必須了解的mysql三大日志-binlog、redo log和undo log

來源：https://juejin.cn/post/6860252224930070536

|?背景

日志是?mysql?數(shù)據(jù)庫的重要組成部分，記錄著數(shù)據(jù)庫運(yùn)行期間各種狀態(tài)信息。mysql日志主要包括錯誤日志、查詢?nèi)罩尽⒙樵內(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?)，本文接下來會詳細(xì)介紹這三種日志。

| binlog

binlog?用于記錄數(shù)據(jù)庫執(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，使用任何存儲引擎的?mysql?數(shù)據(jù)庫都會記錄?binlog?日志。

• 邏輯日志：可以簡單理解為記錄的就是sql語句 。
• 物理日志：mysql?數(shù)據(jù)最終是保存在數(shù)據(jù)頁中的，物理日志記錄的就是數(shù)據(jù)頁變更 。

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?binlog文件的大小，當(dāng)文件大小達(dá)到給定值之后，會生成新的文件來保存日志。

binlog使用場景

在實(shí)際應(yīng)用中，?binlog?的主要使用場景有兩個，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?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刷盤時機(jī)

對于?InnoDB?存儲引擎而言，只有在事務(wù)提交時才會記錄biglog?，此時記錄還在內(nèi)存中，那么?biglog是什么時候刷到磁盤中的呢？

mysql?通過?sync_binlog?參數(shù)控制?biglog?的刷盤時機(jī)，取值范圍是?0-N：

• 0：不去強(qiáng)制要求，由系統(tǒng)自行判斷何時寫入磁盤；
• 1：每次?commit?的時候都要將?binlog?寫入磁盤；
• N：每N個事務(wù)，才會將?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)置一個大一些的值可以提升數(shù)據(jù)庫性能，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?語句的復(fù)制(?statement-based replication, SBR?)，每一條會修改數(shù)據(jù)的sql語句會記錄到binlog?中 ?。
• 
  
• 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)：不會出現(xiàn)某些特定情況下的存儲過程、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)：會產(chǎn)生大量的日志，尤其是alter table?的時候會讓日志暴漲
• 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是?持久性?，具體來說就是只要事務(wù)提交成功，那么對數(shù)據(jù)庫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？

最簡單的做法是在每次事務(wù)提交的時候，將該事務(wù)涉及修改的數(shù)據(jù)頁全部刷新到磁盤中。但是這么做會有嚴(yán)重的性能問題，主要體現(xiàn)在兩個方面：

1. 因?yàn)?Innodb?是以?頁?為單位進(jìn)行磁盤交互的，而一個事務(wù)很可能只修改一個數(shù)據(jù)頁里面的幾個字節(jié)，這個時候?qū)⑼暾臄?shù)據(jù)頁刷到磁盤的話，太浪費(fèi)資源了！
2. 一個事務(wù)可能涉及修改多個數(shù)據(jù)頁，并且這些數(shù)據(jù)頁在物理上并不連續(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)對數(shù)據(jù)頁做了哪些修改，這樣就能完美地解決性能問題了(相對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：一個是內(nèi)存中的日志緩沖(?redo log buffer?)，另一個是磁盤上的日志文件(?redo logfile)。

mysql?每執(zhí)行一條?DML?語句，先將記錄寫入?redo log buffer，后續(xù)某個時間點(diǎn)再一次性將多個操作記錄寫到?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，會回到開頭循環(huán)寫日志。

如下圖：

同時我們很容易得知， 在innodb中，既有redo log?需要刷盤，還有?數(shù)據(jù)頁?也需要刷盤，?redo log存在的意義主要就是降低對?數(shù)據(jù)頁?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)位置，?check point?表示?數(shù)據(jù)頁更改記錄?刷盤后對應(yīng)?redo log?所處的?LSN(邏輯序列號)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)頁更改記錄。當(dāng)?write pos追上check point?時，會先推動?check point?向前移動，空出位置再記錄新的日志。

啟動?innodb?的時候，不管上次是正常關(guān)閉還是異常關(guān)閉，總是會進(jìn)行恢復(fù)操作。因?yàn)?redo log記錄的是數(shù)據(jù)頁的物理變化，因此恢復(fù)的時候速度比邏輯日志(如?binlog?)要快很多。

重啟innodb?時，首先會檢查磁盤中數(shù)據(jù)頁的?LSN?，如果數(shù)據(jù)頁的LSN?小于日志中的?LSN?，則會從?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)頁的刷盤進(jìn)度超過了日志頁的刷盤進(jìn)度，此時會出現(xiàn)數(shù)據(jù)頁中記錄的?LSN?大于日志中的?LSN，這時超出日志進(jìn)度的部分將不會重做，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)?redo log?是?InnoDB特有的，且日志上的記錄落盤后會被覆蓋掉。因此需要?binlog和?redo log二者同時記錄，才能保證當(dāng)數(shù)據(jù)庫發(fā)生宕機(jī)重啟時，數(shù)據(jù)不會丟失。

| undo log

數(shù)據(jù)庫事務(wù)四大特性中有一個是?原子性?，具體來說就是?原子性是指對數(shù)據(jù)庫的一系列操作，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?語句，對應(yīng)一條DELETE?的?undo log?，對于每個?UPDATE?語句，對應(yīng)一條相反的?UPDATE?的?undo log?，這樣在發(fā)生錯誤時，就能回滾到事務(wù)之前的數(shù)據(jù)狀態(tài)。

同時，?undo log?也是?MVCC(多版本并發(fā)控制)實(shí)現(xiàn)的關(guān)鍵。

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