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MongoDB与MySQL关于写确认的异同

发表于：2025-02-12 作者：千家信息网编辑

千家信息网最后更新 2025年02月12日，云妹导读：所谓写确认，是指用户将数据写入数据库之后，数据库告知用户写入成功的一个概念。根据数据库的特点和配置，可以在不同的写入程度上，返回给用户，而这其中，就涉及到了不同的性能、数据安全等级以及数据一

千家信息网最后更新 2025年02月12日MongoDB与MySQL关于写确认的异同

云妹导读：
所谓写确认，是指用户将数据写入数据库之后，数据库告知用户写入成功的一个概念。根据数据库的特点和配置，可以在不同的写入程度上，返回给用户，而这其中，就涉及到了不同的性能、数据安全等级以及数据一致性的内容。

不同的写入确认级别或配置，是数据库提供给用户的一种自我控制的能力，用户可以针对自身业务的特点、数据管理的需要、性能的考虑、数据一致性以及服务可用性各种因素进行考虑，选择适合的数据库配置，来实现自身的需要。

首先介绍几个重要的概念，这些概念也是数据库中常识性的知识了，不过是在不同数据库的不同表述。

这些概念主要涉及到写确认的两个重要考量点，一个是本地数据库写操作的不丢失，一个是分布式环境下，数据冗余的一致性。

本地数据库写操作是指数据库在处理用户的写操作后，能够持续化，防止因为意外导致的数据丢失，这个主要涉及到日志，比如MySQL中的redo log和MongoDB中的journal日志。

数据冗余的一致性是指多副本的环境下，比如主从或复制集架构下，数据写入主节点后，如何实现从节点与主节点的数据一致，而主从之间是以另外一个日志实现数据同步的，比如MySQL的binlog和MongoDB中的oplog日志。

另外防止主节点崩溃，数据未能同步到从节点，导致从节点成为新的主节点后，未同步数据丢失，也是写确认中重要的内容，即不但同步数据，而且要让数据安全快速的同步。

redo/journal

MySQL的redo log和MongoDB的journal日志都是数据库存储引擎层面的WAL(Write-Ahead Logging)预写式日志，记录的是数据的物理修改，是提高数据系统持久性的一种技术。

redo log

redo log是MySQL的默认存储引擎innodb事务日志中的核心日志文件之一，俗称重做日志，主要用作前滚的数据恢复。

当我们想要修改MySQL数据库中某一行数据的时候，innodb是把数据从磁盘读取到内存的缓冲池上进行修改。这个时候数据在内存中被修改，与磁盘中相比就存在了差异，我们称这种有差异的数据为脏页。innodb对脏页的处理不是每次生成脏页就将脏页刷新回磁盘，这样会产生海量的io操作，严重影响innodb的处理性能，因此并不是每次有了脏页都立刻刷新到磁盘中。既然脏页与磁盘中的数据存在差异，那么如果在这期间数据库出现故障就会造成数据的丢失。

而redo log就是为了解决这个问题。由于redo log的存在，可以延迟刷新脏页到磁盘的时间，保障了数据库性能的情况下提高了数据的安全。虽然增加了redo log刷新的开销，但是由于redo log采用的顺序io，比数据页的随机io要快很多，这额外的开销可接受。

即，数据库先将数据页的物理修改情况写到刷盘较快的redo log文件中，防止数据丢失。一旦发生故障，数据库重启恢复的时候，可以先从redo log把未刷新到磁盘的已经提交的物理数据页恢复回来。

journal

journal是MongoDB存储引擎层面的概念，MongoDB主要支持的mmapv1、wiredtiger、mongorocks等存储引擎，都⽀持配置journal。MongoDB可以基于journal来恢复因为崩溃未及时写到磁盘的信息。

MongoDB 所有的数据写⼊、读取最终都是调存储引擎层的接⼝来存储、读取数据，journal 是存储引擎存储数据时的一种辅助机制。

在MongoDB的4.0版本以前，用户可以设置是否开启journal日志；从4.0版本开始，副本集成员必须开启journal功能。

以wiredtiger为例，如果不配置journal，写入wiredtiger的数据，并不会立即持久化存储；而是每分钟会做一次全量的checkpoint（ storage.syncPeriodSecs配置项，默认为1分钟），将所有的数据持久化。如果中间出现宕机，那么数据只能恢复到最近的一次checkpoint，这样最多可能丢掉1分钟的数据。

