簡介：日志是MySQL數據庫的重要組成部分，記錄著數據庫運行期間各種狀態信息，主要包括錯誤日志、查詢日志、慢查詢日志、事務日志、二進制日志幾大類。在此重點關注二進制日志bin log和事務日志(包括redo log?和?undo log?)。

一、概念

redo log、undo log&bin log

重做日志（redo log）、回滾日志（undo log）、二進制日志（binlog）的基本概念。

redo log 是物理日志，undo log 和 binlog 是邏輯日志；

binlog二進制日志是server層的無論MySQL用什么引擎都會有的，主要是作主從復制，時間點恢復使用；

redo log重做日志是InnoDB存儲引擎層的，用來保證事務安全；

undo log回滾日志保存了事務發生之前的數據的一個版本，可以用于回滾，同時可以提供多版本并發控制下的讀（MVCC），也即非鎖定讀。

crash-safe

InnoDB 就可以保證即使數據庫發生異常重啟，之前提交的記錄都不會丟失，這個能力稱為 crash-safe。

舉個列子：當我們修改的時候，寫完內存了（buffer），但數據還沒真正寫到磁盤的時候。此時我們的數據庫掛了，我們可以對數據進行恢復。

二、bin log

binlog用于記錄數據庫執行的寫入性操作(不包括查詢)信息，以二進制的形式保存在磁盤中。binlog是mysql的邏輯日志，并且由Server層進行記錄，使用任何存儲引擎的mysql數據庫都會記錄binlog日志。可以簡單的理解為它存儲著每條變更的SQL語句。

可以通過binlog來對數據進行恢復；

binlog 可以用于主從復制中，從庫利用主庫上的 binlog 進行重播，實現主從同步。用于數據庫的基于時間點、位點等的還原操作。binlog 的模式分三種：Statement、Row、Mixed；

binlog是通過追加的方式進行寫入的，可以通過max_binlog_size參數設置每個binlog文件的大小，當文件大小達到給定值之后，會生成新的文件來保存日志；

邏輯日志：可以簡單理解為記錄的就是sql語句；

物理日志：mysql數據最終是保存在數據頁中的，物理日志記錄的就是數據頁變更。

binlog使用場景

在實際應用中，binlog的主要使用場景有兩個，分別是?主從復制?和?數據恢復。

主從復制?：在Master端開啟binlog，然后將binlog發送到各個Slave端，Slave端重放binlog從而達到主從數據一致。

數據恢復?：通過使用mysqlbinlog工具來恢復數據。

binlog刷盤時機

對于InnoDB存儲引擎而言，只有在事務提交時才會記錄biglog，此時記錄還在內存中，那么biglog是什么時候刷到磁盤中的呢？mysql通過sync_binlog參數控制biglog的刷盤時機，取值范圍是0-N：

0：不去強制要求，由系統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，才會將binlog寫入磁盤。

從上面可以看出，sync_binlog最安全的是設置是1，這也是MySQL 5.7.7之后版本的默認值。但是設置一個大一些的值可以提升數據庫性能，因此實際情況下也可以將值適當調大，犧牲一定的一致性來獲取更好的性能。

bin-log三種模式

Statement 模式

每一條修改數據的 sql 都會記錄到 master 的 binlog 中，slave 在復制的時候，sql 進程會解析成和原來在 master 端執行時的相同的 sql 再執行。

優點：在 statement 模式下首先就是解決了 row 模式的缺點，不需要記錄每一行數據的變化，從而減少了 binlog 的日志量，節省了 I/O 以及存儲資源，提高性能。因為它只需要記錄在 master 上執行的語句的細節以及執行語句的上下文信息。

缺點：在 statement 模式下，由于它是記錄的執行語句，所以，為了讓這些語句在 slave 端也能正確執行，那么它還必須記錄每條語句在執行的時候的一些相關信息，即上下文信息，以保證所有語句在 slave 端和在 master 端執行結果相同。另外就是，由于 MySQL 現在發展比較快，很多新功能不斷的加入，使 MySQL 的復制遇到了不小的挑戰，自然復制的時候涉及到越復雜的內容，bug 也就越容易出現。在statement 中，目前已經發現不少情況會造成 MySQL 的復制出現問題，主要是在修改數據的時候使用了某些特定的函數或者功能才會出現，比如：sleep() 函數在有些版本中就不能被正確復制，在存儲過程中使用了 last_insert_id() 函數，可能會使 slave 和 master 上得到不一致的 id 等等。由于 row 模式是基于每一行來記錄變化的，所以不會出現類似的問題。

Row 模式

日志中會記錄每一行數據被修改的形式，然后在 slave 端再對相同的數據進行修改。row 模式只記錄要修改的數據，只有 value，不會有 sql 多表關聯的情況。

