Mysql篇-三大日志

概述

• undo log（回滾日志）：是 Innodb 存儲引擎層生成的日志，實現(xiàn)了事務(wù)中的 原子性 ，主要用于事務(wù)回滾和 MVCC。
• redo log（重做日志）：是 Innodb 存儲引擎層生成的日志，實現(xiàn)了事務(wù)中的 持久性 ，主要用于掉電等故障恢復(fù)；
• binlog （歸檔日志）：是 Server 層生成的日志，主要用于數(shù)據(jù)備份和主從復(fù)制；

回滾日志（undo log）

作用

• 保存了事務(wù)發(fā)生之前的數(shù)據(jù)的一個版本，可以用于回滾，保障原子性
• 實現(xiàn)多版本并發(fā)控制下的讀（MVCC）的關(guān)鍵因素之一，也即非鎖定讀，MVCC通過Read View + undolog的版本鏈實現(xiàn)，可以具體看 MVCC的快照讀

內(nèi)容

邏輯格式的日志，在執(zhí)行 undo 的時候，僅僅是將數(shù)據(jù)從邏輯上恢復(fù)至事務(wù)之前的狀態(tài)，而不是從物理頁面上操作實現(xiàn)的，這一點是不同于redo log 的。

每當(dāng) InnoDB 引擎對一條記錄進(jìn)行操作（修改、刪除、新增）時，要把回滾時需要的信息都記錄到 undo log 里，比如：

• 在 插入insert 一條記錄時，要把這條記錄的主鍵值記下來，這樣之后回滾時只需要把這個主鍵值對應(yīng)的 記錄刪掉delete 就好了；
• 在 刪除delete 一條記錄時，要把這條記錄中的內(nèi)容都記下來，這樣之后回滾時再把由這些內(nèi)容組成的 記錄插入insert 到表中就好了；
• 在 更新 一條記錄時，要把被更新的列的舊值記下來，這樣之后回滾時再把這些列 更新為舊值 就好了。

什么時候產(chǎn)生

事務(wù)開始之前 ，MySQL 會先記錄更新前的數(shù)據(jù)到 undo log 日志文件里面，當(dāng)事務(wù)回滾時，可以利用 undo log 來進(jìn)行回滾。同時undo 也會產(chǎn)生 redo 來保證undo log的可靠性。

什么時候刷盤

undo log 和數(shù)據(jù)頁的刷盤策略是一樣的，都需要通過 redo log 保證持久化。產(chǎn)生undo日志的時候，同樣會伴隨類似于保護(hù)事務(wù)持久化機(jī)制的redolog的產(chǎn)生。

buffer pool 中有 undo 頁，對 undo 頁的修改也都會記錄到 redo log。redo log 會每秒刷盤，提交事務(wù)時也會刷盤，數(shù)據(jù)頁和 undo 頁都是靠這個機(jī)制保證持久化的，具體看下面內(nèi)容。

重做日志（redo log）

作用

• 確保事務(wù)的持久性。
  • 為了防止斷電導(dǎo)致數(shù)據(jù)丟失的問題，當(dāng)有一條記錄需要更新的時候，InnoDB 引擎就會先更新內(nèi)存（同時標(biāo)記為臟頁），然后將本次對這個頁的修改以 redo log 的形式記錄下來，這個時候更新就算完成了。也就是說， redo log 是為了防止 Buffer Pool 中的臟頁丟失而設(shè)計的。
  • 在重啟mysql服務(wù)的時候，根據(jù)redo log進(jìn)行重做，從而達(dá)到事務(wù)的持久性這一特性。
• 將寫操作從「隨機(jī)寫」變成了「順序?qū)憽�，提�?MySQL 寫入磁盤的性能。

內(nèi)容

物理格式的日志，記錄的是物理數(shù)據(jù)頁面的修改的信息，其 redo log 是順序?qū)懭雛edo log file 的物理文件中去的。同時，在內(nèi)存修改 Undo log 后，也需要記錄undo log對應(yīng)的 redo log。

redo log 和 undo log 區(qū)別:

• redo log 記錄了此次事務(wù) 完成后 的數(shù)據(jù)狀態(tài)，記錄的是更新之后的值；
• undo log 記錄了此次事務(wù) 開始前 的數(shù)據(jù)狀態(tài)，記錄的是更新之前的值；