所以建议「一定要开启journal」，开启journal后，每次写入会记录一条操作日志（通过journal可以重新构造出写入的数据）。这样即使出现宕机，启动时 Wiredtiger 会先将数据恢复到最近的一次checkpoint的点，然后重放后续的 journal操作日志来恢复数据。

binlog/oplog

MySQL的binlog和MongoDB的oplog都是数据库层面的写操作对应的逻辑日志，主要用于实现数据在主备之间的同步复制以及增量备份和恢复。

binlog

binlog是MySQL数据库层面的一种二进制日志，不管底层使用的什么存储引擎，对数据库的修改都会产生这种日志。binlog记录操作的方法是逻辑性语句，可以通过设置log-bin=mysql-bin来启动该功能。

binlog中记录了有关写操作的执行时间、操作类型、以及操作的具体内容，比如SQL语句（statement）或每行实际数据的变更（row）。

上图是MySQL主从之间是如何实现数据复制的，其中的三个重要过程是：

主库（Master）把数据库更改记录到binlog（图中的Binary Log）中；
备库（Slave）将主库上的binlog复制到自己的中继日志（Relay log）中；
备库读取中继日志中的事件，将其重放（Replay）到备库数据之上。

这样源源不断的复制，实现了数据在数据库节点之间的一致。

oplog

oplog是MongoDB数据库层面的概念，在复制集架构下，主备节点之间通过oplog来实现节点间的数据同步。Primary中所有的写入操作都会记录到MongoDB Oplog中，然后从库会来主库一直拉取Oplog并应用到自己的数据库中。这里的Oplog是MongoDB local数据库的一个集合，它是Capped collection，通俗意思就是它是固定大小，循环使用的。

oplog 在 MongoDB 里是一个普通的 capped collection，对于存储引擎来说，oplog只是一部分普通的数据而已。

只有按复制集架构启动的节点会自动在local库中创建oplog.rs的集合。

oplog中记录了有关写操作的操作时间、操作类型、以及操作的具体内容，几乎保留的每行实际数据的变更（在4.0及以后版本中，一个事务中涉及的多个文档，会写在一条oplog中）。

上图是MongoDB主备之间如何实现数据复制的，其中的四个重要过程是：

主库（Primary）把数据库更改记录到oplog（图中的Capped Oplog集合）中；
备库（Secondary）把主库上的oplog拉取到自己的回放队列中（Queue）中；
备库读取队列中的oplog，批量回放（applyOps）到备库数据中；
再将队列中的Oplog写入到备库中的oplog.rs集合中。

这样源源不断的复制，实现了数据在数据库节点之间的一致。

另外MongoDB支持链式复制，即oplog不一定从Primary中获取，还可以从其他Secondary获取。上图是MongoDB主备之间如何实现数据复制的，其中的四个重要过程是：

主库（Primary）把数据库更改记录到oplog（图中的Capped Oplog集合）中；
备库（Secondary）把主库上的oplog拉取到自己的回放队列中（Queue）中；
备库读取队列中的oplog，批量回放（applyOps）到备库数据中；
再将队列中的Oplog写入到备库中的oplog.rs集合中。

这样源源不断的复制，实现了数据在数据库节点之间的一致。

另外MongoDB支持链式复制，即oplog不一定从Primary中获取，还可以从其他Secondary获取。

redo与binlog

redo log是在innodb存储引擎层产生，而binlog是MySQL数据库的上层产生的，并且binlog不仅仅针对innodb存储引擎，MySQL数据库中的任何存储引擎对于数据库的更改都会产生binlog。
两种日志记录的内容形式不同。MySQL的binlog是逻辑日志，其记录是对应的SQL语句或行的修改内容。而innodb存储引擎层面的redo log是物理日志。
两种日志与记录写入磁盘的时间点不同，binlog只在事务提交完成后进行一次写入。而innodb存储引擎的redo log在事务进行中不断地被写入，并日志不是随事务提交的顺序进行写入的。
binlog仅在事务提交时记录，并且对于每一个事务，仅在事务提交时记录，并且对于每一个事务，仅包含对应事务的一个日志。而对于innodb存储引擎的redo log，由于其记录是物理操作日志，因此每个事务对应多个日志条目，并且事务的redo log写入是并发的，并非在事务提交时写入，其在文件中记录的顺序并非是事务开始的顺序。
binlog不是循环使用，在写满或者重启之后，会生成新的binlog文件，redo log是循环使用。
binlog可以作为恢复数据使用，主从复制搭建，redo log作为异常宕机或者介质故障后的数据恢复使用。

