MySQL的redo log、undo log和binlog详解

_风不会停息
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前言

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。其中，比较重要的还要属二进制日志 binlog（归档日志）和事务日志 redo log（重做日志）和 undo log（回滚日志）。

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MySQL日志主要包括七种：

  1. 重做日志（redo log）
  2. 回滚日志（undo log）
  3. 归档日志（binlog）
  4. 错误日志（errorlog）
  5. 慢查询日志（slow query log）
  6. 一般查询日志（general log）
  7. 中继日志（relay log）

redo log

redo log（重做日志）是InnoDB存储引擎独有的，它让MySQL拥有了崩溃恢复能力。redo log保证了事务的持久性。

技术名词前瞻

WAL 技术

WAL 的全称是 Write-Ahead Logging（预写日志），是数据库系统中常见的一种手段，用于保证数据操作的原子性和持久性。在使用 WAL 的系统中，所有的修改在提交之前都要先写入 log 文件中。它的关键点就是「修改并不直接写入到数据库文件中，而是写入到另外一个称为 WAL 的文件中；如果事务失败，WAL 中的记录会被忽略，撤销修改；如果事务成功，它将在随后的某个时间被写回到数据库文件中，提交修改。」。

一方面 WAL 中记录事务的更新内容，通过 WAL 将随机的脏页写入变成顺序的日志刷盘，另一方面，WAL 通过 buffer 的方式改单条磁盘刷入为缓冲批量刷盘，再者从 WAL 数据到最终数据的同步过程中可以采用并发同步的方式。这样极大提升数据库写入性能，因此，WAL 的写入能力决定了数据库整体性能的上限，尤其是在高并发时。

crash-safe

crash-safe 本质上就是落盘处理，将数据持久化到了磁盘上，即使断电重启也不会丢失。比如 MySQL 实例挂了或宕机了，重启时，InnoDB存储引擎会使用redo log恢复数据，保证数据的持久性与完整性。

在MySQL中，如果每次的更新操作都需要写进binlog记录，磁盘要找到对应的那条记录，更新后再保存整页的数据，整个过程 IO 成本、查找成本都很高。为了解决这个问题，MySQL的设计者使用了redo log来保存最近的数据变更记录，这样的设计被称为WAL技术。

有了 redo log，InnoDB 就可以保证即使数据库发生异常重启，之前提交的记录都不会丢失，这个能力称为 crash-safe。

具体来说，当有一条update语句要执行的时候，InnoDB 引擎就会先把“在某个数据页上做了什么修改”记录到重做日志缓存（redo log buffer）里，接着刷盘到 redo log 文件里，这个时候更新就算完成了。同时，InnoDB引擎会在适当的时候，将这个操作记录更新到磁盘里面。

redo log更新流程转存失败，建议直接上传图片文件

理想情况，事务一提交就会进行刷盘操作，但实际上，刷盘的时机是根据策略来进行的。

小贴士：每条 redo 记录由“表空间号+数据页号+偏移量+修改数据长度+具体修改的数据”组成

刷盘时机

InnoDB 存储引擎为 redo log 的刷盘策略提供了 innodb_flush_log_at_trx_commit 参数，它支持三种策略：

  • 0 ：设置为 0 的时候，表示每次事务提交时不进行刷盘操作
  • 1 ：设置为 1 的时候，表示每次事务提交时都将进行刷盘操作（默认值）
  • 2 ：设置为 2 的时候，表示每次事务提交时都只把 redo log buffer 内容写入 page cache

innodb_flush_log_at_trx_commit 参数默认为 1 ，也就是说当事务提交时会调用 fsync 对 redo log 进行刷盘

另外，InnoDB 存储引擎有一个后台线程，每隔1 秒，就会把 redo log buffer 中的内容写到文件系统缓存（page cache），然后调用 fsync 刷盘。

mysql的redo log刷盘流程

也就是说，一个没有提交事务的 redo log 记录，也可能会刷盘。

为什么呢？

因为在事务执行过程 redo log 记录是会写入redo log buffer 中，这些 redo log 记录会被后台线程刷盘。

redo log与事务转存失败，建议直接上传图片文件

除了后台线程每秒1次的轮询操作，还有一种情况，当 redo log buffer 占用的空间即将达到 innodb_log_buffer_size 一半的时候，后台线程会主动刷盘。

下面是不同刷盘策略的流程。

innodb_flush_log_at_trx_commit=0

图片

为0时，如果MySQL挂了或宕机可能会有1秒数据的丢失。

innodb_flush_log_at_trx_commit=1

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为1时， 只要事务提交成功，redo log记录就一定在硬盘里，不会有任何数据丢失。

