mysql redolog undolog binlog

 

前言

mysql 先寫日誌，再寫磁盤。undolog 存儲 修改前的原始記錄（邏輯日誌，如果insert操作，會添加一條相反的delete的sql），redolog存儲新的修改數據（記錄物理數據頁的修改,指定磁盤上數據物理頁的地址,兩階段提交，prepare,commit）https://techlog.cn/article/list/10183403。binlog存儲所有增刪改的時間（有幾種日誌格式可選SBR，RBR，MBR）https://techlog.cn/article/list/10183401。

 

innodb事務日誌包括redo log和undo log。redo log是重做日誌，提供前滾操作，undo log是回滾日誌，提供回滾操作。

undo log不是redo log的逆向過程，其實它們都算是用來恢復的日誌：
1.redo log通常是物理日誌，記錄的是數據頁的物理修改，而不是某一行或某幾行修改成怎樣怎樣，它用來恢復提交後的物理數據頁(恢復數據頁，且只能恢復到最後一次提交的位置)。
2.undo用來回滾行記錄到某個版本。undo log一般是邏輯日誌，根據每行記錄進行記錄。

1.redo log

1.1 redo log和二進制日誌的區別

二進制日誌相關內容，參考：MariaDB/MySQL的二進制日誌。

redo log不是二進制日誌。雖然二進制日誌中也記錄了innodb表的很多操作，也能實現重做的功能，但是它們之間有很大區別。

1. 二進制日誌是在存儲引擎的上層產生的，不管是什麼存儲引擎，對數據庫進行了修改都會產生二進制日誌。而redo log是innodb層產生的，只記錄該存儲引擎中表的修改。並且二進制日誌先於redo log被記錄。具體的見後文group commit小結。
2. 二進制日誌記錄操作的方法是邏輯性的語句。即便它是基於行格式的記錄方式，其本質也還是邏輯的SQL設置，如該行記錄的每列的值是多少。而redo log是在物理格式上的日誌，它記錄的是數據庫中每個頁的修改。
3. 二進制日誌只在每次事務提交的時候一次性寫入緩存中的日誌"文件"(對於非事務表的操作，則是每次執行語句成功後就直接寫入)。而redo log在數據準備修改前寫入緩存中的redo log中，然後纔對緩存中的數據執行修改操作；而且保證在發出事務提交指令時，先向緩存中的redo log寫入日誌，寫入完成後才執行提交動作。
4. 因爲二進制日誌只在提交的時候一次性寫入，所以二進制日誌中的記錄方式和提交順序有關，且一次提交對應一次記錄。而redo log中是記錄的物理頁的修改，redo log文件中同一個事務可能多次記錄，最後一個提交的事務記錄會覆蓋所有未提交的事務記錄。例如事務T1，可能在redo log中記錄了 T1-1,T1-2,T1-3，T1* 共4個操作，其中 T1* 表示最後提交時的日誌記錄，所以對應的數據頁最終狀態是 T1* 對應的操作結果。而且redo log是併發寫入的，不同事務之間的不同版本的記錄會穿插寫入到redo log文件中，例如可能redo log的記錄方式如下： T1-1,T1-2,T2-1,T2-2,T2*,T1-3,T1* 。
5. 事務日誌記錄的是物理頁的情況，它具有冪等性，因此記錄日誌的方式極其簡練。冪等性的意思是多次操作前後狀態是一樣的，例如新插入一行後又刪除該行，前後狀態沒有變化。而二進制日誌記錄的是所有影響數據的操作，記錄的內容較多。例如插入一行記錄一次，刪除該行又記錄一次。

1.2 redo log的基本概念

redo log包括兩部分：一是內存中的日誌緩衝(redo log buffer)，該部分日誌是易失性的；二是磁盤上的重做日誌文件(redo log file)，該部分日誌是持久的。

在概念上，innodb通過force log at commit機制實現事務的持久性，即在事務提交的時候，必須先將該事務的所有事務日誌寫入到磁盤上的redo log file和undo log file中進行持久化。