優點：在 row 模式下，binlog 中可以不記錄執行的 sql 語句的上下文相關的信息，僅僅只需要記錄哪一條記錄被修改了，修改成什么樣了，所以 row 的日志內容會非常清楚的記錄下每一行數據的修改細節，非常容易理解。而且不會出現某些特定情況下的存儲過程和 function，以及 trigger 的調用和觸發無法被正確復制問題。

缺點：在 row 模式下，當所有執行語句記錄到日志中的時候，都將以每行記錄的修改來記錄，這樣可能會產生大量的日志內容。

Mixed 模式

基于STATMENT和ROW兩種模式的混合復制(mixed-based replication, MBR)，一般的復制使用STATEMENT模式保存binlog，對于STATEMENT模式無法復制的操作使用ROW模式保存binlog。比如遇到表結構變更的時候就會以 statement 模式來記錄，如果 SQL 語句確實就是 update 或者 delete 等修改數據的語句，那么還是會記錄所有行的變更即采用ROW模式。

bin log生命周期

事務提交的時候，一次性將事務中的 sql 語句（一個事務可能對應多個 sql 語句）按照一定的格式記錄到 binlog 中，這里與 redo log 很明顯的差異就是 redo log 并不一定是在事務提交的時候才刷新到磁盤，而是在事務開始之后就開始逐步寫入磁盤。binlog 的默認保存時間是由參數 expire_logs_days 配置的，對于非活動的日志文件，在生成時間超過 expire_logs_days 配置的天數之后，會被自動刪除。

三、redo log

redo log 是物理日志，記載著每次在某個頁上做了什么修改。寫redo log也是需要寫磁盤的，但它的好處就是順序IO（我們都知道順序IO比隨機IO快非常多）。寫入的速度很快。

為什么需要redo log？

我們都知道，事務的四大特性里面有一個是?持久性，具體來說就是只要事務提交成功，那么對數據庫做的修改就被永久保存下來了，不可能因為任何原因再回到原來的狀態。

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提交的時候，將該事務涉及修改的數據頁全部刷新到磁盤中。但是這么做會有嚴重的性能問題，主要體現在兩個方面：

因為Innodb是以頁為單位進行磁盤交互的，而一個事務很可能只修改一個數據頁里面的幾個字節，這個時候將完整的數據頁刷到磁盤的話，太浪費資源了！

一個事務可能涉及修改多個數據頁，并且這些數據頁在物理上并不連續，使用隨機IO寫入性能太差！

因此mysql設計了redo log，具體來說就是只記錄事務對數據頁做了哪些修改，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每執行一條DML語句，先將記錄寫入redo log buffer，后續某個時間點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?的技術就是MySQL里經常說到的WAL(Write-Ahead Logging)技術。在計算機操作系統中，用戶空間(user space)下的緩沖區數據一般情況下是無法直接寫入磁盤的，中間必須經過操作系統內核空間(kernel space)緩沖區(OS Buffer)。因此，redo log buffer寫入redo logfile實際上是先寫入OS Buffer，然后再通過系統調用fsync()將其刷到redo log file中。

mysql支持三種將redo log buffer寫入redo log file的時機，可以通過innodb_flush_log_at_trx_commit參數配置，各參數值含義如下：

0：延遲寫。不會在事務提交時立即將redo log buffer寫入到os buffer，而是每秒寫入os buffer，然后立即寫入到redo log file，也就是每秒刷盤；

1：實時寫，實時刷。每次事務提交都會將redo log buffer寫入os buffer，然后立即寫入redo log file。數據能夠及時入盤，但是每次事務提交都會刷盤，效率較低；

2：實時寫，延時刷。每次事務提交都將redo log buffer寫入os buffer，然后每秒將os buffer寫入redo log file。

redo log記錄形式

前面說過，redo log實際上記錄數據頁的變更，而這種變更記錄是沒必要全部保存，因此redo log實現上采用了大小固定，循環寫入的方式，當寫到結尾時，會回到開頭循環寫日志。

在innodb中，既有redo log需要刷盤，還有數據頁也需要刷盤，redo log存在的意義主要就是降低對數據頁刷盤的要求 ** 。在上圖中，write pos表示redo log當前記錄的LSN(邏輯序列號)位置，check point表示?數據頁更改記錄?刷盤后對應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待落盤的數據頁更改記錄。當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，不管上次是正常關閉還是異常關閉，總是會進行恢復操作。因為redo log記錄的是數據頁的物理變化，因此恢復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據頁的LSN，如果數據頁的LSN小于日志中的LSN，則會從checkpoint開始恢復。還有一種情況，在宕機前正處于checkpoint的刷盤過程，且數據頁的刷盤進度超過了日志頁的刷盤進度，此時會出現數據頁中記錄的LSN大于日志中的LSN，這時超出日志進度的部分將不會重做，因為這本身就表示已經做過的事情，無需再重做。

redo log與binlog區別

由binlog和redo log的區別可知：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，因為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，才能保證當數據庫發生宕機重啟時，數據不會丟失。