什么時候產(chǎn)生

事務(wù)開始之后就產(chǎn)生redo log，redo log的落盤并不是隨著事務(wù)的提交才寫入的，而是在事務(wù)的執(zhí)行過程中，便開始寫入redo log文件中。

事務(wù)提交之前發(fā)生了崩潰，重啟后會通過 undo log 回滾事務(wù)，事務(wù)提交之后發(fā)生了崩潰，重啟后會通過 redo log 恢復(fù)事務(wù)，如下圖：

redo log 要寫到磁盤，數(shù)據(jù)也要寫磁盤，為什么要多此一舉？

寫入 redo log 的方式使用了追加操作， 所以磁盤操作是順序?qū)�，而寫入�?shù)據(jù)需要先找到寫入位置，然后才寫到磁盤，所以磁盤操作是隨機(jī)寫。磁盤的「順序?qū)?」比「隨機(jī)寫」 高效的多，因此 redo log 寫入磁盤的開銷更小。

什么時候刷盤

實際上， 執(zhí)行一個事務(wù)的過程中，產(chǎn)生的 redo log 也不是直接寫入磁盤的，因為這樣會產(chǎn)生大量的 I/O 操作，而且磁盤的運(yùn)行速度遠(yuǎn)慢于內(nèi)存。

redo log有一個緩存區(qū) Innodb_log_buffer，Innodb_log_buffer 的默認(rèn)大小為 16M，每當(dāng)產(chǎn)生一條 redo log 時，會先寫入到 redo log buffer，后續(xù)再持久化到磁盤。

然后會通過以下三種方式將innodb log buffer的日志刷新到磁盤:

• MySQL 正常關(guān)閉時；
• 當(dāng) redo log buffer 中記錄的寫入量大于 redo log buffer 內(nèi)存空間的一半時，會觸發(fā)落盤；
• InnoDB 的后臺線程每隔 1 秒，將 redo log buffer 持久化到磁盤。
• 每次事務(wù)提交時都將緩存在 redo log buffer 里的 redo log 直接持久化到磁盤。

因此redo log buffer的寫盤，并不一定是隨著事務(wù)的提交才寫入redo log文件的，而是隨著事務(wù)的開始，逐步開始的。

即使某個事務(wù)還沒有提交，Innodb存儲引擎仍然每秒會將redo log buffer刷新到redo log文件。

這一點是必須要知道的，因為這可以很好地解釋再大的事務(wù)的提交（commit）的時間也是很短暫的。

redolog的文件

兩個 redo 日志的文件名叫 ：ib_logfile0 和 ib_logfile1。

redo log文件組是以循環(huán)寫的方式工作的， InnoDB 存儲引擎會先寫 ib_logfile0 文件，當(dāng) ib_logfile0 文件被寫滿的時候，會切換至 ib_logfile1 文件，當(dāng) ib_logfile1 文件也被寫滿時，會切換回 ib_logfile0 文件；相當(dāng)于一個環(huán)形。

• write pos 和 checkpoint 的移動都是順時針方向；
• write pos ～ checkpoint 之間的部分（圖中的紅色部分），用來記錄新的更新操作；
• check point ～ write pos 之間的部分（圖中藍(lán)色部分）：待落盤的臟數(shù)據(jù)頁記錄；

因此，如果 write pos 追上了 checkpoint，就意味著 redo log 文件滿了，這時 MySQL 不能再執(zhí)行新的更新操作，也就是說 MySQL 會被阻塞

二進(jìn)制日志（binlog）

作用

• 用于復(fù)制，在主從復(fù)制中，從庫利用主庫上的binlog進(jìn)行重放，實現(xiàn)主從同步。
• 用于數(shù)據(jù)庫的基于時間點的還原，即備份恢復(fù)

