学习日志-mysql的日志系统

经常听DBA同事说，mysql可以恢复到半个月内任意一秒的状态，是否好奇是怎么做到的？

我们还是从一个表的一条更新语句说起，更新一个ID为主键和有一个整形字段c的表，ID = 1的行，例如下面这条更新语句：

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

先附上mysql的逻辑架构图：

mysql逻辑架构图.png

更新语句会按照基本架构流程走一遍。

mysql的更新流程，涉及两个重要的日志模块，也就是我们今天要讨论的日志系统的主要构成：redo log（重做日志）和bin log（归档日志）。虽然非DBA的同学基本不会关注这两个日志作用，但是redo log和bin log在设计上有很多可以借鉴的地方，这些设计思路可以用的平时的应用开发中。

重要的日志模块：redo log

mysql的数据更新，最终都要将数据写进磁盘。如果每一次更新，都要直接写进磁盘，就要在磁盘找到对应的那条记录，然后再更新，整个过程IO成本、查找成本都会很高。为了解决这个问题，mysql的设计者就采用了redo log来提升更新效率。

log和磁盘的配合写入，就是mysql里常说的WAL技术，WAL全程是Write-Ahead Logging，它的关键思路是先写日志，再写磁盘。
具体来说，当有一条记录需要更新的时候吗，InnoDB会先将记录写到redo log里，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，而这个更新往往是操作系统比价空闲的时候。

如果某个时刻操作不是很多，InnoDB可以等空闲的时候再写入磁盘，但如果操作很多，log中又写满了，该怎么办呢？
InnoDB的redo log是固定大小的文件，比如可以配置为一组4个文件，每个文件大小是1GB，那么就总共可以记录4GB的操作。redo log从头开始写，写到末尾就又回到开头循环写，如下图所示：

redo log示意图.png

write pos是当前的记录的位置，一边写一边后移，写到3号文件末尾就又回到0号文件开头。check point是当前要擦除的位置，也是往后推移并且循环的，擦除记录之前要把记录更新到数据文件。

write pos和check point之间是空闲的部分，可以用来记录新的操作。如果write pos追上了check point，标识日志已经写满 了，这个时候不能再执行更新，得停下来先擦掉一些记录，把check point往前推进一下。

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

重要的日志模块：binlog

从mysql的逻辑架构图来看，其实就两块：一块是Server层，它主要做的是mysql功能层面的事情；另一块是引擎层，负责存储相关的具体事宜。
上面我们聊到的redo log是InnoDB引擎特有的日志，而Server层也有自己的日志--binlog（归档日志）。

为什么会有两份日志系统呢？
因为最开始mysql里没有InnoDB引擎。mysql自带的引擎是MyISAM，但是MyISAM没有crash-safe能力，binlog日志只能用于归档。而InnoDB是另个一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使用另外一套日志系统--也就是redo log来实现crash safe能力。

这两种日志系统有以下三点不同。

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“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 = 1的这一行加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。“追加写入”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update语句时的内部流程。

1. 执行器先找引擎取ID=1这一行。ID是主键，引擎直接使用树搜索到这一样。如果ID=1的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，需要先从磁盘读入内存，然后再返回。
2. 执行器拿到引擎给的行数据，把这个数据加上1，比如原来是N，现在就是N+1，得到新的一行数据，再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，此时的redo log处于prepare状态。然后告知执行器完成了，可以随时提交事务。
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。

这里给出一个update语句的执行流程图，图中浅色框表示在InnoDB内部执行的，深色框表示在执行器中执行的。

update语句执行流程.png

你可能注意到了，最后三步有点“绕”，将redo log的写入拆分成了两个步骤：prepare和commit，这就是“两阶段提交”。

两阶段提交

为什么必须有“两阶段提交”呢？
这是为了让两份日志之间保持逻辑一致。要说明这个问题，我们得从开篇的问题说起：怎样让数据库恢复到半个月内任意一秒的状态？

我们前面说过了，binlog日志会记录所有的逻辑操作，并且采用“追加写”的方式。如果你的DBA承诺说半个月内可以恢复，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，可以是一天一备，也可以是一周一备。
当需要回到指定的某一秒时，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，那你可以这么做：

1. 首先，找到最近的一次全量备份，如果你运气好，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一次取出来，重放到中午误删表之前的那个时刻。

这样你的临时库就跟误删之前的线上库一样了，然后你就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，我们回来说为什么日志需要“两阶段提交”。这里不妨用反证法解释一下。

由于redo log和binlog是两个独立的逻辑，如果不用两阶段提交，要么先写完redo log再写binlog，或者采用过来的顺序。我们看看这样会有什么问题。

仍然用前面的update来做栗子。假设当前ID=1的行，字段c的值是0，再假设执行update语句过程中在写完第一个日志之后，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后写binlog。假设在redo log写完，binlog没有写完的时候，发生了异常重启。按照之前的逻辑，从redo log恢复回来的数据，恢复后这一行的数据c的值是1。
   但是由于binlog没有记录这个语句，因此之后备份日志的时候，存起来的binlog就没有这条语句。
   然后如果使用这个binlog来恢复临时库，由于binlog的丢失，这个临时库就少了一次更新，导致了数据错误。
2. 先写binlog再写redo log。如果在binlog写完之后crash，由于redo log还没有写，崩溃以后这个事务无效，所以这一行c的值是0，单binlog里面已经记录了“把c从0改成1”这个日志。所以之后用binlog来恢复的时候就多了一个事务出来，恢复出来的这样c的值就是1，与原库不同。

你可能会觉得，这个概率很低，平时也没有动不动就要恢复临时库的场景呀。

其实不是的，不止误操作的恢复数据，当你扩容的时候，就是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来实现的。