详解MySQL三大日志：binlog、redo log 和 undo log

binlog

binlog用于记录数据库执行的写入性操做(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，而且由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：能够简单理解为记录的就是sql语句。

物理日志：由于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动。

binlog是经过追加的方式进行写入的，能够经过max_binlog_size参数设置每一个binlog文件的大小，当文件大小达到给定值以后，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，而后将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：经过使用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是何时刷到磁盘中的呢？mysql经过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，由系统自行判断什么时候写入磁盘；

• 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。

从上面能够看出，sync_binlog最安全的是设置是1，这也是MySQL 5.7.7以后版本的默认值。可是设置一个大一些的值能够提高数据库性能，所以实际状况下也能够将值适当调大，牺牲必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以前，默认的格式是STATEMENT，MySQL 5.7.7以后，默认值是ROW。日志格式经过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。优势：不须要记录每一行的变化，减小了binlog日志量，节约了IO, 从而提升了性能；缺点：在某些状况下会致使主从数据不一致，好比执行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。优势：不会出现某些特定状况下的存储过程、或function、或trigger的调用和触发没法被正确复制的问题；缺点：会产生大量的日志，尤为是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)，通常的复制使用STATEMENT模式保存binlog，对于STATEMENT模式没法复制的操做使用ROW模式保存binlog

redo log

为何须要redo log

咱们都知道，事务的四大特性里面有一个是持久性，具体来讲就是只要事务提交成功，那么对数据库作的修改就被永久保存下来了，不可能由于任何缘由再回到原来的状态。那么mysql是如何保证一致性的呢？最简单的作法是在每次事务提交的时候，将该事务涉及修改的数据页所有刷新到磁盘中。可是这么作会有严重的性能问题，主要体如今两个方面：

1. 由于Innodb是以页为单位进行磁盘交互的，而一个事务极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，而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！

所以mysql设计了redo log，具体来讲就是只记录事务对数据页作了哪些修改，这样就能完美地解决性能问题了(相对而言文件更小而且是顺序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)，另外一个是磁盘上的日志文件(redo log file)。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做记录写到redo log file。这种先写日志，再写磁盘的技术就是MySQL里常常说到的WAL(Write-Ahead Logging) 技术。

在计算机操做系统中，用户空间(user space)下的缓冲区数据通常状况下是没法直接写入磁盘的，中间必须通过操做系统内核空间(kernel space)缓冲区(OS Buffer)。所以，redo log buffer写入redo log file其实是先写入OS Buffer，而后再经过系统调用fsync()将其刷到redo log file中，过程以下：

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mysql支持三种将redo log buffer写入redo log file的时机，能够经过innodb_flush_log_at_trx_commit参数配置，各参数值含义以下：

参数值	含义
0（延迟写）	事务提交时不会将redo log buffer中日志写入到os buffer，而是每秒写入os buffer并调用fsync()写入到redo log file中。也就是说设置为0时是(大约)每秒刷新写入到磁盘中的，当系统崩溃，会丢失1秒钟的数据。
1（实时写，实时刷）	事务每次提交都会将redo log buffer中的日志写入os buffer并调用fsync()刷到redo log file中。这种方式即便系统崩溃也不会丢失任何数据，可是由于每次提交都写入磁盘，IO的性能较差。
2（实时写，延迟刷）	每次提交都仅写入到os buffer，而后是每秒调用fsync()将os buffer中的日志写入到redo log file。

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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动，而这种变动记录是不必所有保存，所以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。以下图：

同时咱们很容易得知，在innodb中，既有redo log须要刷盘，还有数据页也须要刷盘，redo log存在的意义主要就是下降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，会先推进check point向前移动，空出位置再记录新的日志。

启动innodb的时候，无论上次是正常关闭仍是异常关闭，老是会进行恢复操做。由于redo log记录的是数据页的物理变化，所以恢复的时候速度比逻辑日志(如binlog)要快不少。重启innodb时，首先会检查磁盘中数据页的LSN，若是数据页的LSN小于日志中的LSN，则会从checkpoint开始恢复。还有一种状况，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作，由于这自己就表示已经作过的事情，无需再重作。

redo log与binlog区别

	redo log	binlog
文件大小	redo log的大小是固定的。	binlog可经过配置参数max_binlog_size设置每一个binlog文件的大小。
实现方式	redo log是InnoDB引擎层实现的，并非全部引擎都有。	binlog是Server层实现的，全部引擎均可以使用 binlog日志
记录方式	redo log 采用循环写的方式记录，当写到结尾时，会回到开头循环写日志。	binlog 经过追加的方式记录，当文件大小大于给定值后，后续的日志会记录到新的文件上
适用场景	redo log适用于崩溃恢复(crash-safe)	binlog适用于主从复制和数据恢复

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，由于redo log是InnoDB特有的，且日志上的记录落盘后会被覆盖掉。所以须要binlog和redo log两者同时记录，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，具体来讲就是 原子性是指对数据库的一系列操做，要么所有成功，要么所有失败，不可能出现部分红功的状况。实际上，原子性底层就是经过undo log实现的。undo log主要记录了数据的逻辑变化，好比一条INSERT语句，对应一条DELETE的undo log，对于每一个UPDATE语句，对应一条相反的UPDATE的undo log，这样在发生错误时，就能回滚到事务以前的数据状态。同时，undo log也是MVCC(多版本并发控制)实现的关键。