內(nèi)容

binlog 有 3 種格式類型，分別是 STATEMENT（默認(rèn)格式）、ROW、 MIXED，區(qū)別如下：

• STATEMENT：每一條修改數(shù)據(jù)的 SQL 都會被記錄到 binlog 中（相當(dāng)于記錄了邏輯操作，所以針對這種格式， binlog 可以稱為邏輯日志），主從復(fù)制中 slave 端再根據(jù) SQL 語句重現(xiàn)。但 STATEMENT 有動態(tài)函數(shù)的問題，比如你用了 uuid 或者 now 這些函數(shù)，你在主庫上執(zhí)行的結(jié)果并不是你在從庫執(zhí)行的結(jié)果，這種隨時在變的函數(shù)會導(dǎo)致復(fù)制的數(shù)據(jù)不一致；
• ROW：記錄行數(shù)據(jù)最終被修改成什么樣了（這種格式的日志，就不能稱為邏輯日志了），不會出現(xiàn) STATEMENT 下動態(tài)函數(shù)的問題。但 ROW 的缺點是每行數(shù)據(jù)的變化結(jié)果都會被記錄，比如執(zhí)行批量 update 語句，更新多少行數(shù)據(jù)就會產(chǎn)生多少條記錄，使 binlog 文件過大，而在 STATEMENT 格式下只會記錄一個 update 語句而已；
• MIXED：包含了 STATEMENT 和 ROW 模式，它會根據(jù)不同的情況自動使用 ROW 模式和 STATEMENT 模式；

注意：不同的日志類型在主從復(fù)制下除了有動態(tài)函數(shù)的問題，同樣對對更新時間也有影響。一般來說，數(shù)據(jù)庫中的update_time都會設(shè)置成ON UPDATE CURRENT_TIMESTAMP，即自動更新時間戳列。在主從復(fù)制下，
如果日志格式類型是STATEMENT，由于記錄的是sql語句，在salve端是進(jìn)行語句重放，那么更新時間也是重放時的時間，此時slave會有時間延遲的問題；
如果日志格式類型是ROW，這是記錄行數(shù)據(jù)最終被修改成什么樣了，這種從庫的數(shù)據(jù)是與主服務(wù)器完全一致的。

什么時候產(chǎn)生

事務(wù) 提交的時候 ，一次性將事務(wù)中的sql語句（一個事物可能對應(yīng)多個sql語句）按照一定的格式記錄到binlog中。

binlog 文件是記錄了所有數(shù)據(jù)庫表結(jié)構(gòu)變更和表數(shù)據(jù)修改的日志，不會記錄查詢類的操作，比如 SELECT 和 SHOW 操作。

這里與redo log很明顯的差異就是binlog 是追加寫，寫滿一個文件，就創(chuàng)建一個新的文件繼續(xù)寫，不會覆蓋以前的日志，保存的是全量的日志。redo log 是循環(huán)寫，日志空間大小是固定，全部寫滿就從頭開始，保存未被刷入磁盤的臟頁日志。

也就是說，如果不小心整個數(shù)據(jù)庫的數(shù)據(jù)被刪除了，只能使用 bin log 文件恢復(fù)數(shù)據(jù)。因為redo log循環(huán)寫會擦除數(shù)據(jù)。

主從復(fù)制的實現(xiàn)

MySQL 的主從復(fù)制依賴于 binlog ，也就是記錄 MySQL 上的所有變化并以二進(jìn)制形式保存在磁盤上。復(fù)制的過程就是將 binlog 中的數(shù)據(jù)從主庫傳輸?shù)綇膸焐稀?

這個過程一般是異步的，也就是主庫上執(zhí)行事務(wù)操作的線程不會等待復(fù)制 binlog 的線程同步完成。

MySQL 集群的主從復(fù)制過程如下：

• 寫入 Binlog：MySQL 主庫在收到客戶端提交事務(wù)的請求之后，會先寫入 binlog，再提交事務(wù)，更新存儲引擎中的數(shù)據(jù)，事務(wù)提交完成后，返回給客戶端“操作成功”的響應(yīng)。
• 同步 Binlog：從庫會創(chuàng)建一個專門的 I/O 線程，連接主庫的 log dump 線程，來接收主庫的 binlog 日志，再把 binlog 信息寫入 relay log 的中繼日志里，再返回給主庫“復(fù)制成功”的響應(yīng)。
• 回放 Binlog：從庫會創(chuàng)建一個用于回放 binlog 的線程，去讀 relay log 中繼日志，然后回放 binlog 更新存儲引擎中的數(shù)據(jù)，最終實現(xiàn)主從的數(shù)據(jù)一致性。

