| 背景

日志是mysql數(shù)據(jù)庫(kù)的重要組成部分，記錄著數(shù)據(jù)庫(kù)運(yùn)行期間各種狀態(tài)信息。mysql日志主要包括錯(cuò)誤日志、查詢?nèi)罩?、慢查詢?nèi)罩尽⑹聞?wù)日志、二進(jìn)制日志幾大類。

作為開發(fā)，我們重點(diǎn)需要關(guān)注的是二進(jìn)制日志(binlog)和事務(wù)日志(包括redo log和undo log)，本文接下來會(huì)詳細(xì)介紹這三種日志。

| binlog

binlog用于記錄數(shù)據(jù)庫(kù)執(zhí)行的寫入性操作(不包括查詢)信息，以二進(jìn)制的形式保存在磁盤中。binlog是mysql的邏輯日志，并且由Server層進(jìn)行記錄，使用任何存儲(chǔ)引擎的mysql數(shù)據(jù)庫(kù)都會(huì)記錄binlog日志。

• 邏輯日志：可以簡(jiǎn)單理解為記錄的就是sql語(yǔ)句 。
• 物理日志：mysql數(shù)據(jù)最終是保存在數(shù)據(jù)頁(yè)中的，物理日志記錄的就是數(shù)據(jù)頁(yè)變更 。

binlog是通過追加的方式進(jìn)行寫入的，可以通過max_binlog_size參數(shù)設(shè)置每個(gè)binlog文件的大小，當(dāng)文件大小達(dá)到給定值之后，會(huì)生成新的文件來保存日志。

binlog使用場(chǎng)景

在實(shí)際應(yīng)用中，binlog的主要使用場(chǎng)景有兩個(gè)，分別是 主從復(fù)制 和 數(shù)據(jù)恢復(fù) 。

1. 主從復(fù)制 ：在Master端開啟binlog，然后將binlog發(fā)送到各個(gè)Slave端，Slave端重放binlog從而達(dá)到主從數(shù)據(jù)一致。
2. 數(shù)據(jù)恢復(fù) ：通過使用mysqlbinlog工具來恢復(fù)數(shù)據(jù)。

binlog刷盤時(shí)機(jī)

對(duì)于InnoDB存儲(chǔ)引擎而言，只有在事務(wù)提交時(shí)才會(huì)記錄biglog，此時(shí)記錄還在內(nèi)存中，那么biglog是什么時(shí)候刷到磁盤中的呢？mysql通過sync_binlog參數(shù)控制biglog的刷盤時(shí)機(jī)，取值范圍是0-N：

• 0：不去強(qiáng)制要求，由系統(tǒng)自行判斷何時(shí)寫入磁盤；
• 1：每次commit的時(shí)候都要將binlog寫入磁盤；
• N：每N個(gè)事務(wù)，才會(huì)將binlog寫入磁盤。

從上面可以看出，sync_binlog最安全的是設(shè)置是1，這也是MySQL 5.7.7之后版本的默認(rèn)值。但是設(shè)置一個(gè)大一些的值可以提升數(shù)據(jù)庫(kù)性能，因此實(shí)際情況下也可以將值適當(dāng)調(diào)大，犧牲一定的一致性來獲取更好的性能。

binlog日志格式

binlog日志有三種格式，分別為STATMENT、ROW和MIXED。

在MySQL 5.7.7之前，默認(rèn)的格式是STATEMENT，MySQL 5.7.7之后，默認(rèn)值是ROW。日志格式通過binlog-format指定。

