MySQL 日志系統(tǒng)中的redolog和binlog的用法，相信很多沒有經(jīng)驗(yàn)的人對此束手無策，為此本文總結(jié)了問題出現(xiàn)的原因和解決方法，通過這篇文章希望你能解決這個(gè)問題。
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之前我們了解了一條查詢語句的執(zhí)行流程，并介紹了執(zhí)行過程中涉及的處理模塊。一條查詢語句的執(zhí)行過程一般是經(jīng)過連接器、分析器、優(yōu)化器、執(zhí)行器等功能模塊，最后到達(dá)存儲(chǔ)引擎。
那么，一條 SQL 更新語句的執(zhí)行流程又是怎樣的呢？
首先我們創(chuàng)建一個(gè)表 user_info，主鍵為 id，創(chuàng)建語句如下：
CREATE TABLE `T` ( `ID` int(11) NOT NULL, `c` int(11) DEFAULT NULL, PRIMARY KEY (`ID`) ) ENGINE=InnoDB DEFAULT CHARSET=utf8mb4;
插入一條數(shù)據(jù)：
INSERT INTO T VALUES ('2', '1');
如果要將 ID=2 這一行的 c 的值加 1，SQL 語句為：
UPDATE T SET c = c + 1 WHERE ID = 2;
前面介紹過 SQL 語句基本的執(zhí)行鏈路，這里把那張圖拿過來。因?yàn)?，更新語句同樣會(huì)走一遍查詢語句走的流程。
通過連接器，客戶端與 MySQL 建立連接
update 語句會(huì)把 T 表上的所有查詢緩存結(jié)果清空
分析器會(huì)通過詞法分析和語法分析識別這是一條更新語句
優(yōu)化器會(huì)決定使用 ID 這個(gè)索引（聚簇索引）
執(zhí)行器負(fù)責(zé)具體執(zhí)行，找到匹配的一行，然后更新
更新過程中還會(huì)涉及 redo log（重做日志）和 binlog（歸檔日志）的操作
其中，這兩種日志默認(rèn)在數(shù)據(jù)庫的 data 目錄下，redo log 是 ib_logfile0 格式的，binlog 是 xxx-bin.000001 格式的。
接下來讓我們分別去研究下日志模塊中的 redo log 和 binlog。
在 MySQL 中，如果每一次的更新操作都需要寫進(jìn)磁盤，然后磁盤也要找到對應(yīng)的那條記錄，然后再更新，整個(gè)過程 IO 成本、查找成本都很高。為了解決這個(gè)問題，MySQL 的設(shè)計(jì)者就采用了日志（redo log）來提升更新效率。
而日志和磁盤配合的整個(gè)過程，其實(shí)就是 MySQL 里的 WAL 技術(shù)，WAL 的全稱是 Write-Ahead Logging，它的關(guān)鍵點(diǎn)就是先寫日志，再寫磁盤。
具體來說，當(dāng)有一條記錄需要更新的時(shí)候，InnoDB 引擎就會(huì)先把記錄寫到 redo log（redolog buffer）里面，并更新內(nèi)存（buffer pool），這個(gè)時(shí)候更新就算完成了。同時(shí)，InnoDB 引擎會(huì)在適當(dāng)?shù)臅r(shí)候（如系統(tǒng)空閑時(shí)），將這個(gè)操作記錄更新到磁盤里面（刷臟頁）。
redo log 是 InnoDB 存儲(chǔ)引擎層的日志，又稱重做日志文件，redo log 是循環(huán)寫的，redo log 不是記錄數(shù)據(jù)頁更新之后的狀態(tài)，而是記錄這個(gè)頁做了什么改動(dòng)。
redo log 是固定大小的，比如可以配置為一組 4 個(gè)文件，每個(gè)文件的大小是 1GB，那么日志總共就可以記錄 4GB 的操作。從頭開始寫，寫到末尾就又回到開頭循環(huán)寫，如下圖所示。
圖中展示了一組 4 個(gè)文件的 redo log 日志，checkpoint 是當(dāng)前要擦除的位置，擦除記錄前需要先把對應(yīng)的數(shù)據(jù)落盤（更新內(nèi)存頁，等待刷臟頁）。write pos 到 checkpoint 之間的部分可以用來記錄新的操作，如果 write pos 和 checkpoint 相遇，說明 redolog 已滿，這個(gè)時(shí)候數(shù)據(jù)庫停止進(jìn)行數(shù)據(jù)庫更新語句的執(zhí)行，轉(zhuǎn)而進(jìn)行 redo log 日志同步到磁盤中。checkpoint 到 write pos 之間的部分等待落盤（先更新內(nèi)存頁，然后等待刷臟頁）。