如果事务执行期间MySQL挂了或宕机，这部分日志丢了，但是事务并没有提交，所以日志丢了也不会有损失。

innodb_flush_log_at_trx_commit=2

图片

为2时， 只要事务提交成功，redo log buffer中的内容只写入文件系统缓存（page cache）。

如果仅仅只是MySQL挂了不会有任何数据丢失，但是宕机可能会有1秒数据的丢失。

日志文件组

硬盘上存储的 redo log 日志文件不只一个，而是以一个日志文件组的形式出现的，每个的redo日志文件大小都是一样的。

比如可以配置为一组4个文件，每个文件的大小是 1GB，整个 redo log 日志文件组可以记录4G的内容（文件的大小和个数均可通过配置调整）。

它采用的是环形数组形式，从头开始写，写到末尾又回到头循环写，如下图所示。

MySQL的redo log结构

在个日志文件组中还有两个重要的属性，分别是 write pos、checkpoint

  • write pos 是当前记录的位置，一边写一边后移
  • checkpoint 是当前要擦除的位置，也是往后推移

每次刷盘 redo log 记录到日志文件组中，write pos 位置就会后移更新。

每次 MySQL 加载日志文件组恢复数据时，会清空加载过的 redo log 记录，并把 checkpoint 后移更新。

write pos 和 checkpoint 之间的还空着的部分可以用来写入新的 redo log 记录。

如果 write pos 追上 checkpoint ，表示日志文件组满了，这时候不能再写入新的 redo log 记录，MySQL 得停下来，清空一些记录，把 checkpoint 推进一下。

redo log的checkpoint后移

redo log 小结

相信大家都知道 redo log 的作用和它的刷盘时机、存储形式。

现在我们来思考一个问题：只要每次把修改后的数据页直接刷盘不就好了，还有 redo log 什么事？ 它们不都是刷盘么？差别在哪里？

实际上，数据页（binlog）大小是16KB，刷盘比较耗时，可能就修改了数据页里的几 Byte 数据，有必要把完整的数据页刷盘吗？而且数据页刷盘是随机写，一个数据页对应的位置可能在硬盘文件的随机位置，所以写入性能是很差。

如果是写 redo log，一行记录可能就占几十 Byte，只包含表空间号、数据页号、磁盘文件偏移 量、更新值，再加上是顺序写，所以刷盘速度很快。

所以用 redo log 形式记录修改内容，性能会远远超过刷数据页的方式，这也让数据库的并发能力更强。

其实内存的数据页在一定时机也会刷盘，我们把这称为页合并

binlog

不管用什么存储引擎，只要发生了表数据更新，都会产生 binlog 日志。那 binlog 到底是用来干嘛的？

可以说MySQL数据库的数据备份、主备、主主、主从都离不开binlog，需要依靠binlog来同步数据，保证数据一致性。

MySQL根据binlog还原数据

binlog会记录所有涉及更新数据的逻辑操作。

binlog与redo log的异同

  1. ** redo log 是物理日志，属于 InnoDB 存储引擎**，记录内容是“在某个数据页上做了什么修改”。而 binlog 是逻辑日志，所有存储引擎共有，属于MySQL Server 层。
  2. redo log 是循环写的，空间固定会用完然后复写；binlog 是可以追加写入的。“追加写”是指 binlog 文件写到一定大小后会切换到下一个，并不会覆盖以前的日志。

记录格式

binlog 日志有三种格式，可以通过binlog_format参数指定：

  • statement
  • row
  • mixed

指定statement，记录的内容是SQL语句原文，比如执行一条 update T set update_time=now() where id=1，记录的数据如下：

BEGIN                                     -- 事务开始
user 库名；
update T set update_time=now(）where id=1
COMMIT xid = xxx                          -- 提交事务与事务id

同步数据时，会执行记录的SQL语句，但是有个问题，update_time=now()这里会获取当前系统时间，直接执行会导致与原库的数据不一致。为了解决这种问题，我们需要将binlog_format参数指定为row，记录的内容不再是简单的SQL语句了，还包含操作的具体数据，记录内容如下。

binlog的row格式数据

row格式记录的内容看不到详细信息，要通过mysqlbinlog工具解析出来。

update_time=now()变成了具体的时间update_time=1627112756247，条件后面的@1、@2、@3 都是该行数据第 1 个~3 个字段的原始值（假设这张表只有 3 个字段）。这样就能保证同步数据的一致性，通常情况下都是指定为row，这样可以为数据库的恢复与同步带来更好的可靠性。

但是这种格式，需要更大的容量来记录，比较占用空间，恢复与同步时会更消耗IO资源，影响执行速度。所以就有了一种折中的方案，指定为mixed，记录的内容是前两者的混合。MySQL会判断这条SQL语句是否可能引起数据不一致，如果是，就用row格式，否则就用statement格式。

写入机制

binlog的写入时机也非常简单，事务执行过程中，先把日志写到binlog cache，事务提交的时候，再把binlog cache写到binlog文件中。每次写入的最小单位都是16KB(对应page的大小) ，即使对应的16KB中只有个别数据发生了变化。