爲了確保每次日誌都能寫入到事務日誌文件中，在每次將log buffer中的日誌寫入日誌文件的過程中都會調用一次操作系統的fsync操作(即fsync()系統調用)。因爲MariaDB/MySQL是工作在用戶空間的，MariaDB/MySQL的log buffer處於用戶空間的內存中。要寫入到磁盤上的log file中(redo:ib_logfileN文件,undo:share tablespace或.ibd文件)，中間還要經過操作系統內核空間的os buffer，調用fsync()的作用就是將OS buffer中的日誌刷到磁盤上的log file中。

也就是說，從redo log buffer寫日誌到磁盤的redo log file中，過程如下： 

在此處需要注意一點，一般所說的log file並不是磁盤上的物理日誌文件，而是操作系統緩存中的log file，官方手冊上的意思也是如此(例如：With a value of 2, the contents of the InnoDB log buffer are written to the log file after each transaction commit and the log file is flushed to disk approximately once per second)。但說實話，這不太好理解，既然都稱爲file了，應該已經屬於物理文件了。所以在本文後續內容中都以os buffer或者file system buffer來表示官方手冊中所說的Log file，然後log file則表示磁盤上的物理日誌文件，即log file on disk。

另外，之所以要經過一層os buffer，是因爲open日誌文件的時候，open沒有使用O_DIRECT標誌位，該標誌位意味着繞過操作系統層的os buffer，IO直寫到底層存儲設備。不使用該標誌位意味着將日誌進行緩衝，緩衝到了一定容量，或者顯式fsync()纔會將緩衝中的刷到存儲設備。使用該標誌位意味着每次都要發起系統調用。比如寫abcde，不使用o_direct將只發起一次系統調用，使用o_object將發起5次系統調用。

MySQL支持用戶自定義在commit時如何將log buffer中的日誌刷log file中。這種控制通過變量 innodb_flush_log_at_trx_commit 的值來決定。該變量有3種值：0、1、2，默認爲1。但注意，這個變量只是控制commit動作是否刷新log buffer到磁盤。

• 當設置爲1的時候，事務每次提交都會將log buffer中的日誌寫入os buffer並調用fsync()刷到log file on disk中。這種方式即使系統崩潰也不會丟失任何數據，但是因爲每次提交都寫入磁盤，IO的性能較差。
• 當設置爲0的時候，事務提交時不會將log buffer中日誌寫入到os buffer，而是每秒寫入os buffer並調用fsync()寫入到log file on disk中。也就是說設置爲0時是(大約)每秒刷新寫入到磁盤中的，當系統崩潰，會丟失1秒鐘的數據。
• 當設置爲2的時候，每次提交都僅寫入到os buffer，然後是每秒調用fsync()將os buffer中的日誌寫入到log file on disk。

注意，有一個變量 innodb_flush_log_at_timeout 的值爲1秒，該變量表示的是刷日誌的頻率，很多人誤以爲是控制 innodb_flush_log_at_trx_commit 值爲0和2時的1秒頻率，實際上並非如此。測試時將頻率設置爲5和設置爲1，當 innodb_flush_log_at_trx_commit 設置爲0和2的時候性能基本都是不變的。關於這個頻率是控制什麼的，在後面的"刷日誌到磁盤的規則"中會說。

在主從複製結構中，要保證事務的持久性和一致性，需要對日誌相關變量設置爲如下：

• 如果啓用了二進制日誌，則設置sync_binlog=1，即每提交一次事務同步寫到磁盤中。
• 總是設置innodb_flush_log_at_trx_commit=1，即每提交一次事務都寫到磁盤中。

上述兩項變量的設置保證了：每次提交事務都寫入二進制日誌和事務日誌，並在提交時將它們刷新到磁盤中。

選擇刷日誌的時間會嚴重影響數據修改時的性能，特別是刷到磁盤的過程。下例就測試了 innodb_flush_log_at_trx_commit 分別爲0、1、2時的差距。

#創建測試表
drop table if exists test_flush_log;
create table test_flush_log(id int,name char(50))engine=innodb;

#創建插入指定行數的記錄到測試表中的存儲過程
drop procedure if exists proc;
delimiter $$
create procedure proc(i int)
begin
    declare s int default 1;
    declare c char(50) default repeat('a',50);
    while s<=i do
        start transaction;
        insert into test_flush_log values(null,c);
        commit;
        set s=s+1;
    end while;
end$$
delimiter ;