什么時候刷盤

在刷盤時機(jī)上與redolog不一樣，redolog即使事務(wù)沒提交，也可以每隔1秒就刷盤。但是一個事務(wù)的 binlog 是不能被拆開的，因此無論這個事務(wù)有多大（比如有很多條語句），也要保證一次性寫入。如果一個事務(wù)的 binlog 被拆開的時候，在備庫執(zhí)行就會被當(dāng)做多個事務(wù)分段自行，這樣就破壞了原子性，是有問題的。

bin log日志與redo log類似，也有對應(yīng)的緩存，叫 binlog cache。事務(wù)提交的時候，再把 binlog cache 寫到 binlog 文件中。

• 圖中的 write，指的就是指把日志寫入到 binlog 文件，但是并沒有把數(shù)據(jù)持久化到磁盤，因為數(shù)據(jù)還緩存在文件系統(tǒng)的 page cache 里，write 的寫入速度還是比較快的，因為不涉及磁盤 I/O。
• 圖中的 fsync，才是將數(shù)據(jù)持久化到磁盤的操作，這里就會涉及磁盤 I/O，所以頻繁的 fsync 會導(dǎo)致磁盤的 I/O 升高。

MySQL提供一個 sync_binlog 參數(shù)來控制數(shù)據(jù)庫的 binlog 刷到磁盤上的頻率：

• sync_binlog = 0 的時候，表示每次提交事務(wù)都只 write，不 fsync，后續(xù)交由操作系統(tǒng)決定何時將數(shù)據(jù)持久化到磁盤；
• sync_binlog = 1 的時候，表示每次提交事務(wù)都會 write，然后馬上執(zhí)行 fsync；
• sync_binlog =N(N>1) 的時候，表示每次提交事務(wù)都 write，但累積 N 個事務(wù)后才 fsync。

顯然，在MySQL中系統(tǒng)默認(rèn)的設(shè)置是 sync_binlog = 0，也就是不做任何強(qiáng)制性的磁盤刷新指令，這時候的性能是最好的，但是風(fēng)險也是最大的。因為一旦主機(jī)發(fā)生異常重啟，還沒持久化到磁盤的數(shù)據(jù)就會丟失。

而當(dāng) sync_binlog 設(shè)置為 1 的時候，是最安全但是性能損耗最大的設(shè)置。因為當(dāng)設(shè)置為 1 的時候，即使主機(jī)發(fā)生異常重啟，最多丟失一個事務(wù)的 binlog，而已經(jīng)持久化到磁盤的數(shù)據(jù)就不會有影響，不過就是對寫入性能影響太大。

如果能容少量事務(wù)的 binlog 日志丟失的風(fēng)險，為了提高寫入的性能，一般會 sync_binlog 設(shè)置為 100~1000 中的某個數(shù)值。

兩階段提交

事務(wù)提交后，redo log 和 binlog 都要持久化到磁盤，但是這兩個是獨立的邏輯，可能出現(xiàn)半成功的狀態(tài)，這樣就造成兩份日志之間的邏輯不一致。如下：

1. 如果在將 redo log 刷入到磁盤之后， MySQL 突然宕機(jī)了，而 binlog 還沒有來得及寫入。那么機(jī)器重啟后，這臺機(jī)器會通過redo log恢復(fù)數(shù)據(jù)，但是這個時候binlog并沒有記錄該數(shù)據(jù)，后續(xù)進(jìn)行機(jī)器備份的時候，就會丟失這一條數(shù)據(jù)，同時主從同步也會丟失這一條數(shù)據(jù)。
2. 如果在將 binlog 刷入到磁盤之后， MySQL 突然宕機(jī)了，而 redo log 還沒有來得及寫入。由于 redo log 還沒寫，崩潰恢復(fù)以后這個事務(wù)無效，而 binlog 里面記錄了這條更新語句，在主從架構(gòu)中，binlog 會被復(fù)制到從庫，從庫執(zhí)行了這條更新語句，那么就與主庫的值不一致性；