因为一个事务的binlog不能被拆开，无论这个事务多大，也要确保一次性写入，所以系统会给每个线程分配一个块内存作为binlog cache。可以通过binlog_cache_size参数控制单个线程 binlog cache 大小，如果存储内容超过了这个参数，就要暂存到磁盘（Swap）。

binlog日志刷盘流程如下：

SQL => 事务开始 => 写undo log并更新内存数据 => 写redo log并处于prepare状态 => 写binlog => 提交事务；redo log更新为commit状态 => 返回响应

binlog日志刷盘流程转存失败，建议直接上传图片文件

  • 上图的 write，是指把日志写入到文件系统的 page cache，并没有把数据持久化到磁盘，所以速度比较快
  • 上图的 fsync，才是将数据持久化到磁盘的操作

write和fsync的时机，可以由参数sync_binlog控制，默认是0。为0的时候，表示每次提交事务都只write，由系统自行判断什么时候执行fsync。虽然性能得到提升，但是机器宕机，page cache里面的 binglog 会丢失。

为了安全起见，可以设置为1，表示每次提交事务都会执行fsync，就如同binlog 日志刷盘流程一样。

最后还有一种折中方式，可以设置为N(N>1)，表示每次提交事务都write，但累积N个事务后才fsync。在出现IO瓶颈的场景里，将sync_binlog设置成一个比较大的值，可以提升性能。相对应的，如果机器宕机，会丢失最近N个事务的binlog日志。

日志的两阶段提交

redo log（重做日志）让InnoDB存储引擎拥有了崩溃恢复能力。binlog（归档日志）保证了MySQL集群架构的数据一致性。虽然它们都属于持久化的保证，但是侧重点不同。

在执行更新语句过程，会记录redo log与binlog两块日志，以基本的事务为单位，redo log在事务执行过程中可以不断写入，而binlog只有在提交事务时才写入，所以redo log与binlog的写入时机不一样。

redo log与binlog两份日志之间的逻辑不一致，会出现什么问题？

我们以update语句为例，假设id=2的记录，字段c值是0，把字段c值更新成1，SQL语句为update T set c=1 where id=2。假设执行过程中写完redo log日志后，binlog日志写期间发生了异常，会出现什么情况呢？

由于binlog没写完就异常，这时候binlog里面没有对应的修改记录。因此，之后用binlog日志恢复数据时，就会少这一次更新，恢复出来的这一行c值是0，而原库因为redo log日志恢复，这一行c值是1，最终数据不一致。

为了解决两份日志之间的逻辑一致问题，InnoDB存储引擎使用两阶段提交方案。

原理很简单，将redo log的写入拆成了 prepare和commit 两个步骤，这就是两阶段提交。

MySQL的两阶段提交流程示意图转存失败，建议直接上传图片文件

使用两阶段提交后，写入binlog时发生异常也不会有影响，因为MySQL根据redo log日志恢复数据时，发现redo log还处于prepare阶段，并且没有对应binlog日志，就会回滚该事务。

再看一个场景，redo log设置commit阶段发生异常，那会不会回滚事务呢？

redo log设置commit阶段发生异常

并不会回滚事务，它会执行上图框住的逻辑，虽然redo log是处于prepare阶段，但是能通过事务id找到对应的binlog日志，所以MySQL认为是完整的，就会提交事务恢复数据。

undo log

我们知道如果想要保证事务的原子性，就需要在异常发生时，对已经执行的操作进行回滚，在 MySQL 中，恢复机制是通过 回滚日志（undo log） 实现的，所有事务进行的修改都会先记录到这个回滚日志中，然后再执行相关的操作。如果执行过程中遇到异常的话，我们直接利用 回滚日志 中的信息将数据回滚到修改之前的样子即可！并且，回滚日志会先于数据持久化到磁盘上。这样就保证了即使遇到数据库突然宕机等情况，当用户再次启动数据库的时候，数据库还能够通过查询回滚日志来回滚将之前未完成的事务。

另外，MVCC 的实现依赖于：隐藏字段（ 6-byte DB_TRX_ID 、7-byte BD_ROLL_PTR、6-byte DB_ROW_ID）、Read View、undo log。在内部实现中，InnoDB 通过数据行的 DB_TRX_ID 和 Read View 来判断数据的可见性，如不可见，则通过数据行的 DB_ROLL_PTR 找到 undo log 中的历史版本。每个事务读到的数据版本可能是不一样的，在同一个事务中，用户只能看到该事务创建 Read View 之前已经提交的修改和该事务本身做的修改

总结

MySQL InnoDB 引擎使用 redo log(重做日志) 保证事务的持久性，使用 undo log(回滚日志) 来保证事务的原子性。

MySQL数据库的数据备份、主备、主主、主从都离不开binlog，需要依靠binlog来同步数据，保证数据一致性。

MySQL的两阶段提交机制是分布式事务实现的基石，不论宏观层面上使用何种分布式事务实现方案，都需要一个prepare阶段来完成事务数据的准备工作。

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