条属于t3,t4,t5的log，就生成一条逆向的sql语句来执行，其执行对应的redo log 是
Compensation Log Record(CLR)，会在redo log尾部继续追加。所以对redo log来说，其实不存在所谓的"回滚"，全部是正向的
commit,日志只会追加，不会执行"物理截断"之类的操作。
这里需要注意的是：redo 的起点位置和undo的起点位置并没有天然的先后关系，实际上可以反过来。因为redo对应的是所有脏页的
最小LSN，undo 对应的是所有未提交事务的LSN，两者的概念是完全不一样的。
在进行undo操作的时候，还可能遇到一个问题，回滚到一半，宕机，重启，再回滚，要进行"回滚的回滚"。不管怎么样，不会出现
"回滚嵌套"的问题。
对 Redo Log 先做一个总结：
1.一个事务对应多条redo log，事务的redo log不是连续存储的；
2.redo log不保证事务的原子性，而是保证持久性。无论是提交的，还是未提交事务的日志，都会进入redo log。从而使得redo log
回放完毕，数据库就恢复到之前的状态，称为 Repeating History；
3.同时，把未提交的事务挑出来回滚。回滚通过 checkpoint 记录的"活跃事务表" + 每个事务日志中的开始/结束标记 + undo log
来实现；
4.redo log 具有幂等性，通过每个page里面的pageLSN 实现；
5.无论是提交的，还是未提交的事务，其对应的page数据都可能被刷到磁盘中。未提交的事务对应的page数据，在宕机重启后会回滚；
6.事务不存在"物理回滚"，所有的回滚操作都被转换成了commit。
6.6 事务实现原理之2：Undo Log
6.6.1 Undo Log是否一定需要
说到undo log，很多人只想到"事务回滚"。"事务回滚"有4种场景：
1.人为回滚
2.宕机回滚
3.人为回滚+宕机回滚
4.宕机回滚+宕机回滚
回滚就是取消已经执行的操作。无论是物理取消，还是逻辑取消，只要达到目的就行。假设page数据都在内存里面，每个事务执行，都只在内存中
修改数据，必须等到事务commit之后写完redo log，再把page数据刷盘。在这种策略下，不需要undo log 也能实现数据回滚。因为在这种数据刷盘
的策略下，正好利用了"内存闪断消失"的特性，磁盘上存储的全部是已经提交的数据，宕机重启，内存中还未完成的事务自然被一笔勾销，在这种策略下，
未提交的事务不会进入redo log，未提交的事务，也不会刷盘，全部在内存中。
Page刷盘的4种策略：
No Steal 和 Steal：
是指未提交的事务是否可以写入磁盘。no steal 是指未提交的事务不能写入磁盘，只能在内存中操作，等到事务提交完，再把数据一次性
写入；steal是指未提交的事务也能写入，如果事务需要回滚，再更改磁盘上的数据。
No Force 和 Force：
是指提交的事务是否必须写入磁盘？no force 是指已经提交的事务可以保留在内存中，暂时不写入磁盘；force是指已经提交的事务必须
强制写入磁盘。
策略1：force 和 no steal
已经提交的事务必须强制写入磁盘，未提交的事务，只能保留在内存里，等事务提交后再写入磁盘。这种策略不需要redo log 和
undo log，仅靠数据本身就能实现原子性和持久性。但很显然不行，未提交的事务不能写入磁盘，这还可以接受；已提交的事务必须强制写入
磁盘，这需要多次IO，性能会受影响，所以才有了redo log>
策略2：no force 和 no steal
已经提交的事务不立即写入磁盘，未提交的事务只能保留在内存中。在这个策略下，只需要redo log即可，因为有"内存断电消失"这个
天然的特性。
策略3：force / steal
已提交的事务立即写入磁盘，未提交的事务也立即写入磁盘。这种只需要undo log回滚宕机时未提交的事务，不需要redo log。但和
策略1一样，多次IO的性能会受到影响。
策略4：no force / steal
这种策略是我们最想要的，也是innodb实现的策略。就是已经提交的事务可以不立即写入磁盘；未提交的事务可以立即写入磁盘，也可以
延迟写入磁盘。再通俗一点，无论事务是否提交，既可以立即写入磁盘，也可以不写，写入磁盘时机任意，想什么时候写就什么时候写。
