MySQL之日志系统

关键字：

1. redo log(重做日志)
2. binlog(归档日志)
3. WAL技术
4. crash-safe
5. 两阶段提交

上一篇文章我们系统的了解了一个查询语句的执行过程一般是经过连接器、分析器、优化器、执行器等功能模块，最后到达存储引擎。下面我们来了解一下更新语句的执行流程。

我们还是从一个表的一条更新语句说起，下面是这个表的创建语句，这个表有一个主键ID和一个整型字段c：

create table T(ID int primary key, c int);

如果要将ID=2这一行的值加1，SQL语句如下：

update T set c = c + 1 where ID = 2;

首先，可以确定的说，查询语句的那一套流程，更新语句同样会走一遍。

1.执行语句前要先连接数据库，这是连接器的工作。

前面我们说过，在一个表上有更新的时候，跟这个表有关的查询缓存会失效，所以这条语句就会把表T上所有的缓存结果都清空。这也就是一般不建议使用查询缓存的原因。

2.接下来分析器会通过词法和语法解析知道这是一条更新语句。优化器决定要使用ID这个索引。然后，执行器负责具体执行，找到这一行，然后更新。

与查询流程不一样的是，更新流程还涉及两个重要的日志模块，它们正是这篇文章讨论的重点：redo log(重做日志)和binlog(归档日志)。

物理日志：redo log

不知道你还记不记得《孔乙己》这篇文章，酒店掌柜有一个粉板，专门用来记录客人的赊账记录。如果赊账的人不多，那么他就可以把顾客名和账目写在板上。但是如果赊账的人多了，粉板总会有记不下的时候，这个时候掌柜一定还有一个专门记录赊账的账本。

如果有人要赊账或者还账的话，掌柜一般有两种做法：

1. 直接把账本翻出来，把这次赊的账加上去或者扣除掉。
2. 先在粉板上记下这次账，等打烊以后再把账本翻出来核算。

在生意红火柜台很忙时，掌柜一定会选择后者，因为前者操作实在太麻烦了。首先，得找到这个人的赊账总额那条记录。找到之后再拿出算盘计算，最后再将结果写回到账本上。相比之下，还是先在粉板上记一下方便。

同样在MySQL里也有这个问题，如果每次的更新操作都需要写进磁盘，然后磁盘也要找到对应的那条记录，然后再更新，整个过程IO成本；查找成本都很高。为了解决这个问题，MySQL的设计者就用了类似酒店掌柜粉板的思路来提升更新效率。

而粉板和账本配合的整个过程，其实就是MySQL里经常说到的WAL技术，WAL的全称是Write-Ahead Logging，它的关键点就是先写日志，再写磁盘，也就是先写粉板，等不忙的时候再写账本。

具体来说，当有一条记录需要更新的时候，InnoDB引擎就会先把记录写到 redo log（粉板）里面，并更新内存，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，而这个更新往往是在系统比较空闲的时候做，这就像打烊以后掌柜做的事。

如果今天赊账的不多，掌柜可以等打烊以后在整理。但是如果某天赊账的特别多，粉板写满了，又怎么办呢？这个时候掌柜只好放下手里的活，把粉板中的一部分赊账记录更新到账本中，然后把这些记录从粉板上擦掉，为记新账腾出空间。

与此类似，InnoDB的redo log 是固定大小的，比如可以配置为一组4个文件，每个文件的大小时1GB，那么这个粉板就可以总共记录4GB的操作。从头开始写，写到末尾就又回到开头循环写，如下面这个图所示。

write pos 是当前记录的位置，一边写以便后移，写到3号文件末尾就回到0号文件开头。check point是当前要擦除的位置，也是往后推移并循环的，擦除记录前要把记录更新到数据文件。

write pos和check point 之间的是粉板上还空着的部分（write pos到3号文件末尾再加上0号文件开头到check point的部分），可以用来记录新的操作。如果write pos追上check point，表示粉板满了，这个时候不能再执行新的更新，得停下来先擦掉一些记录，把check point推进一下。

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。

要理解crash-safe这个概念，可以想想前面赊账记录的例子。只要赊账记录记在了粉板上或者写在了账本上，之后即使掌柜忘记了，依然可以通过账本和粉板上的数据明确赊账账目。

逻辑日志：binlog

上一篇文章说过，MySQL整体来看，其实就有两块：一块是Server层，它主要做的是MySQL功能层面的事情；还有一块是引擎层，负责存储相关的具体事宜。上面聊到的粉板redo log 是InnoDB引擎特有的日志，而Server层也有自己的日志，称为binlog（归档日志）。

binlog有两种模式，statement模式记录的是SQL语句，row模式记录的是行的内容，记录两条更新前的行内容与更新后的行内容。

有两份日志的原因是最开始MySQL里并没有InnoDB引擎。MySQL自带的引擎是MyISAM，但是MyISAM没有crash-safe的能力，binlog日志只能用于归档。而InnoDB是另一个公司以插件形式引入MySQL的，既然只依靠binlog是没有crash-safe能力的，所以InnoDB使用另一套日志系统也就是说redo log 来实现crash-safe能力。

这两种日志有以下三点不同：

1. redo log 是InnoDB引擎特有的；binlog是MySQL的Server层实现的，所有引擎都可以使用。
2. redo log 是物理日志，记录的是“在某个数据页上做了什么修改”；binlog是逻辑日志，记录的是这个语句的原始逻辑，比如“给ID=2这行的c字段加1“。
3. redo log是循环写的，空间固定会用完；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。

