從一個線上問題分析 binlog 與內部 XA 事務提交過程
1. 問題
業務上新增一條訂單記錄，使用者接收到BinLake拉取的SQL/">MySQL從庫資料訊息後，馬上根據訊息內的訂單號去查詢同一個MySQL從庫，發現有些時候無法查到該條資料，等待大約500ms～1000ms後再去查詢資料庫，可以查詢到該條資料。
注: BinLake為京東商城資料庫技術部自研的一套訂閱和消費MySQL資料庫binlog的元件，本例所描述的問題是業務方希望根據訂閱的binlog來獲取實時訂單等業務訊息。
2. Binlog與內部XA
2.1 XA的概念
XA(分散式事務)規範主要定義了(全域性)事務管理器(TM: Transaction Manager)和(區域性)資源管理器(RM: Resource Manager)之間的介面。XA為了實現分散式事務，將事務的提交分成了兩個階段：也就是2PC (tow phase commit)，XA協議就是通過將事務的提交分為兩個階段來實現分散式事務。
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兩階段
1）prepare 階段
事務管理器向所有涉及到的資料庫伺服器發出prepare"準備提交"請求，資料庫收到請求後執行資料修改和日誌記錄等處理，處理完成後只是把事務的狀態改成"可以提交",然後把結果返回給事務管理器。即：為prepare階段，TM向RM發出prepare指令，RM進行操作，然後返回成功與否的資訊給TM。
2）commit 階段
事務管理器收到迴應後進入第二階段，如果在第一階段內有任何一個數據庫的操作發生了錯誤，或者事務管理器收不到某個資料庫的迴應，則認為事務失敗，回撤所有資料庫的事務。資料庫伺服器收不到第二階段的確認提交請求，也會把"可以提交"的事務回撤。如果第一階段中所有資料庫都提交成功，那麼事務管理器向資料庫伺服器發出"確認提交"請求，資料庫伺服器把事務的"可以提交"狀態改為"提交完成"狀態，然後返回應答。即：為事務提交或者回滾階段，如果TM收到所有RM的成功訊息，則TM向RM發出提交指令；不然則發出回滾指令。
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外部與內部XA
MySQL中的XA實現分為：外部XA和內部XA。前者是指我們通常意義上的分散式事務實現；後者是指單臺MySQL伺服器中，Server層作為TM(事務協調者，通常由binlog模組擔當)，而伺服器中的多個數據庫例項作為RM，而進行的一種分散式事務，也就是MySQL跨庫事務；也就是一個事務涉及到同一條MySQL伺服器中的兩個innodb資料庫(目前似乎只有innodb支援XA)。內部XA也可以用來保證redo和binlog的一致性問題。
2.2. redo與binlog的一致性問題
我們MySQL為了相容其它非事務引擎的複製，在server層面引入了 binlog, 它可以記錄所有引擎中的修改操作，因而可以對所有的引擎使用複製功能； 然而這種情況會導致redo log與binlog的一致性問題；MySQL通過內部XA機制解決這種一致性的問題。
第一階段：InnoDB prepare， write/sync redo log；binlog不作任何操作；
第二階段：包含兩步，1> write/sync Binlog； 2> InnoDB commit (commit in memory)；
當然在5.6之後引入了組提交的概念，可以在IO效能上進行一些提升，但總體的執行順序不會改變。
當第二階段的第1步執行完成之後，binlog已經寫入，MySQL會認為事務已經提交併持久化了(在這一步binlog就已經ready並且可以傳送給訂閱者了)。在這個時刻，就算資料庫發生了崩潰，那麼重啟MySQL之後依然能正確恢復該事務。在這一步之前包含這一步任何操作的失敗都會引起事務的rollback。
第二階段的第2步大部分都是記憶體操作，比如釋放鎖，釋放mvcc相關的read view等等。MySQL認為這一步不會發生任何錯誤，一旦發生了錯誤那就是資料庫的崩潰，MySQL自身無法處理。這個階段沒有任何導致事務rollback的邏輯。在程式執行層面，只有這一步完成之後，事務導致變更才能通過API或者客戶端查詢體現出來。
下面的一張圖，說明了MySQL在何時會將binlog傳送給訂閱者。
理論上來說，也可以在commit階段完成之後再將binlog傳送給訂閱者，但這樣會增大主從延遲的風險。
3. 相關程式碼
4. int MYSQL_BIN_LOG::ordered_commit(THD *thd, bool all, bool skip_commit) {
5. .....
6. // 進入 flush stage ，
7. change_stage(thd, Stage_manager::FLUSH_STAGE, thd, NULL, &LOCK_log);
8. ....