策略1和策略3因为性能问题不能接受，所以必须有redo log。而策略4和策略2都可以接受，但策略4比策略2号的地方在于提高了Io效率。
因为事务没有提交，就开始写入磁盘，等到提交事务的时候，要写入磁盘的数据量会小，不然要把所有数据都累积到事务提交时再一次性写入磁盘。
也正是因为现代的数据库都是用策略4，是最灵活的一种数据刷盘策略。在这种策略下为了实现事务的原子性和持久性，才有了如此复杂的
redo log和undo log机制，才有了 ARIES 算法。
除了在宕机恢复时对未提交的事务进行回滚，undo log还有两个核心作用：
1.实现ACID中的I(隔离性)；
2.高并发。
6.6.2 Undo Log（MVCC）
在多线程编程中，读写的并发问题有三种策略：
1.互斥锁
一个数据对象上只有一把锁，任何时候只要有一个线程拿到该锁，其他线程就会阻塞，这意味着：
a) 写和写互斥
b) 写和读互斥
c) 读和读互斥
2.读写锁
一个数据对象上有一把锁，但有两个视图，读和写可以做到：
a) 写和写互斥
b) 写和读互斥
c) 读和读可以并发
3.CopyOnWrite
写的时候，把该数据对象拷贝一份，等写完以后，再把数据对象的指针(引用)一次性赋值回去，读的时候读取原始数据，这意味着：
a) 读和读可以并发
b) 读和写可以并发
c) 写和写理论上也可以并发
对比上面，从上到下，并发程度越高。而innodb用的就是CopyOnWrite 思想，是在undo log里面实现的。每个事务修改记录之前，都会先把
该记录拷贝一份出来，拷贝出来的这个备份存在undo log里。因为事务有唯一的编号ID，ID从小到大递增，每一次修改，就是一个版本，因此undo log
维护了数据从旧到新的每个版本，各个版本之间的记录通过链表串联。
也正是因为每条记录有多个版本，才容易实现事务ACID属性中的I(隔离性)。事务要并发，多个事务读写同一条记录，为了实现第二个，第三个隔离
级别，就不能让事务读到正在修改的数据，而只能读历史版本。
也正因为有了mvcc这种特性，通过select语句都是不加锁的，读取的全部是数据的历史版本，从而支撑高并发的查询。这种读，专业数据叫
"快照读"，与之对应的是"当前读"。快照读通常就是 select 语句，当前读包括加锁的select语句和insert/upate/delete语句。
快照读：
select xxx from xxx
当前读：
select xxx from xxx for update
select xxx from xxx lock in share mode
insert/update/delete 语句
6.6.3 Undo Log不是Log
undo log 这个词有很大的迷惑性，它其实不是log，而是数据。为什么这么说?
1.undo log 并不像redo log一样按照LSN的编号，从小到大依次执行append操作。undo log其实没有顺序，多个事务是并行的向undo
log 中随机写入。
2.一个事务一旦commit之后，数据就"固化"了，固化之后不可能再回滚。这意味着undo log只在事务commit过程中有用，一旦事务
commit了，就可以删除undo log了。具体来说：
a) 对于insert记录，没有历史版本，因此insert的undo log只记录了该记录的主键id,当事务提交后，该undo log就可以删除了。
b) 对于update/delete记录，因为mvcc的存在，其历史版本数据可能还被当前未提交的其他事务所引用，一旦未提交的事务提交了，其对应
的undo log也就可以删除了。
所以，更应该把undo log叫做记录的"备份数据"，即在事务未提交之前的时间里"备份数据"。事务提交后，没有其他事务引用历史版本，就可以
删除了。
"备份数据"是怎么操作的？Page中的每条记录，除了自身的主键id和数据外，还有2个隐藏字段：一个是修改该记录的事务id，一个是
rollback_ptr，用来串联所有的历史版本。假设该记录被 tx_id 为68，80，90，100的4个事务修改了4次，该数据就有4个版本，通过 rollback_ptr 从新到旧串联起来。
然后，三个历史版本分别被其他不同的事务读取。为什么会出现不同的事务读取到的不同的版本呢？每个事务读取的都是这个事务执行时最新的
历史版本。这些历史版本什么时候可以删除呢？在t1,t2提交字后，历史版本3就可以删除了。以此类推。