當前環境下， innodb_flush_log_at_trx_commit 的值爲1，即每次提交都刷日誌到磁盤。測試此時插入10W條記錄的時間。

mysql> call proc(100000);
Query OK, 0 rows affected (15.48 sec)

結果是15.48秒。

再測試值爲2的時候，即每次提交都刷新到os buffer，但每秒才刷入磁盤中。

mysql> set @@global.innodb_flush_log_at_trx_commit=2;    
mysql> truncate test_flush_log;

mysql> call proc(100000);
Query OK, 0 rows affected (3.41 sec)

結果插入時間大減，只需3.41秒。

最後測試值爲0的時候，即每秒才刷到os buffer和磁盤。

mysql> set @@global.innodb_flush_log_at_trx_commit=0;
mysql> truncate test_flush_log;

mysql> call proc(100000);
Query OK, 0 rows affected (2.10 sec)

結果只有2.10秒。

最後可以發現，其實值爲2和0的時候，它們的差距並不太大，但2卻比0要安全的多。它們都是每秒從os buffer刷到磁盤，它們之間的時間差體現在log buffer刷到os buffer上。因爲將log buffer中的日誌刷新到os buffer只是內存數據的轉移，並沒有太大的開銷，所以每次提交和每秒刷入差距並不大。可以測試插入更多的數據來比較，以下是插入100W行數據的情況。從結果可見，值爲2和0的時候差距並不大，但值爲1的性能卻差太多。

儘管設置爲0和2可以大幅度提升插入性能，但是在故障的時候可能會丟失1秒鐘數據，這1秒鐘很可能有大量的數據，從上面的測試結果看，100W條記錄也只消耗了20多秒，1秒鐘大約有4W-5W條數據，儘管上述插入的數據簡單，但卻說明了數據丟失的大量性。更好的插入數據的做法是將值設置爲1，然後修改存儲過程，將每次循環都提交修改爲只提交一次，這樣既能保證數據的一致性，也能提升性能，修改如下：

drop procedure if exists proc;
delimiter $$
create procedure proc(i int)
begin
    declare s int default 1;
    declare c char(50) default repeat('a',50);
    start transaction;
    while s<=i DO
        insert into test_flush_log values(null,c);
        set s=s+1;
    end while;
    commit;
end$$
delimiter ;

測試值爲1時的情況。

mysql> set @@global.innodb_flush_log_at_trx_commit=1;
mysql> truncate test_flush_log;

mysql> call proc(1000000);
Query OK, 0 rows affected (11.26 sec)

1.3 日誌塊(log block)

innodb存儲引擎中，redo log以塊爲單位進行存儲的，每個塊佔512字節，這稱爲redo log block。所以不管是log buffer中還是os buffer中以及redo log file on disk中，都是這樣以512字節的塊存儲的。

每個redo log block由3部分組成：日誌塊頭、日誌塊尾和日誌主體。其中日誌塊頭佔用12字節，日誌塊尾佔用8字節，所以每個redo log block的日誌主體部分只有512-12-8=492字節。

因爲redo log記錄的是數據頁的變化，當一個數據頁產生的變化需要使用超過492字節()的redo log來記錄，那麼就會使用多個redo log block來記錄該數據頁的變化。

日誌塊頭包含4部分：

• log_block_hdr_no：(4字節)該日誌塊在redo log buffer中的位置ID。
• log_block_hdr_data_len：(2字節)該log block中已記錄的log大小。寫滿該log block時爲0x200，表示512字節。
• log_block_first_rec_group：(2字節)該log block中第一個log的開始偏移位置。
• lock_block_checkpoint_no：(4字節)寫入檢查點信息的位置。

關於log block塊頭的第三部分 log_block_first_rec_group ，因爲有時候一個數據頁產生的日誌量超出了一個日誌塊，這是需要用多個日誌塊來記錄該頁的相關日誌。例如，某一數據頁產生了552字節的日誌量，那麼需要佔用兩個日誌塊，第一個日誌塊佔用492字節，第二個日誌塊需要佔用60個字節，那麼對於第二個日誌塊來說，它的第一個log的開始位置就是73字節(60+12)。如果該部分的值和 log_block_hdr_data_len 相等，則說明該log block中沒有新開始的日誌塊，即表示該日誌塊用來延續前一個日誌塊。