journal与oplog

journal日志是在wiretiger、mmapV1等存储引擎层产生，而oplog是MongoDB数据库的主从复制层面的概念，oplog也与存储引擎无关；

两种日志记录的内容形式不同。MongoDB的oplog是逻辑日志，其记录的是对应的写操作的内容。而journal存储的物理修改；

两种日志与记录写入磁盘的时间点不同。

MongoDB 复制集里写入一个文档时，需要修改如下数据

将文档数据写入对应的集合
更新集合的所有索引信息
写入一条oplog用于同步最终存储引擎会将所有修改操作应用，并将上述3个操作写⼊到一条 journal 操作日志里。
journal不是循环使用，在写满或者重启之后，会生成新的journal文件，oplog是循环使用；
oplog可以作为恢复数据使用，复制集架构，journal作为一场宕机或者介质故障后的数据恢复使用。

写确认

写确认这个概念其实是来自于MongoDB中的write concern，描述的是MongoDB对一个写操作的确认（acknowledge）等级。而MySQL中对应的这个概念，可以理解为，用户在提交（commit）写操作的时候，需要经过哪些操作之后就会告知用户提交成功。

MongoDB

在MongoDB中，数据库支持基于write concern功能使用户配置灵活的写入策略，则不同的策略对应不同的数据写入程度即返回给用户写入成功，用户可以继续操作下一个写请求。

write concern

write concern支持3个配置项：

{ w: , j: , wtimeout: }

其中：

w，该参数要求写操作已经写入到个节点才向用户确认；

{w: 0} 对客户端的写入不需要发送任何确认，适用于性能要求高，但不关注正确性的场景；
{w: 1} 默认的writeConcern，数据写入到Primary就向客户端发送确认；
{w: "majority"} 数据写入到副本集大多数成员后向客户端发送确认，适用于对数据安全性要求比较高的场景，该选项会降低写入性能；

j，该参数表示是否写操作要进行journal持久化之后才向用户确认；

{j: true} 要求primary写操作进行了journal持久化之后才向用户确认；
{j: false} 要求写操作已经在journal缓存中即可向用户确认；journal后续会将持久化到磁盘，默认是100ms；

wtimeout，该参数表示写入超时时间，w大于1时有效；当w大于1时，写操作需要成功写入若干个节点才算成功，如果写入过程中节点有故障，导致写操作迟迟不能满足w要求，也就一直不能向用户返回确认结果，为了防止这种情况，用户可以设置wtimeout来指定超时时间，写入过程持续超过该时间仍未结束，则认为写入失败。

副本集下的写确认

下面以一个副本集架构来描述，一个写操作的流程，来认识MongoDB下的写确认。

上面这个写操作，{w:2}，需要至少两个节点写成功才可以返回给用户写成功；而每个节点的写入成功可以基于参数{j}来判断，如果{j:true}，则每个节点写入操作的journal都刷盘才可以；如果{j:false}，则写入操作的journal在缓存中即可以返回成功；

另外，MongoDB的Primary如何知道Secondary是否已经同步成功呢，是基于如下流程：

Client向Primary发起请求，指定writeConcern为{w: "majority"}，Primary收到请求，本地写入并记录写请求到oplog，然后等待大多数节点都同步了这条/批oplog（Secondary应用完oplog会向主报告最新进度)；
Secondary拉取到Primary上新写入的oplog，本地重放并记录oplog。为了让Secondary能在第一时间内拉取到主上的oplog，find命令支持一个awaitData的选项，当find没有任何符合条件的文档时，并不立即返回，而是等待最多maxTimeMS(默认为2s)时间看是否有新的符合条件的数据，如果有就返回；所以当新写入oplog时，备立马能获取到新的oplog；
Secondary上有单独的线程，当oplog的最新时间戳发生更新时，就会向Primary发送replSetUpdatePosition命令更新自己的oplog时间戳；
当Primary发现有足够多的节点oplog时间戳已经满足条件了，向客户端发送确认，这样，Primary即可知道数据已经同步到了。

