下面我们从源码来分析mysql的事务提交以及事务在何时将binlog复制到从库的。
MYSQL_BIN_LOG::ordered_commit，这个是事务在binlog阶段提交的核心函数，通过该函数，实现了事务日志写入binlog文件，以及触发dump线程将binlog发送到slave，在最后的步骤，将事务设置为提交状态。
我们来分析MYSQL_BIN_LOG::ordered_commit这个函数的核心过程，该函数位于binlog.cc文件中。
MYSQL_BIN_LOG::ordered_commit，这个函数，核心步骤如下：
Stage#1: flushing transactions to binary log:
步骤1 ：将事务的日志写入binlog文件的buffer中，函数如下：
process_flush_stage_queue(&total_bytes,&do_rotate, &wait_queue);
从5.6开始，mysql引入了group commit 的概念，这样可以避免每个事务提交都会锁定一次binlog.另外，还有一个用处，就是mysql的5.7的基于logical_clock的并行复制。在一个组里面（其实是一个队列），这一组队列的头事务是相同的，因此这一组事务的last_committed（上一组的最后一个提交的事务）的事务也是同一个。我们都知道，last_committed相同的事务，是可以在从库并行relay（重演）的。该函数process_flush_stage_queue的作用，就是将commit队列中的线程一个一个的取出，然后执行子函数 flush_thread_caches(head);循环的代码如下：将各自线程中的binlog cache写入到binlog中。
/* Flush thread caches to binary log. */
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;
#ifndef DBUG_OFF
no_flushes++;
#endif
}
Stage#2: Syncing binary log file to disk
第二步：将binlog file中cache的部分写入disk.但这个步骤参数sync_binlog起决定性的作用。
我们来看看源码，除了这些还有哪些细节步骤，看完源码分析之后，你应该有新的收获与理解。
在执行真正的将binlog写到磁盘之前，会进行一个等待，函数如下：
stage_manager.wait_count_or_timeout(opt_binlog_group_commit_sync_no_delay_count, opt_binlog_group_commit_sync_delay, Stage_manager::SYNC_STAGE);
等待的时间由mysql参数文件中的binlog_group_commit_sync_delay，binlog_group_commit_sync_no_delay_count 这两参数共同决定，第一个表示该事务组提交之前总共等待累积到多少个事务，第二个参数则表示该事务组总共等待多长时间后进行提交，任何一个条件满足则进行后续操作。因为有这个等待，可以让更多事务的binlog通过一次写binlog文件磁盘来完成提交，从而获得更高的吞吐量。
接下来，就是执行sync_binlog_file，该函数会用到mysql参数文件中sync_binlog参数的值，如果为0，则不进行写磁盘操作，由操作系统决定什么时候刷盘，如果为1，则强制进行写磁盘操作。
再接下来，执行update_binlog_end_pos函数，用来更新binlog文件的最后的位置binlog_end_pos，该binlog_end_pos是一个全局的变量。在执行更新该位置之前，先得找到最后一个提交事务的线程（因为是group commit,多个事务排队提交的机制）。因为已经将要提交事务的线程组成了一个链表，通过从头到尾找，可以找到最后一个线程。代码如下：
if(update_binlog_end_pos_after_sync)
{
THD*tmp_thd= final_queue;
while(tmp_thd->next_to_commit != NULL)
tmp_thd= tmp_thd->next_to_commit;
update_binlog_end_pos(tmp_thd->get_trans_pos());
}
接下来，我们来看一下这个函数update_binlog_end_pos，这个函数很简单，传入一个pos,然后将其赋值给全局变量binlog_end_pos，接下来就是最核心的一行代码，signal_update()，发送binlog更新的信号，因此从主库同步binlog到从库的dump线程，会接收到这个binlog已有更新的信号，然后启动dump binlog的流程。
函数update_binlog_end_pos的完整代码如下。
通过上面的步骤介绍，我们看到，在binlog文件的最新位置更新的时候，就已经通过signal_update函数发送信号给binlog的dump线程，该线程就可以将事务的binlog同步到从库，从库接收到日志之后，就可以relay日志，实现了主从同步。因此，再次重复说明一下，按照上面的解释，在事务真正提交完成之前就开始发送了binlog已经更新的信号，dump线程收到信号，即可以进行binlog的同步。而semisync的作用是什么呢？
实际上，有没有semisync机制，上面介绍的mysql的有关事务提交中关于binlog的流程都是一样的，semisync的作用，只是主从之间的一个确认过程，主库等待从库返回相关位置的binlog已经同步到从库的确认，（而实际实现则是等待dump线程给用户会话线程一个回复），没有得到确认之前（或者等待时间达到timeout），事务提交则在该函数（步骤）上等待直至获得返回。具体执行binlog已经同步到某个位置的的确认函数为repl_semi_report_binlog_sync，函数如下：
int repl_semi_report_binlog_sync(Binlog_storage_param *param,
constchar *log_file,
my_off_t log_pos)
{
if(rpl_semi_sync_master_wait_point == WAIT_AFTER_SYNC)
return repl_semisync.commitTrx(log_file, log_pos);
return 0;
}
通过观察上述函数，我们可以看到有个rpl_semi_sync_master_wait_point变量与WAIT_AFTER_SYNC比较，如果不相等，则直接返回，直接返回则表示不需要在此时此刻确认binlog是否已经同步，而这个变量的取值来自于半同步参数semi_sync_master_wait_point的初始设置，我们可以设置为after_sync与after_commit。这两个参数含义的区别是：after_sync是在将binlog sync到disk之后（具体是否真正sync由参数sync_binlog的值决定）进行日志同步确认，而after_commit是将事务完成在innodb里面提交之后再进行binlog的同步确认。两者确认的时间点不同，after_sync要早于after_commit.
接下来，我们来看repl_semisync.commitTrx 这个函数，这个函数有两个传入参数，一个是binlog文件，一个binlog文件的位移。我们来看这个函数的含义吧。算了，还是直接用源码的注释来解释吧。
上面的注释说得相当清楚，就是该commiTRX函数会等待binlog-dump返回已经同步到该位置的报告，如果还没有同步到该位置，则继续等待，直到超时返回。
当会话线程收到该函数的返回时，事务的提交过程继续往下走，直至在innodb真正提交。
通过上述对mysql的事务提交过程中的前段分析，应该可以了解semi-sync的同步机制与异步机制的区别，semi-sync的主从同步机制与异步机制在同步的处理方式上无任何区别，唯一的区别就是semi-sync在事务提交中段（假如设置为after_sync）或者提交后的阶段（after_commit）, 有一个验证该事务涉及的binlog是否已经同步到从库，而这个同步验证，会拉长整个事务的提交时间，因为事务提交在数据库中几乎是串行（如果按group commit为一个单位，就算是完全地串行），是影响mysql吞吐量的关键点，当这个关键点被拉长，所以对全局的影响就被放大。虽然仅仅多了这么一个确认的动作，但当主库处于semisync的同步状态与异步状态的吞吐量相比，相差了好几倍。上述解释就是其真正的原因。
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