• STATMENT：基于SQL語(yǔ)句的復(fù)制(statement-based replication, SBR)，每一條會(huì)修改數(shù)據(jù)的sql語(yǔ)句會(huì)記錄到binlog中  。
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• 優(yōu)點(diǎn)：不需要記錄每一行的變化，減少了 binlog 日志量，節(jié)約了 IO  , 從而提高了性能；
• 缺點(diǎn)：在某些情況下會(huì)導(dǎo)致主從數(shù)據(jù)不一致，比如執(zhí)行sysdate() 、  slepp()  等 。
• ROW：基于行的復(fù)制(row-based replication, RBR)，不記錄每條sql語(yǔ)句的上下文信息，僅需記錄哪條數(shù)據(jù)被修改了 。
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• 優(yōu)點(diǎn)：不會(huì)出現(xiàn)某些特定情況下的存儲(chǔ)過程、或function、或trigger的調(diào)用和觸發(fā)無法被正確復(fù)制的問題 ；
• 缺點(diǎn)：會(huì)產(chǎn)生大量的日志，尤其是alter table的時(shí)候會(huì)讓日志暴漲
• MIXED：基于STATMENT和ROW兩種模式的混合復(fù)制(mixed-based replication, MBR)，一般的復(fù)制使用STATEMENT模式保存binlog，對(duì)于STATEMENT模式無法復(fù)制的操作使用ROW模式保存binlog

| redo log

為什么需要redo log

我們都知道，事務(wù)的四大特性里面有一個(gè)是 持久性 ，具體來說就是只要事務(wù)提交成功，那么對(duì)數(shù)據(jù)庫(kù)做的修改就被永久保存下來了，不可能因?yàn)槿魏卧蛟倩氐皆瓉淼臓顟B(tài) 。那么mysql是如何保證一致性的呢？最簡(jiǎn)單的做法是在每次事務(wù)提交的時(shí)候，將該事務(wù)涉及修改的數(shù)據(jù)頁(yè)全部刷新到磁盤中。但是這么做會(huì)有嚴(yán)重的性能問題，主要體現(xiàn)在兩個(gè)方面：

1. 因?yàn)镮nnodb是以頁(yè)為單位進(jìn)行磁盤交互的，而一個(gè)事務(wù)很可能只修改一個(gè)數(shù)據(jù)頁(yè)里面的幾個(gè)字節(jié)，這個(gè)時(shí)候?qū)⑼暾臄?shù)據(jù)頁(yè)刷到磁盤的話，太浪費(fèi)資源了！
2. 一個(gè)事務(wù)可能涉及修改多個(gè)數(shù)據(jù)頁(yè)，并且這些數(shù)據(jù)頁(yè)在物理上并不連續(xù)，使用隨機(jī)IO寫入性能太差！

因此mysql設(shè)計(jì)了redo log， 具體來說就是只記錄事務(wù)對(duì)數(shù)據(jù)頁(yè)做了哪些修改，這樣就能完美地解決性能問題了(相對(duì)而言文件更小并且是順序IO)。

redo log基本概念

redo log包括兩部分：一個(gè)是內(nèi)存中的日志緩沖(redo log buffer)，另一個(gè)是磁盤上的日志文件(redo logfile)。mysql每執(zhí)行一條DML語(yǔ)句，先將記錄寫入redo log buffer，后續(xù)某個(gè)時(shí)間點(diǎn)再一次性將多個(gè)操作記錄寫到redo log file。這種 先寫日志，再寫磁盤 的技術(shù)就是MySQL里經(jīng)常說到的WAL(Write-Ahead Logging)技術(shù)。在計(jì)算機(jī)操作系統(tǒng)中，用戶空間(user space)下的緩沖區(qū)數(shù)據(jù)一般情況下是無法直接寫入磁盤的，中間必須經(jīng)過操作系統(tǒng)內(nèi)核空間(kernel space)緩沖區(qū)(OS Buffer)。因此，redo log buffer寫入redo logfile實(shí)際上是先寫入OS Buffer，然后再通過系統(tǒng)調(diào)用fsync()將其刷到redo log file中，過程如下：

mysql支持三種將redo log buffer寫入redo log file的時(shí)機(jī)，可以通過innodb_flush_log_at_trx_commit參數(shù)配置，各參數(shù)值含義如下：

redo log記錄形式

前面說過，redo log實(shí)際上記錄數(shù)據(jù)頁(yè)的變更，而這種變更記錄是沒必要全部保存，因此redo log實(shí)現(xiàn)上采用了大小固定，循環(huán)寫入的方式，當(dāng)寫到結(jié)尾時(shí)，會(huì)回到開頭循環(huán)寫日志。如下圖：

