简介：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，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。在此重点关注二进制日志bin log和事务日志(包括redo log 和 undo log )。

一、概念

redo log、undo log&bin log

重做日志（redo log）、回滚日志（undo log）、二进制日志（binlog）的基本概念。

redo log 是物理日志，undo log 和 binlog 是逻辑日志；

binlog二进制日志是server层的无论MySQL用什么引擎都会有的，主要是作主从复制，时间点恢复使用；

redo log重做日志是InnoDB存储引擎层的，用来保证事务安全；

undo log回滚日志保存了事务发生之前的数据的一个版本，可以用于回滚，同时可以提供多版本并发控制下的读（MVCC），也即非锁定读。

crash-safe

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。

举个列子：当我们修改的时候，写完内存了（buffer），但数据还没真正写到磁盘的时候。此时我们的数据库挂了，我们可以对数据进行恢复。

二、bin log

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。可以简单的理解为它存储着每条变更的SQL语句。

可以通过binlog来对数据进行恢复；

binlog 可以用于主从复制中，从库利用主库上的 binlog 进行重播，实现主从同步。用于数据库的基于时间点、位点等的还原操作。binlog 的模式分三种：Statement、Row、Mixed；

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；

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。

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。

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。

bin-log三种模式

Statement 模式

每一条修改数据的 sql 都会记录到 master 的 binlog 中，slave 在复制的时候，sql 进程会解析成和原来在 master 端执行时的相同的 sql 再执行。

优点：在 statement 模式下首先就是解决了 row 模式的缺点，不需要记录每一行数据的变化，从而减少了 binlog 的日志量，节省了 I/O 以及存储资源，提高性能。因为它只需要记录在 master 上执行的语句的细节以及执行语句的上下文信息。

缺点：在 statement 模式下，由于它是记录的执行语句，所以，为了让这些语句在 slave 端也能正确执行，那么它还必须记录每条语句在执行的时候的一些相关信息，即上下文信息，以保证所有语句在 slave 端和在 master 端执行结果相同。另外就是，由于 MySQL 现在发展比较快，很多新功能不断的加入，使 MySQL 的复制遇到了不小的挑战，自然复制的时候涉及到越复杂的内容，bug 也就越容易出现。在statement 中，目前已经发现不少情况会造成 MySQL 的复制出现问题，主要是在修改数据的时候使用了某些特定的函数或者功能才会出现，比如：sleep() 函数在有些版本中就不能被正确复制，在存储过程中使用了 last_insert_id() 函数，可能会使 slave 和 master 上得到不一致的 id 等等。由于 row 模式是基于每一行来记录变化的，所以不会出现类似的问题。

Row 模式

日志中会记录每一行数据被修改的形式，然后在 slave 端再对相同的数据进行修改。row 模式只记录要修改的数据，只有 value，不会有 sql 多表关联的情况。

优点：在 row 模式下，binlog 中可以不记录执行的 sql 语句的上下文相关的信息，仅仅只需要记录哪一条记录被修改了，修改成什么样了，所以 row 的日志内容会非常清楚的记录下每一行数据的修改细节，非常容易理解。而且不会出现某些特定情况下的存储过程和 function，以及 trigger 的调用和触发无法被正确复制问题。

缺点：在 row 模式下，当所有执行语句记录到日志中的时候，都将以每行记录的修改来记录，这样可能会产生大量的日志内容。

Mixed 模式

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。比如遇到表结构变更的时候就会以 statement 模式来记录，如果 SQL 语句确实就是 update 或者 delete 等修改数据的语句，那么还是会记录所有行的变更即采用ROW模式。

bin log生命周期

事务提交的时候，一次性将事务中的 sql 语句（一个事务可能对应多个 sql 语句）按照一定的格式记录到 binlog 中，这里与 redo log 很明显的差异就是 redo log 并不一定是在事务提交的时候才刷新到磁盘，而是在事务开始之后就开始逐步写入磁盘。binlog 的默认保存时间是由参数 expire_logs_days 配置的，对于非活动的日志文件，在生成时间超过 expire_logs_days 配置的天数之后，会被自动删除。

三、redo log

redo log 是物理日志，记载着每次在某个页上做了什么修改。写redo log也是需要写磁盘的，但它的好处就是顺序IO（我们都知道顺序IO比随机IO快非常多）。写入的速度很快。