有了对这两个日志的概念性理解，我们再来看执行器和InnoDB引擎在执行这个简单的update语句时的内部流程。

1. 执行器先找引擎取ID=2这一行。ID是主键，引擎直接用树搜索找到这一行。如果ID=2这一行所在的数据页本来就在内存中，就直接返回给执行器；否则，需要从磁盘读入内存，然后再返回。
2. 执行器拿到引擎给的行数据，把这个值加上1，比如原来是N，现在就是N+1，得到新的一行数据，在调用引擎接口写入这行新数据。
3. 引擎将这行新数据更新到内存中，同时将这个更新操作记录到redo log里面，此时redo log处于prepare状态。然后告知执行器执行完成了，随时可以提交事务。
4. 执行器生成这个操作的binlog，并把binlog写入磁盘。
5. 执行器调用引擎的提交事务接口，引擎把刚刚写入的redo log 改成提交（commit）状态，更新完成。

下面是update语句的执行流程，图中浅色框表示是在InnoDB内部执行的，深色框表示是在执行器中执行的。

可以发现redo log的写入拆成了两个步骤：prepare和commit，这就是两阶段提交。

两阶段提交的意义是为了让两份日志之间的逻辑一致。

前面说了，binlog记录的是所有的逻辑操作，并且采用的是追加写的形式。如果DBA承诺说可以让数据库恢复到半个月内任意一秒的状态，那么备份系统中一定会保存最近半个月的所有binlog，同时系统会定期做整库备份。这里的定期取决于系统的重要性，可以是一周一备，也可以是一天一备。

当需要恢复到指定的某一秒时，比如某天下午两点发现中午十二点有一次误删表，需要找回数据，那可以这么做：

1. 首先，找到最近的一次全量备份，如果运气好，可能就是昨天晚上的一个备份，从这个备份恢复到临时库；
2. 然后，从备份的时间点开始，将备份的binlog依次取出来，重放到中午误删表之前的那个时刻。

这样临时库就和误删之前的线上库一样了，然后你可以把表数据从临时库取出来，按需要恢复到线上库去。

说完了数据恢复过程，下面用反证法说明为什么日志需要两阶段提交。

由于redo log 和binlog是两个独立的逻辑，如果不用两阶段提交，要么就是先写完redo log 再写binlog，或者采用反过来的顺序。看看这两种方式会有什么问题。

仍然用前面的update语句来做例子。假设当前ID=2的行，字段c的值为0，再假设执行update语句过程中在写完第一个日志后，第二个日志还没有写完期间发生了crash，会出现什么情况呢？

1. 先写redo log 再写binlog。假设在redo log 写完，binlog还没有写完的时候，MySQL进程异常重启。由于我们前面说过redo log写完之后，系统即使崩溃，仍然能够把数据恢复回来，所以恢复后这一行c的值为1。但由于binlog没有写完就crash了，这时候binlog里面没有记录这个语句。因此，之后备份日志的时候，存起来的binlog里面就没有这条语句。如果需要用这个binlog来恢复临时库的话，由于这个语句的binlog丢失，这个临时库就会少了这一次更新，恢复出来的这一行c的值就是0，与原库的值不同。
2. 先写binlog再写 redo log。如果在binlog写完之后crash，由于redo log还没写，崩溃恢复以后这个事务无效，所以这一行的值为0。但是binlog里面已经记录了“把c从0改成1”这个日志。所以，在之后用binlog来恢复的时候就多了一个事务出来，恢复出来的这一行c的值就是1，与原库的值不同。

可以看到，如果不采用两阶段提交，那么数据库的状态就有可能和用它的日志恢复出来的库的状态不一致。而且不仅是误操作之后需要用这个过程来恢复数据。当数据库需要扩容的时候，也就是说需要再多搭建一些备库来增加系统的读能力的时候，现在常见的做法也是用全量备份加上应用binlog来实现，这个不一致就会导致线上出现主从数据库不一致的情况。

1 prepare阶段 2 写binlog 3 commit
当在2之前崩溃时
重启恢复：后发现没有commit，回滚。备份恢复：没有binlog 。
一致
当在3之前崩溃
重启恢复：虽没有commit，但满足prepare和binlog完整，所以重启后会自动commit。备份：有binlog. 一致

redo log 与binlog通过事务ID对应。

简单说，redo log 和binlog都可以用于表示事务的提交状态，而两阶段提交就是让这两个状态保持逻辑上的一致。

小结：

redo log日志用于保证crash-safe能力。innodb_flush_log_at_trx_commit这个参数设置成1的时候，表示每次事务的redo log都直接持久化到磁盘。这样可以保证MySQL异常重启后数据不丢失。

sync_binlog这个参数设置成1的时候，表示每次事务的binlog都持久化到磁盘。这样可以保证MySQL异常重启后binlog不丢失。

两阶段提交是跨系统维持数据逻辑一致性时常用的一个方案。

记录日志时写了磁盘，更新记录也是写磁盘，为什么说有了日志还会加快操作呢，因为写日志是顺序写，不用去找位置，而更新数据需要先找到数据对应的位置，

相应一次SQL要同时操作两个日志文件，写磁盘三次redo log两次 binlog一次