兩階段提交把單個事務(wù)的提交拆分成了 2 個階段，分別是「準(zhǔn)備（Prepare）階段」和「提交（Commit）階段」

具體過程

事務(wù)的提交過程有兩個階段，就是將 redo log 的寫入拆成了兩個步驟：prepare 和 commit，中間再穿插寫入binlog，具體如下：

• prepare 階段：將 XID（內(nèi)部 XA 事務(wù)的 ID） 寫入到 redo log，同時將 redo log 對應(yīng)的事務(wù)狀態(tài)設(shè)置為 prepare，然后將 redo log 持久化到磁盤（innodb_flush_log_at_trx_commit = 1 的作用）；
• commit 階段：把 XID 寫入到 binlog，然后將 binlog 持久化到磁盤（sync_binlog = 1 的作用），接著調(diào)用引擎的提交事務(wù)接口，將 redo log 狀態(tài)設(shè)置為 commit，此時該狀態(tài)并不需要持久化到磁盤，只需要 write 到文件系統(tǒng)的 page cache 中就夠了，因為只要 binlog 寫磁盤成功，就算 redo log 的狀態(tài)還是 prepare 也沒有關(guān)系，一樣會被認(rèn)為事務(wù)已經(jīng)執(zhí)行成功；

總的來說就是，事務(wù)提交后，redo log變成prepare 階段，再寫入binlog，返回成功后redo log 進(jìn)入commit 階段。

總結(jié)三個日志的具體流程

當(dāng)優(yōu)化器分析出成本最小的執(zhí)行計劃后，執(zhí)行器就按照執(zhí)行計劃開始進(jìn)行更新操作。

具體更新一條記錄 UPDATE t_user SET name = 'xiaolin' WHERE id = 1; 的流程如下:

1. 檢查在不在buffer Pool。 執(zhí)行器負(fù)責(zé)具體執(zhí)行，會調(diào)用存儲引擎的接口，通過主鍵索引樹搜索獲取 id = 1 這一行記錄：
   • 如果 id=1 這一行所在的數(shù)據(jù)頁本來就在 buffer pool 中，就直接返回給執(zhí)行器更新；
   • 如果記錄不在 buffer pool，將數(shù)據(jù)頁從磁盤讀入到 buffer pool，返回記錄給執(zhí)行器。
2. 檢查是否已經(jīng)是要更新的值。執(zhí)行器得到聚簇索引記錄后，會看一下更新前的記錄和更新后的記錄是否一樣：
   • 如果一樣的話就不進(jìn)行后續(xù)更新流程；
   • 如果不一樣的話就把更新前的記錄和更新后的記錄都當(dāng)作參數(shù)傳給 InnoDB 層，讓 InnoDB 真正的執(zhí)行更新記錄的操作；
3. 開啟事務(wù)，記錄undo log，并記錄修改undo log對應(yīng)的redo log：開啟事務(wù)， InnoDB 層更新記錄前，首先要記錄相應(yīng)的 undo log，因為這是更新操作，需要把被更新的列的舊值記下來，也就是要生成一條 undo log，undo log 會寫入 Buffer Pool 中的 Undo 頁面，不過在內(nèi)存修改該 Undo 頁面后，需要記錄對應(yīng)的 redo log。
4. 標(biāo)記為臟頁，并寫入redo log：InnoDB 層開始更新記錄，會先更新內(nèi)存（同時標(biāo)記為臟頁），然后將記錄寫到 redo log 里面，這個時候更新就算完成了。為了減少磁盤I/O，不會立即將臟頁寫入磁盤，后續(xù)由后臺線程選擇一個合適的時機(jī)將臟頁寫入到磁盤。這就是 WAL 技術(shù)，MySQL 的寫操作并不是立刻寫到磁盤上，而是先寫 redo 日志，然后在合適的時間再將修改的行數(shù)據(jù)寫到磁盤上。
5. 至此，一條記錄更新完了。
6. 記錄binlog：在一條更新語句執(zhí)行完成后，然后開始記錄該語句對應(yīng)的 binlog，此時記錄的 binlog 會被保存到 binlog cache，并沒有刷新到硬盤上的 binlog 文件，在事務(wù)提交時才會統(tǒng)一將該事務(wù)運(yùn)行過程中的所有 binlog 刷新到硬盤。
7. 事務(wù)提交，redo log和binlog刷盤。

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