同時(shí)我們很容易得知， 在innodb中，既有redo log需要刷盤，還有數(shù)據(jù)頁(yè)也需要刷盤，redo log存在的意義主要就是降低對(duì)數(shù)據(jù)頁(yè)刷盤的要求。
在上圖中，write pos表示redo log當(dāng)前記錄的LSN(邏輯序列號(hào))位置，check point表示 數(shù)據(jù)頁(yè)更改記錄 刷盤后對(duì)應(yīng)redo log所處的LSN(邏輯序列號(hào))位置。write pos到check point之間的部分是redo log空著的部分，用于記錄新的記錄；check point到write pos之間是redo log待落盤的數(shù)據(jù)頁(yè)更改記錄。當(dāng)write pos追上check point時(shí)，會(huì)先推動(dòng)check point向前移動(dòng)，空出位置再記錄新的日志。啟動(dòng)innodb的時(shí)候，不管上次是正常關(guān)閉還是異常關(guān)閉，總是會(huì)進(jìn)行恢復(fù)操作。因?yàn)閞edo log記錄的是數(shù)據(jù)頁(yè)的物理變化，因此恢復(fù)的時(shí)候速度比邏輯日志(如binlog)要快很多。重啟innodb時(shí)，首先會(huì)檢查磁盤中數(shù)據(jù)頁(yè)的LSN，如果數(shù)據(jù)頁(yè)的LSN小于日志中的LSN，則會(huì)從checkpoint開始恢復(fù)。還有一種情況，在宕機(jī)前正處于checkpoint的刷盤過程，且數(shù)據(jù)頁(yè)的刷盤進(jìn)度超過了日志頁(yè)的刷盤進(jìn)度，此時(shí)會(huì)出現(xiàn)數(shù)據(jù)頁(yè)中記錄的LSN大于日志中的LSN，這時(shí)超出日志進(jìn)度的部分將不會(huì)重做，因?yàn)檫@本身就表示已經(jīng)做過的事情，無需再重做。

redo log與binlog區(qū)別

由binlog和redo log的區(qū)別可知：binlog日志只用于歸檔，只依靠binlog是沒有crash-safe能力的。
但只有redo log也不行，因?yàn)閞edo log是InnoDB特有的，且日志上的記錄落盤后會(huì)被覆蓋掉。因此需要binlog和redo log二者同時(shí)記錄，才能保證當(dāng)數(shù)據(jù)庫(kù)發(fā)生宕機(jī)重啟時(shí)，數(shù)據(jù)不會(huì)丟失。

| undo log

數(shù)據(jù)庫(kù)事務(wù)四大特性中有一個(gè)是 原子性 ，具體來說就是 原子性是指對(duì)數(shù)據(jù)庫(kù)的一系列操作，要么全部成功，要么全部失敗，不可能出現(xiàn)部分成功的情況。實(shí)際上， 原子性 底層就是通過undo log實(shí)現(xiàn)的。undo log主要記錄了數(shù)據(jù)的邏輯變化，比如一條INSERT語(yǔ)句，對(duì)應(yīng)一條DELETE的undo log，對(duì)于每個(gè)UPDATE語(yǔ)句，對(duì)應(yīng)一條相反的UPDATE的undo log，這樣在發(fā)生錯(cuò)誤時(shí)，就能回滾到事務(wù)之前的數(shù)據(jù)狀態(tài)。同時(shí)，undo log也是MVCC(多版本并發(fā)控制)實(shí)現(xiàn)的關(guān)鍵。