爱站程序员基地mysql的group commit的概念以及实现很久就出来 ，组提交，即一组事务一起提交？为什么要组提交？是怎么实现组提交的？ 组提交跟单个事务提交的区别是什么？当组提交的时候，某个事物要回滚了怎么办？有没有可能出现同一个组提交的事物，因为某个事务commit失败，而导致回滚，该怎么回滚？组提交，是否改变主从同步binlog的粒度？ 是否主从同步也按照一个group来进行同步？
上面的诸多问题，亲是否曾在心中也有同样的疑问？下面happypig将通过核心的源码解析来告诉上面这些问题的答案(限于文章篇幅，本篇只解决部分疑问）。同时，在阅读代码的同时，对其中的一段很相当程度的疑惑，貌似处理的不够严谨，不知是否可能引发bug 。所以在文章的最后部分指出，希望大神看到后，能帮忙确认一下并指点一二。
或许很多朋友都知道group commit的核心作用，就是减少sync_binlog的次数，将一组事务的binlog一次性刷新到磁盘。这个是group commit 最最核心的作用。明白了这点，后面的解析将会变得简单。
group commit ,即组提交，所以如何分组就成了核心的内容。该怎么分？
实际上，mysql是用一个队列来进行分组的。本质上，事物提交依然是串行。
下面来讲mysql是如何进行事务分组的。
首先来看从网上找来的一张图，原来地址 “http://www.cnblogs.com/cchust/p/4439107.html“， 图形简单明了。但要了解详细细节，建议还是继续看happypig的源码解析。
mysql的group commit 概念是在binlog层来实现的，事务提交时，要写binlog，但通过MYSQL_BIN_LOG::orderde_commit的函数，可以实现组提交。
下面该函数的开头部分：
标红的两句：
thd->get_transaction()->m_flags.pending= true; 初始设置这个要提交的事务的标志为pending .
thd->next_to_commit= NULL; 这是指向一个线程的指针，指向下一个要提交事务的线程。初始值为null. 估计亲已经猜到，这个next_to_commit的指针跟group commit 很有关系。
接着往下看：
我们知道，事物提交的第一步动作就是将线程的binlog cache 刷新到binlog file的cache .
而下面change_stage(thd, Stage_manager::FLUSH_STAGE, thd, NULL, &LOCK_log) 函数的作用就是将该线程排队, 在flush_stage阶段排队。
真正实现排队的函数如下， 也就是上面标红的函数，(当然，下面的mysql_mutex_lock(enter_mutex)也很重要，其他线程执行到这步时，必须等待持有该锁的其他线程释放该锁，何时释放该锁咱们这次不展开，也就意味着，线程之间，在这个函数的这一步是无法并行的） 下面我们来看enroll_for函数的代码：
（上面的代码是在源码的基础上被作者剔除了非必需的部分）：
第一个标红的行： bool leader= m_queue[stage].append(thd);
该行的作用是将线程加入到 m_queue[stage] 队列里面。在此步骤，就是m_queue[FLUSH_STAGE]的队列里面，并返回该线程是否是在队列的头部。 处于队列的头部的前提条件是：当该线程加入的时候，该队列已是一个空队列。 也就意味是一个新的分组，并且该线程leader这个分组。
接着往下看：
if ( ! leader) , 即如果该线程没有被放置在队列m_queue[stage] 的头部，则执行下面的内容：
while (thd->get_transaction()->m_flags.pending)
mysql_cond_wait(&m_cond_done, &m_lock_done);
在文章的开头部分，我们就已经说明要提交的事物的pending标志初始值为true. 所以该标志没有其他线程将其设置为false之前，while条件成立，然后进入mysql_cond_wait(&m_cond_done, &m_lock_done);该函数的作用就是将该线程去“睡大觉“，等待被别的线程唤醒。 但何时被唤醒——当这个分组的leader线程将它的事物提交之后，再将它唤醒。
也就是，一个分组的事务，都是被leader线程去提交的，其他的线程都在”睡大觉”，等待leader线程来帮它执行事务提交。 我们来看看change_stage函数的源码注释吧，change_stage的函数是Stage_manager::enroll_for ()的父函数。
– Atomically enqueueing a queue of processes (which is just one for
the first phase).
自动将线程排队。
– If the queue was empty, the thread is the leader for that stage
and it should process the entire queue for that stage.
如果队列为空，则该线程就是leader , 他会处理整个队列的线程的事物。
– If the queue was not empty, the thread is a follower and can go
waiting for the commit to finish
如果队列不会空，则该线程就是这个队列的follower, 然后该线程可以去“睡觉”，等待leader线程将该线程的事物提交完成。
当线程排队之后，后续的步骤都按照该分组的队列顺序执行，在此不再展开。
当线程进入到flush队列之后，该线程（自己睡觉）的binlog cache后续就会被所属队列的leader线程刷新到 binlog file的cache, 也就是函数process_flush_stage_queue的作用。 该函数如下：
我们来解析一下该函数：
第一步： 设置flush_error的初始值为1
第二步：THD *first_seen= stage_manager.fetch_queue_for(Stage_manager::FLUSH_STAGE); 该函数的作用是取出FLUSH_STAGE 队列的leader线程，然后该m_queue[FLUSH_STAGE]队列清空，清空之后，第一个新进来的线程将作为新的分组的leader .
第三步： ha_flush_logs(NULL, true); 存储引擎innodb 刷新redo log,确保事务在存储引擎层物理提交。
第四步：利用for循环将分组中线程逐个取出，然后将该线程的binlog cache刷新到binlog file的cache.
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;
}
正是上面的代码，happypig有点疑问？ 因为flush_error的初始值为1，所以第一轮循环的时候，会执行flush_error= result.first; 也就是将flush_thread_caches(head)函数返回的错误值赋值给 flush_error，如果对第一个线程执行flush_thread_caches(）函数返回的结果为0， 而对第二个线程执行flush_thread_caches(）返回的值是1, 但最终的flush_error 却是0 。而该函数是flush_error 作为返回值。 该值并没有代表同一个分组的所有的thread的flush 该线程binlog cache的结果。
该段代码是否会存在问题？ 如有大神看到，请大神确认与赐教。
另外，在说一下happypig的另外一个猜想——-为什么mysql的开发者写这段代码时，只取了第一个线程的刷新结果作为整个分组的线程的flush cache的结果？原因如下：
1。开发者认为第一个线程刷新成功，就意味着后面的线程也会刷新成功，因为不成功，则意味着mysql的线程出问题，或者binlog file的cache出问题，意味着机器宕机，所以线程也就无法继续往下走，整组事务都无法提交。
2。其他的想法，太大胆，不说了。。。。哈哈。。。。。。。
