mysql45讲pdf_讲政策读后感

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此文为极客时间：MySQL实战45讲的 2、15节日志相关部分和网上一些相关文章的内容的总结

一、redo log

1.概述

redo log又叫重做日志，提供的是数据丢失后的前滚操作。

redo log是innodb引擎独有的日志，使用了 WAL 技术（Write-Ahead Logging），也就是预写日志。它的关键点就是先写日志，再写磁盘。对应到Mysql中具体操作，就是每次更新操作，先写日志，然后更新内存数据，最后等系统压力小的时候再进行IO更新磁盘数据。避免了每一次更新都需要进行IO操作。redo log 是保证了事务持久性的关键。

redo log 一般用在数据库恢复的情况：

1. 如果是正常运行的实例的话，数据页被修改以后，跟磁盘的数据页不一致，称为脏页。最终数据落盘，就是把内存中的数据页写盘。这个过程，甚至与 redo log 毫无关系。
2. 在崩溃恢复场景中，InnoDB 如果判断到一个数据页可能在崩溃恢复的时候丢失了更新，就会将它读到内存，然后让 redo log 更新内存内容。更新完成后，内存页变成脏页，就回到了第一种情况的状态。

另外，redo log与undo log都被叫做事务日志。

2.组成

首先 redo log 包括两部分：

• 内存中的日志缓冲(redo log buffer)，该部分日志是易失性，的其中又分为三部分：
  1. Buffer Pool
  2. Log Buffer
  3. OS Buffer
• 二是磁盘上的重做日志文件(redo log file)，该部分日志是持久的；

由于有时候一次事务可能有多次更新，比如：

begin;
insert into t1 ...
insert into t2 ...
commit;

这个事务要往两个表中插入记录，插入数据的过程中，生成的日志都得先保存起来，但又不能在还没 commit 的时候就直接写到 redo log 文件里。所以就有了 log buffer 这么一块内存，用来先存 redo 日志的。记录了一部分后，根据一定的条件，再最后写入磁盘上的日志文件 log file。

3.日志刷盘策略

由于log buffer处于用户工作空间的内存中，要写入磁盘上的日志文件log file还需要经过操作系统内核空间的os buffer。因此需要调用操作系统的fsync()来完成这一过程。

我们可以简单的理解为os buffer到log files这一过程——也就是日志从内存刷入磁盘的过程——为刷盘。每次事务的提交必然会产生log buffer，但是刷入磁盘的动作却不一定与事务提交同步进行。

InnoDB 有个关键的参数 innodb_flush_log_at_trx_commit 控制 Redo Log 的刷盘策略，该参数有三个取值：

• 0：每秒刷一次盘。当设置为0的时候，事务提交时不会将 log buffer 中日志写入到 os buffer ，而是每一秒后才一次性将日志写入 os buffer 并调用 fsync() 写入到 log file 中。当系统崩溃，可能会丢失1秒钟的数据。
• 1：每次提交都刷盘。事务每次提交都会将 log buffer 中的日志写入 os buffer 并调用 fsync() 刷到 log file 中。这种方式即使系统崩溃也不会丢失任何数据，但是因为每次提交都写入磁盘，IO的性能较差。
• 2：根据innodb_flush_log_at_timeout决定什么时候刷盘。当设置为2的时候，每次提交都仅写入到os buffer，然后是每秒调用fsync()将os buffer中的日志写入到 log file。

4.写入策略

redo log是一个物理日志，我们知道数据库引擎加载是按“页”来的，redo log记录的就是每个“页”上的数据发生的变化。但是不像 binlog 那样，redo log 不记录 sql，而是以类似 session_id + date + file_id + block_id + 修改数据这样的格式去记录数据。

redo log的日志文件大小是根据配置固定的，如果有一组有四个文件，每个文件的大小是 1GB，那么总共就只能记录4GB的日志。

因为redo log是前滚日志，也就是说一旦事务成功提交且数据持久化落盘之后，此时日志中的对应事务数据记录就失去了意义。所以redo log类似一个环形链表，从前往后写，到底了就删除最前面的再回到开头往后写。