回滚段：就是修改记录之前先把记录拷贝一份，然后拷贝出来的这些历史版本形成一个链表，仅此而已。
6.6.4 Undo Log与Redo Log的关联
undo log本身也要写入磁盘，但一个事务修改多条记录，产生多条undo log，不可能同步写入磁盘，所以遇到了write-ahead时的问题。如何
解决undo log 需要多次写入磁盘的效率问题呢？
redo log 记录的是对数据的修改，凡是对数据的修改，都必须记入redo log，可以把undo log也当做数据，在内存中记录undo log，异步
的刷盘，宕机重启，用redo log恢复undo log。
拿一个事务举例：
start transaction:
update 表1某行记录
delete 表1某行记录
insert 表2某行记录
commit;
把undo log和redo log加进去，此类事务类似下面的伪代码：
start transaction:
写undo log1: 备份该行数据(update)
update 表1某行记录
写redo log1
写undo log2: 备份该行数据(insert)
delete 表1某行记录
写redo log2
写undo log3: 该行的主键id(delete)
insert 表2某行记录
写redo log3
commit;
在这里，所有的undo log和redo log 的写入都可以只在内存中进行，只要保证commit之后redo log落盘即可，undo log可以一直保留在
内存中，之后异步刷盘。
6.6.4 各种锁
mvcc 解决了快照读和写之间的并发问题，但对于写和写之间，当前读和写之间的并发，mvcc就无能为力了，这时就需要用到锁。
InnoDB的7种锁：
1.共享锁(S锁)与排它锁(X锁)
2.意向锁(Intention Locks)
3.记录锁(Record Locks)
4.间隙锁(Gap Locks)
5.临键锁(Next-Key Locks)
6.插入意向锁(Insert Intention Locks)
7.自增锁(Aotu-inc Locks)
这种分类比较迷惑，因为这7种锁不在一个维度上。比如记录锁可能是共享锁，也可以是排它锁；间隙锁也可能是共享锁或者排它锁；
按锁的粒度分：锁表，锁行，锁一个Gap(一个范围)；
按锁的模式分：共享，排他，意向等。
1.表(S锁，X锁)，行(S锁，X锁)
共享锁(S)和排它锁(X)是读写锁的另外一个叫法，共享锁即"读锁"，读和读之间可以并发；排它锁就是写锁，读和写之间不能并发，写和写之间也不能并发。
InnoDB通常加锁的粒度是行，所以有对应的 行共享锁，行排它锁，但有些场景会在 表这个粒度加锁，比如ddl语句。
2.意向锁(IS锁，IX锁)
有了共享锁和排它锁，为什么又会有"意向锁"呢？假设事务A给表中的某一行记录加了一行排它锁，现在事务B要给整张表加排它锁，事务B怎么处理呢?显然事务B加锁不会
成功，因为表中的某一行正被A修改。但事务B要做出这个判断，它需要遍历表中的每一行，看是否加锁了，只要有一行加锁，就意味着整个表加锁。
很显然这种效率太低，而意向锁就是为了解决这个锁的判断效率问题产生的。意向锁是专门加在表上的，在行上没有意向锁。一个事务A要给某张表加一个意向锁S，是
"暗示"接下来要给表中的某一行加S锁；一个事务A要给某张表加一个意向X锁，是"暗示"接下来要给表的某一行加X锁。反过来说，一个事务要给某张表的一行加S锁，必须
先获得整张表的IS锁；要给某张表加一行X锁，必须先获得整张表的X锁。
有了这种暗示，事务B要给整张表加排它锁，就不用遍历所有记录了。只要看一下这张表有没有被其他事务加IX锁或者IS锁，就能做出判断。也正是因为这种暗示，是一种
很"弱"的互斥条件，所以所有的IX锁，IS锁之间都不互斥，IX锁，IS锁只是为了和表共享锁，表排它锁进行互斥。
意向锁实际上是表(共享锁，排他锁)和行(共享锁，排它锁)之间的桥梁，通过意向锁串起来两个不同粒度(表，行)的锁之间如何做互斥判断。
3.AI(Aotu-inc Locks)
自增锁是一种表级的锁，专门针对 auto_increment 的列。
假设表t1中有某一列是自增的，连续insert 2条，再select出来，自增一列的取值应该也是连续的；但如果不加 AI锁，可能别的事务会在这两条insert中间插入
一条记录，那么该事务第二次insert的记录的自增列取值可能不是7，而是8.