日誌尾只有一個部分： log_block_trl_no ，該值和塊頭的 log_block_hdr_no 相等。

上面所說的是一個日誌塊的內容，在redo log buffer或者redo log file on disk中，由很多log block組成。如下圖：

1.4 log group和redo log file

log group表示的是redo log group，一個組內由多個大小完全相同的redo log file組成。組內redo log file的數量由變量 innodb_log_files_group 決定，默認值爲2，即兩個redo log file。這個組是一個邏輯的概念，並沒有真正的文件來表示這是一個組，但是可以通過變量 innodb_log_group_home_dir 來定義組的目錄，redo log file都放在這個目錄下，默認是在datadir下。

mysql> show global variables like "innodb_log%";
+-----------------------------+----------+
| Variable_name               | Value    |
+-----------------------------+----------+
| innodb_log_buffer_size      | 8388608  |
| innodb_log_compressed_pages | ON       |
| innodb_log_file_size        | 50331648 |
| innodb_log_files_in_group   | 2        |
| innodb_log_group_home_dir   | ./       |
+-----------------------------+----------+

[root@xuexi data]# ll /mydata/data/ib*
-rw-rw---- 1 mysql mysql 79691776 Mar 30 23:12 /mydata/data/ibdata1
-rw-rw---- 1 mysql mysql 50331648 Mar 30 23:12 /mydata/data/ib_logfile0
-rw-rw---- 1 mysql mysql 50331648 Mar 30 23:12 /mydata/data/ib_logfile1

可以看到在默認的數據目錄下，有兩個ib_logfile開頭的文件，它們就是log group中的redo log file，而且它們的大小完全一致且等於變量 innodb_log_file_size 定義的值。第一個文件ibdata1是在沒有開啓 innodb_file_per_table 時的共享表空間文件，對應於開啓 innodb_file_per_table 時的.ibd文件。

在innodb將log buffer中的redo log block刷到這些log file中時，會以追加寫入的方式循環輪訓寫入。即先在第一個log file（即ib_logfile0）的尾部追加寫，直到滿了之後向第二個log file（即ib_logfile1）寫。當第二個log file滿了會清空一部分第一個log file繼續寫入。

由於是將log buffer中的日誌刷到log file，所以在log file中記錄日誌的方式也是log block的方式。

在每個組的第一個redo log file中，前2KB記錄4個特定的部分，從2KB之後纔開始記錄log block。除了第一個redo log file中會記錄，log group中的其他log file不會記錄這2KB，但是卻會騰出這2KB的空間。如下：

redo log file的大小對innodb的性能影響非常大，設置的太大，恢復的時候就會時間較長，設置的太小，就會導致在寫redo log的時候循環切換redo log file。

1.5 redo log的格式

因爲innodb存儲引擎存儲數據的單元是頁(和SQL Server中一樣)，所以redo log也是基於頁的格式來記錄的。默認情況下，innodb的頁大小是16KB(由 innodb_page_size 變量控制)，一個頁內可以存放非常多的log block(每個512字節)，而log block中記錄的又是數據頁的變化。

其中log block中492字節的部分是log body，該log body的格式分爲4部分：

• redo_log_type：佔用1個字節，表示redo log的日誌類型。
• space：表示表空間的ID，採用壓縮的方式後，佔用的空間可能小於4字節。
• page_no：表示頁的偏移量，同樣是壓縮過的。
• redo_log_body表示每個重做日誌的數據部分，恢復時會調用相應的函數進行解析。例如insert語句和delete語句寫入redo log的內容是不一樣的。

如下圖，分別是insert和delete大致的記錄方式。

1.6 日誌刷盤的規則

log buffer中未刷到磁盤的日誌稱爲髒日誌(dirty log)。

在上面的說過，默認情況下事務每次提交的時候都會刷事務日誌到磁盤中，這是因爲變量 innodb_flush_log_at_trx_commit 的值爲1。但是innodb不僅僅只會在有commit動作後纔會刷日誌到磁盤，這只是innodb存儲引擎刷日誌的規則之一。

刷日誌到磁盤有以下幾種規則：

1.發出commit動作時。已經說明過，commit發出後是否刷日誌由變量 innodb_flush_log_at_trx_commit 控制。

2.每秒刷一次。這個刷日誌的頻率由變量 innodb_flush_log_at_timeout 值決定，默認是1秒。要注意，這個刷日誌頻率和commit動作無關。