有了 redo log，InnoDB 就可以保证即使数据库发生异常重启，之前提交的并且在日志中有记录都数据可以找回，这个能力称为crash-safe。

二、undo log

undo log又叫回滚日志。事务未提交之前，undo log保存了未提交之前的版本数据，可作为数据旧版本快照供其他并发事务进行快照读。

因此，他能够提供两个功能：

• 回滚：当执行rollback时，就可以从undo log中的逻辑记录读取到相应的内容并进行回滚。

  简单的说：如果我们执行了insert操作，那么日志中就会新增一条相反的delete的sql；

• 多行版本控制(MVCC)：当读取的某一行被其他事务锁定时，它可以从undo log中分析出该行记录以前的数据是什么，从而提供该行版本信息，让用户实现非锁定一致性读取。

undo log保证了事务的原子性。

三、binlog

binlog 又叫二进制日志。是 Server 层特有的日志，无论哪个引擎都能使用。

它被用于记录 mysql 的数据更新（即使更新零条或者删除零条也会记录）。

binlog有三种工作模式：

• Row ：日志中会记录每一行数据被修改的情况，然后在slave端对相同的数据进行修改。
• Statement：每一条被修改数据的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 master 端执行过的相同的sql再次执行。
• Mixed：结合了 Row 和 Statement 的优点，同时 binlog 结构也更复杂。

四、redo log 和 binlog

• binlog 是 mysql 自带的，redo log 是 innodb 引擎自带的
• binlog 记录的是每一行数据的变化或修改数据的 sql，redo log 记录的是数据页的变化
• binlog 能够实现归档功能，通过 binlog 可以实现备份，redo log 是循环写的，历史日志不会一直保留
• mysql 高可用基于 binlog，像主从等系统机制都依赖于 binlog

五、两阶段提交

1.概述

当innodb执行修改时，会经历一个两阶段提交的过程：

• 执行器根据sql写入新数据，然后新数据更新到内存里
• 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。
• 执行器生成这个操作的 binlog，并把 binlog 写入磁盘。
• 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

那么如果事务提交过程中出现了异常，数据库崩溃了，就会有以下几种情况：

• 写 binlog 前崩溃了：对于时刻A，redo log 还是 prepare，binlog 没写，此时崩溃后事务回滚。

• 写 binlog 后崩溃了：对于时刻B，redo log 还是 prepare，binlog 已经写了，此时发生崩溃后情况如下：

  1. 如果redo log 已经标记为 commit，则提交事务，重做

  2. 如果redo log 还是 prepare，则去检查 binlog 记录的对应事务是否存在：

     如果存在，就提交事务，重做

     如果不存在，就回滚

2.为什么需要两阶段提交

我们举个反例，说明一下他的必要性。假设我们要更新某条数据的A字段由0变为2：

• 先 redo log 再 binlog，服务挂了：由于 redo log 还在，可以通过 redo log 恢复数据，A此时是2。但是如果后面要通过binlog恢复数据时，由于binlog中没有这次修改的记录，恢复后的数据库/备份库就会变为0，丢失了这次更新。
• 先 binlog 再 redo log，服务挂了：由于 redo log 没记录这次更新，所以恢复后这次事务无效，A此时是0。但是 binlog 已经有了“A从0变成2这个记录”，所以恢复以后等于多了一次事务。

之所以这样做，归根结底是为了保证数据库事务的一致性：

因为不管是从库或者备份库都需要通过读取 binlog 来同步数据，所以为了保证保证和主库数据一致，binlog 里记录的每一条事务就必须是已经提交了的，也就是一定要保证往 binlog 里写入数据以后事务不能回滚。

总结

• redo log保证更新不丢失，支持的是事务的持久性
• undo log保证事务不成功可以回滚，支持的是事务的原子性
• redo log和binlog的二次提交机制，为事务的一致性提供了一定的保证