4.间隙锁(Gap Lock)，临键锁(Next-Key Lock)和插入意向锁(Insert Intension Lock)
除锁表，锁行两种粒度外，还有第三种：范围锁，或者叫Gap锁。锁Gap是和锁行密切相关的，Gap肯定建立在某一行的基准上，所以往往又把锁Gap当做锁行的不同
算法来看待：
1.间隙锁(Gap Lock)
只是一个范围，不包括记录本上，也是一个开区间，目的是避免另外一个事务在这个区间插入新记录。
2.临键锁(Net-Key Lock)
Gap Lock 和 Record Lock 的综合不仅锁记录，也锁记录之前的范围。
3.插入意向锁(Insert Intension Lock)
也是一种Gap锁，专门针对insert操作。多个事务在同一索引，同一个范围区间内可以并发插入，即插入意向锁之前并不互相阻碍。
Gap锁的各种算法实际很复杂，说明两点：
1.是否加 Gap 锁和事务隔离级别往往密切相关。所以要锁gap，一个主要的目的是避免幻读，如果事务隔离级别是RC，则允许幻读，不需要锁范围。
2.锁gap往往针对非唯一索引，如果是主键索引，或者非主键索引(但是唯一索引),每次修改可以明确的定位到哪一条或者哪几条记录，也不需要锁gap。
总结，事务的几个特性的实现原理：
1.通过 undo log + redo log 实现事务的A(原子性)和D(持久性)；
2.通过 "MVCC+锁" 实现了事务的 I(隔离性)和并发性。
6.7 Binlog与主从复制
6.7.1 Binlog与Redo Log的主要差异
mysql 中 redo log记录事务执行的日志，binlog也记录日志。redo log和undo log 是innodb引擎里面的工具，但binlog是mysql层面的工具。
不同于redo log 和undo log用来实现事务，binlog 的主要作用是用作主从复制。在互联网应用中，binlog 有了第二个用途：一个应用进程可以把自己伪装
成slave，监听master的binlog，然后把数据库的变更以消息的形式抛出来，业务系统可以消费消息，执行对应的逻辑操作，比如更新缓存。如阿里的canal，Databus。
同redo log 一样，binlog 也存在刷盘问题，由参数 sync_binlog 控制，该参数有3个取值：
0：事务提交后不主动刷盘，依靠操作系统自身的刷盘机制可能会丢失数据；
1：每提交一个事务，刷一次盘；
2：每提交n个事务，刷一次盘。
显然，0和n都不安全，为了不丢数据，一般建议双1，即sync_binlog和innodb_flush_log_at_trx_commit 都设置为1.
binlog 要比redo log简单的多，在不发生宕机的情况下，未提交的事务，回滚的事务，其日志都不会进入binlog。同时，事务的日志在binlog中是连续排列的，
等到事务提交的"一刹那"，把该事务的所有日志都刷盘。连续排列会造成一个问题：binlog全局只有一份，每个事务都要串行的写入，这意味着每个事务在写binlog之前
要拿一个全局的锁，才能保证每个事务的binlog是连续写入的，这在效率上问题很大。因此，在mysql 5.6 Group Commit 出现之前，各种第三方在优化这类问题。
Group Commit 的思想也很简单，就是pipeline(http 1.1 是同样的思路；kafka的主从复制也是)。虽然binlog只能串行的写入，但不需要提交一次刷盘一次，
而是把事务的提交和刷盘放到不同的线程，刷盘时可以对多个提交的事务同时刷盘，虽然还是串行的，但是批量化了。
6.7.2 内部XA ?C Binlog与Redo Log一致性问题
一个事务的提交既要写 binlog，也要写redo log，如何保证两份日志的原子性？一个写成功，一个写失败，如何处理？
binlog 自身写入原子性问题：binlog刷到一半，出现宕机。这个问题和之前讲redo log的写入原子性是一样的，通过类似于checksum的办法或者binlog中有结束
标记，来判断出这部分的，不完整的binlog，把最后这一段截掉。对于客户端来说，此时宕机，事务肯定是没有成功提交的，所以截掉也没问题。
接下来讲如何实现binlog和redo log的数据一致性，即内部XA，或者叫内部的分布式事务问题。外部分布式事务是两个系统或者两个数据库之间的。内部分布式事务是
binlog和redo log之间的事务，使用的是经典的2阶段提交方案(2PC，2 Phase Commit)。
阶段1：
innodb 的 Prepare，是在把事务提交之前，对应的redo log 和undo log全部写入了。binlog也已经写入到内存，只等刷盘。
阶段2：
客户端收到的Commit指令，先刷盘binlog，然后让innodb执行 Commit。
2PC的显著特点是，在阶段1就把90%的工作做完了，就等阶段2的收尾，所以在阶段2收到客户端的Commit指令后，只要不宕机，事务就能成功提交。但如果宕机，如何