3.當log buffer中已經使用的內存超過一半時。

4.當有checkpoint時，checkpoint在一定程度上代表了刷到磁盤時日誌所處的LSN位置。

1.7 數據頁刷盤的規則及checkpoint

內存中(buffer pool)未刷到磁盤的數據稱爲髒數據(dirty data)。由於數據和日誌都以頁的形式存在，所以髒頁表示髒數據和髒日誌。

上一節介紹了日誌是何時刷到磁盤的，不僅僅是日誌需要刷盤，髒數據頁也一樣需要刷盤。

在innodb中，數據刷盤的規則只有一個：checkpoint。但是觸發checkpoint的情況卻有幾種。不管怎樣，checkpoint觸發後，會將buffer中髒數據頁和髒日誌頁都刷到磁盤。

innodb存儲引擎中checkpoint分爲兩種：

• sharp checkpoint：在重用redo log文件(例如切換日誌文件)的時候，將所有已記錄到redo log中對應的髒數據刷到磁盤。
• fuzzy checkpoint：一次只刷一小部分的日誌到磁盤，而非將所有髒日誌刷盤。有以下幾種情況會觸發該檢查點：
  • master thread checkpoint：由master線程控制，每秒或每10秒刷入一定比例的髒頁到磁盤。
  • flush_lru_list checkpoint：從MySQL5.6開始可通過 innodb_page_cleaners 變量指定專門負責髒頁刷盤的page cleaner線程的個數，該線程的目的是爲了保證lru列表有可用的空閒頁。
  • async/sync flush checkpoint：同步刷盤還是異步刷盤。例如還有非常多的髒頁沒刷到磁盤(非常多是多少，有比例控制)，這時候會選擇同步刷到磁盤，但這很少出現；如果髒頁不是很多，可以選擇異步刷到磁盤，如果髒頁很少，可以暫時不刷髒頁到磁盤
  • dirty page too much checkpoint：髒頁太多時強制觸發檢查點，目的是爲了保證緩存有足夠的空閒空間。too much的比例由變量 innodb_max_dirty_pages_pct 控制，MySQL 5.6默認的值爲75，即當髒頁佔緩衝池的百分之75後，就強制刷一部分髒頁到磁盤。

由於刷髒頁需要一定的時間來完成，所以記錄檢查點的位置是在每次刷盤結束之後纔在redo log中標記的。

MySQL停止時是否將髒數據和髒日誌刷入磁盤，由變量innodb_fast_shutdown={ 0|1|2 }控制，默認值爲1，即停止時只做一部分purge，忽略大多數flush操作(但至少會刷日誌)，在下次啓動的時候再flush剩餘的內容，實現fast shutdown。

1.8 LSN超詳細分析

LSN稱爲日誌的邏輯序列號(log sequence number)，在innodb存儲引擎中，lsn佔用8個字節。LSN的值會隨着日誌的寫入而逐漸增大。

根據LSN，可以獲取到幾個有用的信息：

1.數據頁的版本信息。

2.寫入的日誌總量，通過LSN開始號碼和結束號碼可以計算出寫入的日誌量。

3.可知道檢查點的位置。

實際上還可以獲得很多隱式的信息。

LSN不僅存在於redo log中，還存在於數據頁中，在每個數據頁的頭部，有一個fil_page_lsn記錄了當前頁最終的LSN值是多少。通過數據頁中的LSN值和redo log中的LSN值比較，如果頁中的LSN值小於redo log中LSN值，則表示數據丟失了一部分，這時候可以通過redo log的記錄來恢復到redo log中記錄的LSN值時的狀態。

redo log的lsn信息可以通過 show engine innodb status 來查看。MySQL 5.5版本的show結果中只有3條記錄，沒有pages flushed up to。

mysql> show engine innodb stauts
---
LOG
---
Log sequence number 2225502463
Log flushed up to   2225502463
Pages flushed up to 2225502463
Last checkpoint at  2225502463
0 pending log writes, 0 pending chkp writes
3201299 log i/o's done, 0.00 log i/o's/second