MySQL

MySQL数据库在所谓写确认或写成功方面可以通过执行事务的commit提交来体现，提交成功则为写成功。因此我主要从事务在执行事务以及commit事务的过程中，涉及的redo log、binlog以及两种日志的刷盘和主从复制的流程来分析MySQL的写成功相关的设置和问题。

MySQL复制架构

目前MySQL较为流量的版本包括5.5、5.6、5.7、8.0，而8.0版本中使用的Group Replication来实现多节点的数据一致性，这种组复制依靠分布式一致性协议(Paxos协议的变体)，实现了分布式下数据的最终一致性。

MySQL中有几种常见复制机制：

同步复制。当主库提交事务之后，所有的从库节点必须收到、Replay并且提交这些事务，然后主库线程才能继续做后续操作。但缺点是，主库完成一个事务的时间会被拉长，性能降低。
异步复制。主库将事务 Binlog 事件写入到 Binlog文件中，此时主库只会通知一下 Dump 线程发送这些新的Binlog，然后主库就会继续处理提交操作，而此时不会保证这些 Binlog 传到任何一个从库节点上。

半同步复制。是介于全同步复制与全异步复制之间的一种，主库只需要等待至少一个从库节点收到并且 Flush Binlog 到 Relay Log 文件即可，主库不需要等待所有从库给主库反馈。同时，这里只是一个收到的反馈，而不是已经完全完成并且提交的反馈，如此，节省了很多时间。

组复制。由若干个节点共同组成一个复制组，一个事务的提交，必须经过组内大多数节点（N / 2 + 1）决议并通过，才能得以提交。比如由3个节点组成一个复制组，Consensus层为一致性协议层，在事务提交过程中，发生组间通讯，由2个节点决议(certify)通过这个事务，事务才能够最终得以提交并响应。

除了组复制，半同步复制技术是性能和安全相对更好的设计，尤其在5.7版本中，优化了之前版本的半同步复制相关的逻辑，因此我们主要以5.7版本来介绍。

MySQL5.6/5.5半同步复制的原理：提交事务的线程会被锁定，直到至少一个Slave收到这个事务，由于事务在被提交到存储引擎之后才被发送到Slave上，所以事务的丢失数量可以下降到最多每线程一个。因为事务是在被提交之后才发送给Slave的，当Slave没有接收成功，并且Master挂了，会导致主从不一致：主有数据，从没有数据。这个被称为AFTER_COMMIT。

MySQL5.7在Master事务提交的时间方面做了改进，事务是在提交之前发送给Slave（AFTER_SYNC），当Slave没有接收成功，并且Master宕机了，不会导致主从不一致，因为此时主还没有提交，所以主从都没有数据。

不过假如Slave接收成功，并且Master中的binlog未来得及刷盘并且在存储引擎提交之前宕机了，那么很明显这个事务是不成功的，但由于对应的Binlog已经做了Sync操作，从库已经收到了这些Binlog，并且执行成功，相当于在从库上多了数据，也算是有问题的，但多了数据，问题一般不算严重。此时可能就需要8.0版本中的组复制了。

MySQL写确认行为

我们以MySQL的5.7版本的半同步复制的主从架构的为例子，来介绍MySQL各个参数对写确认即commit的不同影响。

上图中，能够体现半同步复制（AFTER SYNC）的过程为：

第6步，写binlog；（sync_binlog参数在此起作用）
第7步，同步binlog到备库的Relay log；（sync_relay_log参数在此起作用）
第8步，返回给主库ack；
第9步和第10步，提交事务，将redo log中该事务标记为已提交；（innodb_flush_log_at_trx_commit参数在此起作用）
第11步，返回给用户写成功；

上图中，能体现redo log和binlog顺序一致性的过程为：

第4步，将redo log置为prepare并刷盘；
第6步，写入binlog；（sync_binlog参数在此起作用）
第9步和第10步，提交事务，并将redo log置为提交状态；

下面将把上面介绍的与刷盘有关的配置项引入这整个过程，来看写操作不同的行为和风险。

注意：以上是在开始内部两阶段提交的流程，即innodb_support_xa=true，这个时候可以通过判断binlog来恢复会提交的事务，因此innodb_flush_log_at_trx_commit看起来可有可无；如果未开启内部事务的两阶段提交，则更会复杂，只有innodb_flush_log_at_trx_commit = 1 且 sync_binlog = 1 且 sync_relay_log = 1的情况下，可以保证已提交事务的安全，其他情况都有可能导致数据丢失或者主从数据不一致的风险。