有了 redo log 日志，那么在數(shù)據(jù)庫進(jìn)行異常重啟的時(shí)候，可以根據(jù) redo log 日志進(jìn)行恢復(fù)，也就達(dá)到了 crash-safe。
redo log 用于保證 crash-safe 能力。innodb_flush_log_at_trx_commit 這個(gè)參數(shù)設(shè)置成 1 的時(shí)候，表示每次事務(wù)的 redo log 都直接持久化到磁盤。這個(gè)參數(shù)建議設(shè)置成 1，這樣可以保證 MySQL 異常重啟之后數(shù)據(jù)不丟失。
MySQL 整體來看，其實(shí)就有兩塊：一塊是 Server 層，它主要做的是 MySQL 功能層面的事情；還有一塊是引擎層，負(fù)責(zé)存儲(chǔ)相關(guān)的具體事宜。redo log 是 InnoDB 引擎特有的日志，而 Server 層也有自己的日志，稱為 binlog（歸檔日志）。
binlog 屬于邏輯日志，是以二進(jìn)制的形式記錄的是這個(gè)語句的原始邏輯，依靠 binlog 是沒有 crash-safe 能力的。
binlog 有兩種模式，statement 格式的話是記 sql 語句，row 格式會(huì)記錄行的內(nèi)容，記兩條，更新前和更新后都有。
sync_binlog 這個(gè)參數(shù)設(shè)置成 1 的時(shí)候，表示每次事務(wù)的 binlog 都持久化到磁盤。這個(gè)參數(shù)也建議設(shè)置成 1，這樣可以保證 MySQL 異常重啟之后 binlog 不丟失。
為什么會(huì)有兩份日志呢？
因?yàn)樽铋_始 MySQL 里并沒有 InnoDB 引擎。MySQL 自帶的引擎是 MyISAM，但是 MyISAM 沒有 crash-safe 的能力，binlog 日志只能用于歸檔。而 InnoDB 是另一個(gè)公司以插件形式引入 MySQL 的，既然只依靠 binlog 是沒有 crash-safe 能力的，所以 InnoDB 使用另外一套日志系統(tǒng)——也就是 redo log 來實(shí)現(xiàn) crash-safe 能力。
redo log 和 binlog 區(qū)別：
redo log 是 InnoDB 引擎特有的；binlog 是 MySQL 的 Server 層實(shí)現(xiàn)的，所有引擎都可以使用。
redo log 是物理日志，記錄的是在某個(gè)數(shù)據(jù)頁上做了什么修改；binlog 是邏輯日志，記錄的是這個(gè)語句的原始邏輯。
redo log 是循環(huán)寫的，空間固定會(huì)用完；binlog 是可以追加寫入的。追加寫是指 binlog 文件寫到一定大小后會(huì)切換到下一個(gè)，并不會(huì)覆蓋以前的日志。
有了對這兩個(gè)日志的概念性理解后，再來看執(zhí)行器和 InnoDB 引擎在執(zhí)行這個(gè) update 語句時(shí)的內(nèi)部流程。
執(zhí)行器先找引擎取 ID=2 這一行。ID 是主鍵，引擎直接用樹搜索找到這一行。如果 ID=2 這一行所在的數(shù)據(jù)頁本來就在內(nèi)存中，就直接返回給執(zhí)行器；否則，需要先從磁盤讀入內(nèi)存，然后再返回。
執(zhí)行器拿到引擎給的行數(shù)據(jù)，把這個(gè)值加上 1，比如原來是 N，現(xiàn)在就是 N+1，得到新的一行數(shù)據(jù)，再調(diào)用引擎接口寫入這行新數(shù)據(jù)。
引擎將這行新數(shù)據(jù)更新到內(nèi)存（InnoDB Buffer Pool）中，同時(shí)將這個(gè)更新操作記錄到 redo log 里面，此時(shí) redo log 處于 prepare 狀態(tài)。然后告知執(zhí)行器執(zhí)行完成了，隨時(shí)可以提交事務(wù)。
執(zhí)行器生成這個(gè)操作的 binlog，并把 binlog 寫入磁盤。
執(zhí)行器調(diào)用引擎的提交事務(wù)接口，引擎把剛剛寫入的 redo log 改成提交（commit）狀態(tài)，更新完成。
下圖為 update 語句的執(zhí)行流程圖，圖中灰色框表示是在 InnoDB 內(nèi)部執(zhí)行的，綠色框表示是在執(zhí)行器中執(zhí)行的。
其中將 redo log 的寫入拆成了兩個(gè)步驟：prepare 和 commit，這就是兩階段提交（2PC）。