9. // 通知底層儲存引擎日誌刷盤
10. process_flush_stage_queue(&total_bytes, &do_rotate, &wait_queue);
11. .....
12. // 將各個執行緒的 binlog 從 cache 寫到檔案中
13. flush_cache_to_file(&flush_end_pos);
14. ....
15. // 進入到 Sync stage
16. change_stage(thd, Stage_manager::SYNC_STAGE, wait_queue, &LOCK_log,
17. &LOCK_sync));
18. //binlog fsync 落盤
19. sync_binlog_file( false )
20. // 通知 binlog 傳送執行緒，有新的 binlog 落盤可以傳送到訂閱者了
21. update_binlog_end_pos(tmp_thd->get_trans_pos());
22. // 進入 commit state
23. change_stage(thd, Stage_manager::COMMIT_STAGE, final_queue,
24. leave_mutex_before_commit_stage, &LOCK_commit);
25.
26. ....
27. // 事務狀態提交
28. process_commit_stage_queue(thd, commit_queue);
29. ....
30.
31. }
其中，在update_binlog_end_pos之後，binlog傳送執行緒就已經可以讀取最新的binlog傳送給訂閱者了。當訂閱者收到這些binlog之後如果process_commit_stage_queue因為系統排程等原因還未執行完成，那麼訂閱者碰巧在此時發起問題中所描述的查詢，就會發生查詢不到的情況。
下面我們看一下process_commit_stage_queue都做了什麼。
在process_commit_stage_queue會分別呼叫到binlog的commit方法binlog_commit和innodb的commit函式trx_commit_in_memory。
1. static int binlog_commit(handlerton *, THD *, bool ) {
2. DBUG_ENTER("binlog_commit");
3. /*
4. Nothing to do (any more) on commit.
5. */
6. DBUG_RETURN(0);
7. }
在binlog_commit中什麼也不做，因為跟binlog有關的操作前面都已經做完了。
最後看一下儲存引擎innodb的trx_commit_in_memory都幹了什麼。
1. static void trx_commit_in_memory(
2. trx_t *trx, /*!< in/out: transaction */
3. const mtr_t *mtr, /*!< in: mini-transaction of
4. trx_write_serialisation_history(), or NULL if
5. the transaction did not modify anything */
6. bool serialised)
7. /*!< in: true if serialisation log was
8. written */
9. {
10. ....
11. // 釋放鎖
12. lock_trx_release_locks(trx);
13.
14. ut_ad(trx_state_eq(trx, TRX_STATE_COMMITTED_IN_MEMORY));
15.
16. .....
17. // 釋放 mvcc 相關的 read view
18. if (trx->read_only || trx->rsegs.m_redo.rseg == NULL) {
19. MONITOR_INC(MONITOR_TRX_RO_COMMIT);
20. if (trx->read_view != NULL) {
21. trx_sys->mvcc->view_close(trx->read_view, false );
22. }
23.
24. } else {
25. ut_ad(trx->id > 0);
26. MONITOR_INC(MONITOR_TRX_RW_COMMIT);
27. }
28. }
29. ....
30. // 清理 insert 操作相關的 undo log( 注意，此時只有 insert 的 undo 需要清理 )
31. if (mtr != NULL) {
32. if (trx->rsegs.m_redo.insert_undo != NULL) {
33. trx_undo_insert_cleanup(&trx->rsegs.m_redo, false );
34. }
35.
36. if (trx->rsegs.m_noredo.insert_undo != NULL) {
37. trx_undo_insert_cleanup(&trx->rsegs.m_noredo, true );
38. }
39. }
這一步完成之後，在執行時刻事務的變更才能被查詢到。但需要記住，MySQL在binlog落盤成功後就認為事務的持久化已經完成。
4.總結
在binlog落盤之後，MySQL就會認為事務的持久化已經完成(在這個時刻之後，就算資料庫發生了崩潰都可以在重啟後正確的恢復該事務)。但是該事務產生的資料變更被別的客戶端查詢出來還需要在commit全部完成之後。MySQL會在binlog落盤之後會立即將新增的binlog傳送給訂閱者以儘可能的降低主從延遲。但由於多執行緒時序等原因，當訂閱者在收到該binlog之後立即發起一個查詢操作，可能不會查詢到任何該事務產生的資料變更(因為此時該事務所處執行緒可能尚未完成最後的commit步驟)。
如果應用需要根據binlog作為一些業務邏輯的觸發點，還是需要考慮引入一些延時重試機制或者重新考慮合適的實現架構。
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