但是在innodb_flush_log_at_trx_commit = 1 且 sync_binlog = 1 且 sync_relay_log = 1 的情况下，MySQL的性能相对最低。可以在提高性能的情况下，比如 innodb_flush_log_at_trx_commit = 2 且 sync_binlog = N (N为500 或1000)，由于这种情况，redo log和binlog都在系统缓存中，可以使用带蓄电池后备电源的缓存cache，防止系统断电异常。

此外，rpl_semi_sync_master_wait_for_slave_count参数是控制同步到多少个节点的，类似MongoDB中write concern中的 w 参数，如果这个参数设置为0（其实不能，最低1），则变为了纯粹的异步复制；如果这个参数设置为最大（所有从节点个数），则变为了纯粹的同步复制，因此这个地方也可以根据需要来进行调整，来提交数据的安全。

同时，有可能影响同步模式的还包括rpl_semi_sync_master_wait_no_slave参数、影响复制等待超时的参数rpl_semi_sync_master_timeout等。当rpl_semi_sync_master_wait_no_slave为OFF时，只要master发现Rpl_semi_sync_master_clients小于rpl_semi_sync_master_wait_for_slave_count，则master立即转为异步模式；如果为ON时，如果在事务提交阶段（master等待ACK）超时rpl_semi_sync_master_timeout，master会转为异步模式。

对比

配置比较

其他

虽然MongoDB和MySQL在很多方面可以有类似或相似的设置，但是还是存在一些区别，比如：

MongoDB的journal中包含了oplog的信息；而binlog和redo log是两个相对独立的内容；
MySQL几乎所有的写操作都是基于事务来提交的；而MongoDB在4.0开始支持多文档的事务，单文档的事务基于内部事务逻辑实现，未直接提供给用户；
MySQL的写确认是已commit提交成功为标志，MongoDB的普通写操作是返回写入成功为标志；事务写操作也是已commit为标志；

总结

本文章所介绍的写确认的概念，涉及到了MongoDB与MySQL的日志文件（redo log/journal）、同步用日志（binlog/oplog）、刷盘机制和时机、主从同步架构等多个流程和模块，目的就是实现写操作的原子性、持久性、分布式环境下的数据一致性等，对数据的性能和安全都有影响，需要根据数据、业务、压力、安全等客观因素去调整。

由于涉及的内容非常多，未对所有的情况进行测试验证，可能有疏漏或错误，希望大家不吝赐教。也希望本篇内容对于对MySQL和MongoDB都有兴趣的同学可以作为一个总结和参考。

参考资料

高性能MySQL（ https://item.jd.com/11220393.ht ml）
MongoDB官方手册（ https://docs.mongodb.com/manual /）
深入浅出MongoDB复制（ https://mongoing.com/archives/5 200）
mysql基于binlog的复制（ https://blog.csdn.net/u01254801 6/article/details/86584293）
MongoDB journal 与 oplog，究竟谁先写入？（ https://mongoing.com/archives/3 988）
MySQL5.7新特性--官方高可用方案MGR介绍（ https://www.cnblogs.com/luoahong/ar ticles/8043035.html）
MongoDB writeConcern原理解析（ https://mongoing.com/archives/2 916）
mysql日志系统之redo log和bin log（ https://www.jianshu.com/p/4bcfffb27 ed5）
MySQL 5.7 半同步复制增强【转】（ https://www.cnblogs.com/mao3714/p/8 777470.html）
MySQL 中Redo与Binlog顺序一致性问题【转】（ https://www.cnblogs.com/mao3714/p/8 734838.html）
详细分析MySQL事务日志(redo log和undo log)（ https://www.cnblogs.com/f-ck-need-u /archive/2018/05/08/9010872.html）
MySQL 的"双1设置"-数据安全的关键参数（案例分享）（ https://www.cnblogs.com/kevingrace/ p/10441086.html）
rpl_semi_sync_master_wait_no_slave 参数研究实验（ https://www.cnblogs.com/konggg/p/12 205505.html）
MySQL5.7新特性半同步复制之AFTER_SYNC/AFTER_COMMIT的过程分析和总结（ http://blog.itpub.net/15498/vi ewspace-2143986/）