MySQL 使用兩階段提交主要解決 binlog 和 redo log 的數(shù)據(jù)一致性的問題。
redo log 和 binlog 都可以用于表示事務(wù)的提交狀態(tài)，而兩階段提交就是讓這兩個(gè)狀態(tài)保持邏輯上的一致。下圖為 MySQL 二階段提交簡圖：
兩階段提交原理描述:
InnoDB redo log 寫盤，InnoDB 事務(wù)進(jìn)入 prepare 狀態(tài)。
如果前面 prepare 成功，binlog 寫盤，那么再繼續(xù)將事務(wù)日志持久化到 binlog，如果持久化成功，那么 InnoDB 事務(wù)則進(jìn)入 commit 狀態(tài)(在 redo log 里面寫一個(gè) commit 記錄)
備注: 每個(gè)事務(wù) binlog 的末尾，會(huì)記錄一個(gè) XID event，標(biāo)志著事務(wù)是否提交成功，也就是說，recovery 過程中，binlog 最后一個(gè) XID event 之后的內(nèi)容都應(yīng)該被 purge。
binlog 會(huì)記錄所有的邏輯操作，并且是采用追加寫的形式。當(dāng)需要恢復(fù)到指定的某一秒時(shí)，比如今天下午二點(diǎn)發(fā)現(xiàn)中午十二點(diǎn)有一次誤刪表，需要找回?cái)?shù)據(jù)，那你可以這么做：
首先，找到最近的一次全量備份，從這個(gè)備份恢復(fù)到臨時(shí)庫
然后，從備份的時(shí)間點(diǎn)開始，將備份的 binlog 依次取出來，重放到中午誤刪表之前的那個(gè)時(shí)刻。
這樣你的臨時(shí)庫就跟誤刪之前的線上庫一樣了，然后你可以把表數(shù)據(jù)從臨時(shí)庫取出來，按需要恢復(fù)到線上庫去。
redo log 和 binlog 有一個(gè)共同的數(shù)據(jù)字段，叫 XID。崩潰恢復(fù)的時(shí)候，會(huì)按順序掃描 redo log：
如果碰到既有 prepare、又有 commit 的 redo log，就直接提交；
如果碰到只有 parepare、而沒有 commit 的 redo log，就拿著 XID 去 binlog 找對應(yīng)的事務(wù)。
一個(gè)事務(wù)的 binlog 是有完整格式的：
statement 格式的 binlog，最后會(huì)有 COMMIT
row 格式的 binlog，最后會(huì)有一個(gè) XID event
在 MySQL 5.6.2 版本以后，還引入了 binlog-checksum 參數(shù)，用來驗(yàn)證 binlog 內(nèi)容的正確性。對于 binlog 日志由于磁盤原因，可能會(huì)在日志中間出錯(cuò)的情況，MySQL 可以通過校驗(yàn) checksum 的結(jié)果來發(fā)現(xiàn)。所以，MySQL 是有辦法驗(yàn)證事務(wù) binlog 的完整性的。
redo log 太小的話，會(huì)導(dǎo)致很快就被寫滿，然后不得不強(qiáng)行刷 redo log，這樣 WAL 機(jī)制的能力就發(fā)揮不出來了。
如果是幾個(gè) TB 的磁盤的話，直接將 redo log 設(shè)置為 4 個(gè)文件，每個(gè)文件 1GB。
實(shí)際上，redo log 并沒有記錄數(shù)據(jù)頁的完整數(shù)據(jù)，所以它并沒有能力自己去更新磁盤數(shù)據(jù)頁，也就不存在由 redo log 更新過去數(shù)據(jù)最終落盤的情況。
數(shù)據(jù)頁被修改以后，跟磁盤的數(shù)據(jù)頁不一致，稱為臟頁。最終數(shù)據(jù)落盤，就是把內(nèi)存中的數(shù)據(jù)頁寫盤。這個(gè)過程與 redo log 毫無關(guān)系。
在崩潰恢復(fù)場景中，InnoDB 如果判斷到一個(gè)數(shù)據(jù)頁可能在崩潰恢復(fù)的時(shí)候丟失了更新，就會(huì)將它讀到內(nèi)存，然后讓 redo log 更新內(nèi)存內(nèi)容。更新完成后，內(nèi)存頁變成臟頁，就回到了第一種情況的狀態(tài)。
在一個(gè)事務(wù)的更新過程中，日志是要寫多次的。比如下面這個(gè)事務(wù)：
重慶分公司
重慶分公司
begin;
INSERT INTO T1 VALUES ('1', '1');
INSERT INTO T2 VALUES ('1', '1');
commit;這個(gè)事務(wù)要往兩個(gè)表中插入記錄，插入數(shù)據(jù)的過程中，生成的日志都得先保存起來，但又不能在還沒 commit 的時(shí)候就直接寫到 redo log 文件里。