四、undo log

數據庫事務四大特性中有一個是?原子性?，具體來說就是?原子性是指對數據庫的一系列操作，要么全部成功，要么全部失敗，不可能出現部分成功的情況。實際上，?原子性?底層就是通過undo log實現的。undo log主要記錄了數據的邏輯變化，比如一條INSERT語句，對應一條DELETE的undo log，對于每個UPDATE語句，對應一條相反的UPDATE的undo log，這樣在發生錯誤時，就能回滾到事務之前的數據狀態。同時，undo log也是MVCC(多版本并發控制)實現的關鍵。

主要作用

保存了事務發生之前的數據的一個版本，可以用于回滾；

同時可以提供多版本并發控制下的讀（MVCC），也即非鎖定讀。

生命周期

事務開始之前，將當前事務版本生成 undo log，undo log 也會產生 redo log 來保證 undo log 的可靠性。

當事務提交之后，undo log 并不能立馬被刪除，而是放入待清理的鏈表。

由purge 線程判斷是否有其它事務在使用 undo 段中表的上一個事務之前的版本信息，從而決定是否可以清理 undo log 的日志空間。

存儲內容

undo log 存儲的是邏輯格式的日志，保存了事務發生之前的上一個版本的數據，可以用于回滾。當一個舊的事務需要讀取數據時，為了能讀取到老版本的數據，需要順著 undo 鏈找到滿足其可見性的記錄。

存儲位置

默認情況下，undo 文件是保存在共享表空間的，也即 ibdatafile 文件中，當數據庫中發生一些大的事務性操作的時候，要生成大量的 undo log 信息，這些信息全部保存在共享表空間中，因此共享表空間可能會變得很大，默認情況下，也就是 undo log 使用共享表空間的時候，被“撐大”的共享表空間是不會、也不能自動收縮的。因此，MySQL5.7 之后的“獨立 undo 表空間”的配置就顯得很有必要了。

五、兩階段提交

MySQL通過兩階段提交來保證redo log和binlog的數據是一致的。

MySQL最開始是沒有InnoDB引擎的，binlog日志位于Server層，只是用于歸檔和主從復制，本身不具備crash safe的能力。而InnoDB依靠redo log具備了crash safe的能力，redo log和bin log同時記錄，就需要保證兩者的一致性。兩個log的寫入流程是：

寫入redo log->事務狀態設置為prepare->寫入bin log->提交事務->修改redo log事務狀態為commit

將 redo log 的寫入拆成了兩個步驟：prepare 和 commit，先prepare后commit，這個稱為兩段提交。

那么為什么需要兩個段提交呢？redo log和binlog是兩種不同的日志，就類似于分布式中的多節點提交請求，需要保證事務的一致性。redo log和binlog有一個公共字段XID，代表事務ID。當參數innodb_support_xa打開時，在執行事務的第一條SQL時候會去注冊XA，根據第一條SQL的query id拼湊XID數據，然后存儲在事務對象中。

如果兩個日志單純的分開提交，則可能會引發一些問題，如果簡單分開提交，那么對于一條更新語句執行，有兩種情況：

先寫binlog，后寫redo log：如果binlog寫入了，在寫redo log之前數據庫宕機。那么在重啟恢復的時候，通過binlog恢復了數據沒問題。但是由于redo log沒有寫入，這個事務應該無效，也就是原庫中就不應該有這條語句對應的更新。但是通過binlog恢復數據后，數據庫中就多了這條更新

先寫redo log，后寫binlog：如果redo log寫入了，在寫binlog之前數據庫宕機。那么在重啟恢復的時候，通過binlog恢復從庫，那么相對于主庫來說，從庫就少了這條更新

采取了兩段提交之后，怎么做crash恢復呢？如果在寫入binlog之前宕機了，那么事務需要回滾；如果事務commit之前宕機了，那么此時binlog cache中的數據可能還沒有刷盤，那么驗證binlog的完整性：到redo log中找到最近事務的XID，根據這個XID到binlog中去找（XID Event），如果找到了，說明在binlog中對應事務已經提交，那么提交redo log中事務即可；否則需要回滾事務。

栗子

updateTsetc=c+1whereID=2;

下圖是這個 update 語句的執行流程圖，圖中綠色框表示是在 InnoDB 內部執行的，灰色框表示是在執行器中執行的。