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：

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！

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。

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：

0：延迟写。不会在事务提交时立即将redo log buffer写入到os buffer，而是每秒写入os buffer，然后立即写入到redo log file，也就是每秒刷盘；

1：实时写，实时刷。每次事务提交都会将redo log buffer写入os buffer，然后立即写入redo log file。数据能够及时入盘，但是每次事务提交都会刷盘，效率较低；

2：实时写，延时刷。每次事务提交都将redo log buffer写入os buffer，然后每秒将os buffer写入redo log file。

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。

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

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。

四、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。

主要作用

保存了事务发生之前的数据的一个版本，可以用于回滚；

同时可以提供多版本并发控制下的读（MVCC），也即非锁定读。

生命周期

事务开始之前，将当前事务版本生成 undo log，undo log 也会产生 redo log 来保证 undo log 的可靠性。

当事务提交之后，undo log 并不能立马被删除，而是放入待清理的链表。

由purge 线程判断是否有其它事务在使用 undo 段中表的上一个事务之前的版本信息，从而决定是否可以清理 undo log 的日志空间。

存储内容

undo log 存储的是逻辑格式的日志，保存了事务发生之前的上一个版本的数据，可以用于回滚。当一个旧的事务需要读取数据时，为了能读取到老版本的数据，需要顺着 undo 链找到满足其可见性的记录。

存储位置

默认情况下，undo 文件是保存在共享表空间的，也即 ibdatafile 文件中，当数据库中发生一些大的事务性操作的时候，要生成大量的 undo log 信息，这些信息全部保存在共享表空间中，因此共享表空间可能会变得很大，默认情况下，也就是 undo log 使用共享表空间的时候，被“撑大”的共享表空间是不会、也不能自动收缩的。因此，MySQL5.7 之后的“独立 undo 表空间”的配置就显得很有必要了。

五、两阶段提交

MySQL通过两阶段提交来保证redo log和binlog的数据是一致的。

MySQL最开始是没有InnoDB引擎的，binlog日志位于Server层，只是用于归档和主从复制，本身不具备crash safe的能力。而InnoDB依靠redo log具备了crash safe的能力，redo log和bin log同时记录，就需要保证两者的一致性。两个log的写入流程是：

写入redo log->事务状态设置为prepare->写入bin log->提交事务->修改redo log事务状态为commit

将 redo log 的写入拆成了两个步骤：prepare 和 commit，先prepare后commit，这个称为两段提交。

那么为什么需要两个段提交呢？redo log和binlog是两种不同的日志，就类似于分布式中的多节点提交请求，需要保证事务的一致性。redo log和binlog有一个公共字段XID，代表事务ID。当参数innodb_support_xa打开时，在执行事务的第一条SQL时候会去注册XA，根据第一条SQL的query id拼凑XID数据，然后存储在事务对象中。

如果两个日志单纯的分开提交，则可能会引发一些问题，如果简单分开提交，那么对于一条更新语句执行，有两种情况：

先写binlog，后写redo log：如果binlog写入了，在写redo log之前数据库宕机。那么在重启恢复的时候，通过binlog恢复了数据没问题。但是由于redo log没有写入，这个事务应该无效，也就是原库中就不应该有这条语句对应的更新。但是通过binlog恢复数据后，数据库中就多了这条更新

先写redo log，后写binlog：如果redo log写入了，在写binlog之前数据库宕机。那么在重启恢复的时候，通过binlog恢复从库，那么相对于主库来说，从库就少了这条更新

采取了两段提交之后，怎么做crash恢复呢？如果在写入binlog之前宕机了，那么事务需要回滚；如果事务commit之前宕机了，那么此时binlog cache中的数据可能还没有刷盘，那么验证binlog的完整性：到redo log中找到最近事务的XID，根据这个XID到binlog中去找（XID Event），如果找到了，说明在binlog中对应事务已经提交，那么提交redo log中事务即可；否则需要回滚事务。

栗子

updateTsetc=c+1whereID=2;

下图是这个 update 语句的执行流程图，图中绿色框表示是在 InnoDB 内部执行的，灰色框表示是在执行器中执行的。