必须了解的mysql三大日志-binlog、redo log和undo log

绝地灬酷狼 2022-09-16 12:28 36阅读 0赞

来源：r6a.cn/cRES

日志是 `mysql` 数据库的重要组成部分，记录着数据库运行期间各种状态信息。`mysql`日志主要包括错误日志、查询日志、慢查询日志、事务日志、二进制日志几大类。

作为开发，我们重点需要关注的是二进制日志( `binlog` )和事务日志(包括`redo log` 和 `undo log` )，本文接下来会详细介绍这三种日志。

## binlog ##

`binlog` 用于记录数据库执行的写入性操作(不包括查询)信息，以二进制的形式保存在磁盘中。`binlog` 是 `mysql`的逻辑日志，并且由 `Server` 层进行记录，使用任何存储引擎的 `mysql` 数据库都会记录 `binlog` 日志。

*  **逻辑日志**：可以简单理解为记录的就是sql语句 。
 *  **物理日志**：`mysql` 数据最终是保存在数据页中的，物理日志记录的就是数据页变更 。

`binlog` 是通过追加的方式进行写入的，可以通过`max_binlog_size` 参数设置每个 `binlog`文件的大小，当文件大小达到给定值之后，会生成新的文件来保存日志。

### binlog使用场景 ###

在实际应用中， `binlog` 的主要使用场景有两个，分别是 **主从复制** 和 **数据恢复** 。

1.  **主从复制** ：在 `Master` 端开启 `binlog` ，然后将 `binlog`发送到各个 `Slave` 端， `Slave` 端重放 `binlog` 从而达到主从数据一致。
2.  **数据恢复** ：通过使用 `mysqlbinlog` 工具来恢复数据。

### binlog刷盘时机 ###

对于 `InnoDB` 存储引擎而言，只有在事务提交时才会记录`biglog` ，此时记录还在内存中，那么 `biglog`是什么时候刷到磁盘中的呢？

`mysql` 通过 `sync_binlog` 参数控制 `biglog` 的刷盘时机，取值范围是 `0-N`：

*  0：不去强制要求，由系统自行判断何时写入磁盘；
 *  1：每次 `commit` 的时候都要将 `binlog` 写入磁盘；
 *  N：每N个事务，才会将 `binlog` 写入磁盘。

从上面可以看出， `sync_binlog` 最安全的是设置是 `1` ，这也是`MySQL 5.7.7`之后版本的默认值。但是设置一个大一些的值可以提升数据库性能，因此实际情况下也可以将值适当调大，牺牲一定的一致性来获取更好的性能。

### binlog日志格式 ###

`binlog` 日志有三种格式，分别为 `STATMENT` 、 `ROW` 和 `MIXED`。

> 在 `MySQL 5.7.7` 之前，默认的格式是 `STATEMENT` ， `MySQL 5.7.7` 之后，默认值是 `ROW`。日志格式通过 `binlog-format` 指定。

*  `STATMENT`：基于`SQL` 语句的复制( `statement-based replication, SBR` )，每一条会修改数据的sql语句会记录到`binlog` 中 。
    
     *  优点：不需要记录每一行的变化，减少了 binlog 日志量，节约了 IO , 从而提高了性能；
     *  缺点：在某些情况下会导致主从数据不一致，比如执行sysdate() 、 slepp() 等 。
 *  `ROW`：基于行的复制(`row-based replication, RBR` )，不记录每条sql语句的上下文信息，仅需记录哪条数据被修改了 。
    
     *  优点：不会出现某些特定情况下的存储过程、或function、或trigger的调用和触发无法被正确复制的问题 ；
     *  缺点：会产生大量的日志，尤其是\` alter table \` 的时候会让日志暴涨
 *  `MIXED`：基于`STATMENT` 和 `ROW` 两种模式的混合复制(`mixed-based replication, MBR` )，一般的复制使用`STATEMENT` 模式保存 `binlog` ，对于 `STATEMENT` 模式无法复制的操作使用 `ROW` 模式保存 `binlog`

## redo log ##

### 为什么需要redo log ###

我们都知道，事务的四大特性里面有一个是 **持久性** ，具体来说就是**只要事务提交成功，那么对数据库做的修改就被永久保存下来了，不可能因为任何原因再回到原来的状态** 。