恢复呢？
首先，整个过程以binlog的刷盘来判定一个事务是否被成功提交，即以binlog为准，让redo log向binlog "靠齐"。具体分为以下几个场景：
场景1：在阶段1宕机，此时binlog完全在内存中，宕机消失。redo log记录了未提交的日志。不需要依赖binlog，redo log自己可以回滚未提交的日志。
场景2：阶段2宕机，binlog写了一半，innodb commit 还未执行。对binlog做截断，对redo log做回滚，处理方法和场景1一样。
场景3：binlog写入成功，innodb未提交。此时遍历binlog，binlog中存在，innodb中不存在的事务，发起commit操作。
6.7.3 三种主从复制方式
mysql的三种主从复制方式：
1.同步复制
待等待的slave接收到binlog，并且接收完毕，master才认为事务提交成功，再对客户端返回最安全，但性能没法忍受，一般不会用；
2.异步复制
只要master事务提交成功，就对客户端返回成功，后台线程异步的把binlog同步给slave，然后slave回收binlog，虽然最快，但可能丢失数据；
3.半同步复制
master事务提交，同时把binlog同步给slave，只要部分slave接收到了binlog(slave的数量可以设置)，就认为事务提交成功，对客户端返回。
对于异步复制，可能是会丢失数据的。master宕机，切换到了slave，此时slave上没有最新的数据。所以很多时候都是半同步复制。
是不是半同步数据就不会丢失数据呢？不是的。半同步复制可能会退化为异步复制，因为master不可能无限期等待slave，当超过某个时间，slave还没回复ack时，
master就会切换为异步复制模式。
另外，还有一个参数 rpl_semi_sync_master_wait_slave_count，可以设置在半同步复制模式下，需要等待几个slave的ack，才认为事务提交成功。默认是
1，即多个slave中只要有其中一个返回了，master就会向客户端返回事务提交成功。
无论是异步复制，还是半同步复制(可能退化为异步复制)，都可能在主从切换的时候丢失数据。业务的做法一般是牺牲一致性换取高性能，即在master宕机后切换到
slave，忍受少量的数据丢失，后续再人工修复。
但如果主从复制延时太大，切换到slave，丢失数据太多，也难以接受。为了降低主从复制的延迟，并行复制，特别是在跨机房的情况下。
6.7.3 并行复制
原生的mysql主从复制的原理，分为2个阶段：
阶段1：
把master的binlog 搬到slave上面，形成 RelayLog。在这个搬运的过程中，master和slave两边各有一个线程，master上是 dump thead，
slave 上面的叫 IO thread.
阶段2：
slave把RelayLog回放到数据库，通过一个叫 SQL Theaad 的线程执行。
可见，整个复制过程无论是log的传输，还是回放过程，都是单线程的。而并行复制，就是把回放环节并行化了。
所谓的并行复制，准确的说是 并行回放，因为传输环节还是单线程的。之所以传输环节没有用多线程，主要是因为没有必要。一个原因是在回放环节，而不在传输环节；
另外一个原因是binlog本身是全局有序的，如果用多线程传输，还要重新排序和重组，可能得不偿失。
而并行回放的难点在于事务的并行提交。binlog本身是全局只有一份，同一个mysql的实例，不同的库，不同的表事务binlog都串行的排列。所谓的并行回放，就是
一次性从relaylog中拿出多个事务，并行的执行。这就涉及什么样的事务能并行，什么样的事务不能并行。大的来说，有两个策略：
第一类：按数据维度并行。
从粗到细，三个粒度：不同库的事务可以并行，不同表的事务可以并行，不同行的事务可以并行。当然实际没有这么简单，因为一个事务可能修改多个库的多个表的
多条记录。如，事务1修改了记录1，2，事务2修改了记录2，3，则两个事务就无法并行了。
第二类：按事务的提交顺序并行。
mysql中有commit_id的概念，表示哪些事务是同时提交的。什么意思呢？如果在一个事务还没结束之前，另外一个事务也开始进入提交阶段，这说明两个事务是
在并行的，它们操作的肯定是不同的数据库记录。所以，在回放的时候具有同样的commit_id的事务可以并行。
当然，两个事务的commit_id不一样，不代表不能并行。commit_id 不一样，可能仅仅是因为一个事务在另外一个事务结束之后才开始的，它们在时间上有先后
顺序，但操作的数据完全不同，用第一类并发策略仍然可以并行。
《软件架构设计：大型网站技术架构与业务架构融合之道》思维导图
3.软件架构设计：大型网站技术架构与业务架构融合之道 --- 语言
14.软件架构设计：大型网站技术架构与业务架构融合之道 --- 业务架构思维
13.软件架构设计：大型网站技术架构与业务架构融合之道 --- 业务意识