其中：

• log sequence number就是當前的redo log(in buffer)中的lsn；
• log flushed up to是刷到redo log file on disk中的lsn；
• pages flushed up to是已經刷到磁盤數據頁上的LSN；
• last checkpoint at是上一次檢查點所在位置的LSN。

innodb從執行修改語句開始：

(1).首先修改內存中的數據頁，並在數據頁中記錄LSN，暫且稱之爲data_in_buffer_lsn；

(2).並且在修改數據頁的同時(幾乎是同時)向redo log in buffer中寫入redo log，並記錄下對應的LSN，暫且稱之爲redo_log_in_buffer_lsn；

(3).寫完buffer中的日誌後，當觸發了日誌刷盤的幾種規則時，會向redo log file on disk刷入重做日誌，並在該文件中記下對應的LSN，暫且稱之爲redo_log_on_disk_lsn；

(4).數據頁不可能永遠只停留在內存中，在某些情況下，會觸發checkpoint來將內存中的髒頁(數據髒頁和日誌髒頁)刷到磁盤，所以會在本次checkpoint髒頁刷盤結束時，在redo log中記錄checkpoint的LSN位置，暫且稱之爲checkpoint_lsn。

(5).要記錄checkpoint所在位置很快，只需簡單的設置一個標誌即可，但是刷數據頁並不一定很快，例如這一次checkpoint要刷入的數據頁非常多。也就是說要刷入所有的數據頁需要一定的時間來完成，中途刷入的每個數據頁都會記下當前頁所在的LSN，暫且稱之爲data_page_on_disk_lsn。

詳細說明如下圖：

上圖中，從上到下的橫線分別代表：時間軸、buffer中數據頁中記錄的LSN(data_in_buffer_lsn)、磁盤中數據頁中記錄的LSN(data_page_on_disk_lsn)、buffer中重做日誌記錄的LSN(redo_log_in_buffer_lsn)、磁盤中重做日誌文件中記錄的LSN(redo_log_on_disk_lsn)以及檢查點記錄的LSN(checkpoint_lsn)。

假設在最初時(12:0:00)所有的日誌頁和數據頁都完成了刷盤，也記錄好了檢查點的LSN，這時它們的LSN都是完全一致的。

假設此時開啓了一個事務，並立刻執行了一個update操作，執行完成後，buffer中的數據頁和redo log都記錄好了更新後的LSN值，假設爲110。這時候如果執行 show engine innodb status 查看各LSN的值，即圖中①處的位置狀態，結果會是：

log sequence number(110) > log flushed up to(100) = pages flushed up to = last checkpoint at

之後又執行了一個delete語句，LSN增長到150。等到12:00:01時，觸發redo log刷盤的規則(其中有一個規則是 innodb_flush_log_at_timeout 控制的默認日誌刷盤頻率爲1秒)，這時redo log file on disk中的LSN會更新到和redo log in buffer的LSN一樣，所以都等於150，這時 show engine innodb status ，即圖中②的位置，結果將會是：

log sequence number(150) = log flushed up to > pages flushed up to(100) = last checkpoint at

再之後，執行了一個update語句，緩存中的LSN將增長到300，即圖中③的位置。

假設隨後檢查點出現，即圖中④的位置，正如前面所說，檢查點會觸發數據頁和日誌頁刷盤，但需要一定的時間來完成，所以在數據頁刷盤還未完成時，檢查點的LSN還是上一次檢查點的LSN，但此時磁盤上數據頁和日誌頁的LSN已經增長了，即：

log sequence number > log flushed up to 和 pages flushed up to > last checkpoint at

但是log flushed up to和pages flushed up to的大小無法確定，因爲日誌刷盤可能快於數據刷盤，也可能等於，還可能是慢於。但是checkpoint機制有保護數據刷盤速度是慢於日誌刷盤的：當數據刷盤速度超過日誌刷盤時，將會暫時停止數據刷盤，等待日誌刷盤進度超過數據刷盤。

等到數據頁和日誌頁刷盤完畢，即到了位置⑤的時候，所有的LSN都等於300。

隨着時間的推移到了12:00:02，即圖中位置⑥，又觸發了日誌刷盤的規則，但此時buffer中的日誌LSN和磁盤中的日誌LSN是一致的，所以不執行日誌刷盤，即此時 show engine innodb status 時各種lsn都相等。