因此就需要 redo log buffer 出場了，它就是一塊內(nèi)存，用來先存 redo 日志的。也就是說，在執(zhí)行第一個(gè) insert 的時(shí)候，數(shù)據(jù)的內(nèi)存被修改了，redo log buffer 也寫入了日志。
但是，真正把日志寫到 redo log 文件，是在執(zhí)行 commit 語句的時(shí)候做的。
以下是我截取的部分 redo log buffer 的源代碼：
/** redo log buffer */
struct log_t{
char pad1[CACHE_LINE_SIZE];
lsn_t lsn;
ulint buf_free; // buffer 內(nèi)剩余空間的起始點(diǎn)的 offset
#ifndef UNIV_HOTBACKUP
char pad2[CACHE_LINE_SIZE];
LogSysMutex mutex;
LogSysMutex write_mutex;
char pad3[CACHE_LINE_SIZE];
FlushOrderMutex log_flush_order_mutex;
#endif /* !UNIV_HOTBACKUP */
byte* buf_ptr; // 隱性的 buffer
byte* buf; // 真正操作的 buffer
bool first_in_use;
ulint buf_size; // buffer大小
bool check_flush_or_checkpoint;
UT_LIST_BASE_NODE_T(log_group_t) log_groups;
#ifndef UNIV_HOTBACKUP
/** The fields involved in the log buffer flush @{ */
ulint buf_next_to_write;
volatile bool is_extending;
lsn_t write_lsn; /*!< last written lsn */
lsn_t current_flush_lsn;
lsn_t flushed_to_disk_lsn;
ulint n_pending_flushes;
os_event_t flush_event;
ulint n_log_ios;
ulint n_log_ios_old;
time_t last_printout_time;
/** Fields involved in checkpoints @{ */
lsn_t log_group_capacity;
lsn_t max_modified_age_async;
lsn_t max_modified_age_sync;
lsn_t max_checkpoint_age_async;
lsn_t max_checkpoint_age;
ib_uint64_t next_checkpoint_no;
lsn_t last_checkpoint_lsn;
lsn_t next_checkpoint_lsn;
mtr_buf_t* append_on_checkpoint;
ulint n_pending_checkpoint_writes;
rw_lock_t checkpoint_lock;
#endif /* !UNIV_HOTBACKUP */
byte* checkpoint_buf_ptr;
byte* checkpoint_buf;
/* @} */
};redo log buffer 本質(zhì)上只是一個(gè) byte 數(shù)組，但是為了維護(hù)這個(gè) buffer 還需要設(shè)置很多其他的 meta data，這些 meta data 全部封裝在 log_t 結(jié)構(gòu)體中。
這篇文章主要介紹了 MySQL 里面最重要的兩個(gè)日志，即物理日志 redo log（重做日志）和邏輯日志 binlog（歸檔日志），還講解了有與日志相關(guān)的一些問題。
另外還介紹了與 MySQL 日志系統(tǒng)密切相關(guān)的兩階段提交（2PC），兩階段提交是解決分布式系統(tǒng)的一致性問題常用的一個(gè)方案，類似的還有 三階段提交（3PC） 和 PAXOS 算法。
看完上述內(nèi)容，你們掌握MySQL 日志系統(tǒng)中的redolog和binlog的用法的方法了嗎？如果還想學(xué)到更多技能或想了解更多相關(guān)內(nèi)容，歡迎關(guān)注創(chuàng)新互聯(lián)行業(yè)資訊頻道，感謝各位的閱讀！