那么 `mysql`是如何保证一致性的呢？

最简单的做法是在每次事务提交的时候，将该事务涉及修改的数据页全部刷新到磁盘中。但是这么做会有严重的性能问题，主要体现在两个方面：

1.  因为 `Innodb` 是以 `页` 为单位进行磁盘交互的，而一个事务很可能只修改一个数据页里面的几个字节，这个时候将完整的数据页刷到磁盘的话，太浪费资源了！
2.  一个事务可能涉及修改多个数据页，并且这些数据页在物理上并不连续，使用随机IO写入性能太差！

因此 `mysql` 设计了 `redo log` ， **具体来说就是只记录事务对数据页做了哪些修改**，这样就能完美地解决性能问题了(相对而言文件更小并且是顺序IO)。

### redo log基本概念 ###

`redo log` 包括两部分：一个是内存中的日志缓冲( `redo log buffer` )，另一个是磁盘上的日志文件( `redo logfile`)。

`mysql` 每执行一条 `DML` 语句，先将记录写入 `redo log buffer`，后续某个时间点再一次性将多个操作记录写到 `redo log file`。这种 **先写日志，再写磁盘** 的技术就是 `MySQL`  
里经常说到的 `WAL(Write-Ahead Logging)` 技术。

在计算机操作系统中，用户空间( `user space` )下的缓冲区数据一般情况下是无法直接写入磁盘的，中间必须经过操作系统内核空间( `kernel space` )缓冲区( `OS Buffer` )。

因此， `redo log buffer` 写入 `redo logfile` 实际上是先写入 `OS Buffer` ，然后再通过系统调用 `fsync()` 将其刷到 `redo log file`  
中，过程如下：

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`mysql` 支持三种将 `redo log buffer` 写入 `redo log file` 的时机，可以通过 `innodb_flush_log_at_trx_commit` 参数配置，各参数值含义如下：

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### redo log记录形式 ###

前面说过， `redo log` 实际上记录数据页的变更，而这种变更记录是没必要全部保存，因此 `redo log`实现上采用了大小固定，循环写入的方式，当写到结尾时，会回到开头循环写日志。如下图：

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同时我们很容易得知， 在innodb中，既有`redo log` 需要刷盘，还有 `数据页` 也需要刷盘， `redo log`存在的意义主要就是降低对 `数据页` 刷盘的要求 \*\* 。

在上图中， `write pos` 表示 `redo log` 当前记录的 `LSN` (逻辑序列号)位置， `check point` 表示 **数据页更改记录** 刷盘后对应 `redo log` 所处的 `LSN`(逻辑序列号)位置。

`write pos` 到 `check point` 之间的部分是 `redo log` 空着的部分，用于记录新的记录；`check point` 到 `write pos` 之间是 `redo log` 待落盘的数据页更改记录。当 `write pos`追上`check point` 时，会先推动 `check point` 向前移动，空出位置再记录新的日志。

启动 `innodb` 的时候，不管上次是正常关闭还是异常关闭，总是会进行恢复操作。因为 `redo log`记录的是数据页的物理变化，因此恢复的时候速度比逻辑日志(如 `binlog` )要快很多。

重启`innodb` 时，首先会检查磁盘中数据页的 `LSN` ，如果数据页的`LSN` 小于日志中的 `LSN` ，则会从 `checkpoint` 开始恢复。

还有一种情况，在宕机前正处于`checkpoint` 的刷盘过程，且数据页的刷盘进度超过了日志页的刷盘进度，此时会出现数据页中记录的 `LSN` 大于日志中的 `LSN`，这时超出日志进度的部分将不会重做，因为这本身就表示已经做过的事情，无需再重做。

### redo log与binlog区别 ###

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由 `binlog` 和 `redo log` 的区别可知：`binlog` 日志只用于归档，只依靠 `binlog` 是没有 `crash-safe` 能力的。

但只有 `redo log` 也不行，因为 `redo log` 是 `InnoDB`特有的，且日志上的记录落盘后会被覆盖掉。因此需要 `binlog`和 `redo log`二者同时记录，才能保证当数据库发生宕机重启时，数据不会丢失。

## undo log ##

数据库事务四大特性中有一个是 **原子性** ，具体来说就是 **原子性是指对数据库的一系列操作，要么全部成功，要么全部失败，不可能出现部分成功的情况**。

实际上， **原子性** 底层就是通过 `undo log` 实现的。`undo log`主要记录了数据的逻辑变化，比如一条 `INSERT` 语句，对应一条`DELETE` 的 `undo log` ，对于每个 `UPDATE` 语句，对应一条相反的 `UPDATE` 的 `undo log` ，这样在发生错误时，就能回滚到事务之前的数据状态。

同时， `undo log` 也是 `MVCC`(多版本并发控制)实现的关键。

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