隨後執行了一個insert語句，假設buffer中的LSN增長到了800，即圖中位置⑦。此時各種LSN的大小和位置①時一樣。

隨後執行了提交動作，即位置⑧。默認情況下，提交動作會觸發日誌刷盤，但不會觸發數據刷盤，所以 show engine innodb status 的結果是：

log sequence number = log flushed up to > pages flushed up to = last checkpoint at

最後隨着時間的推移，檢查點再次出現，即圖中位置⑨。但是這次檢查點不會觸發日誌刷盤，因爲日誌的LSN在檢查點出現之前已經同步了。假設這次數據刷盤速度極快，快到一瞬間內完成而無法捕捉到狀態的變化，這時 show engine innodb status 的結果將是各種LSN相等。

1.9 innodb的恢復行爲

在啓動innodb的時候，不管上次是正常關閉還是異常關閉，總是會進行恢復操作。

因爲redo log記錄的是數據頁的物理變化，因此恢復的時候速度比邏輯日誌(如二進制日誌)要快很多。而且，innodb自身也做了一定程度的優化，讓恢復速度變得更快。

重啓innodb時，checkpoint表示已經完整刷到磁盤上data page上的LSN，因此恢復時僅需要恢復從checkpoint開始的日誌部分。例如，當數據庫在上一次checkpoint的LSN爲10000時宕機，且事務是已經提交過的狀態。啓動數據庫時會檢查磁盤中數據頁的LSN，如果數據頁的LSN小於日誌中的LSN，則會從檢查點開始恢復。

還有一種情況，在宕機前正處於checkpoint的刷盤過程，且數據頁的刷盤進度超過了日誌頁的刷盤進度。這時候一宕機，數據頁中記錄的LSN就會大於日誌頁中的LSN，在重啓的恢復過程中會檢查到這一情況，這時超出日誌進度的部分將不會重做，因爲這本身就表示已經做過的事情，無需再重做。

另外，事務日誌具有冪等性，所以多次操作得到同一結果的行爲在日誌中只記錄一次。而二進制日誌不具有冪等性，多次操作會全部記錄下來，在恢復的時候會多次執行二進制日誌中的記錄，速度就慢得多。例如，某記錄中id初始值爲2，通過update將值設置爲了3，後來又設置成了2，在事務日誌中記錄的將是無變化的頁，根本無需恢復；而二進制會記錄下兩次update操作，恢復時也將執行這兩次update操作，速度比事務日誌恢復更慢。

1.10 和redo log有關的幾個變量

• innodb_flush_log_at_trx_commit={0|1|2} # 指定何時將事務日誌刷到磁盤，默認爲1。
  • 0表示每秒將"log buffer"同步到"os buffer"且從"os buffer"刷到磁盤日誌文件中。
  • 1表示每事務提交都將"log buffer"同步到"os buffer"且從"os buffer"刷到磁盤日誌文件中。
  • 2表示每事務提交都將"log buffer"同步到"os buffer"但每秒才從"os buffer"刷到磁盤日誌文件中。
• innodb_log_buffer_size：# log buffer的大小，默認8M
• innodb_log_file_size：#事務日誌的大小，默認5M
• innodb_log_files_group =2：# 事務日誌組中的事務日誌文件個數，默認2個
• innodb_log_group_home_dir =./：# 事務日誌組路徑，當前目錄表示數據目錄
• innodb_mirrored_log_groups =1：# 指定事務日誌組的鏡像組個數，但鏡像功能好像是強制關閉的，所以只有一個log group。在MySQL5.7中該變量已經移除。

2.undo log

2.1 基本概念

undo log有兩個作用：提供回滾和多個行版本控制(MVCC)。

在數據修改的時候，不僅記錄了redo，還記錄了相對應的undo，如果因爲某些原因導致事務失敗或回滾了，可以藉助該undo進行回滾。

undo log和redo log記錄物理日誌不一樣，它是邏輯日誌。可以認爲當delete一條記錄時，undo log中會記錄一條對應的insert記錄，反之亦然，當update一條記錄時，它記錄一條對應相反的update記錄。

當執行rollback時，就可以從undo log中的邏輯記錄讀取到相應的內容並進行回滾。有時候應用到行版本控制的時候，也是通過undo log來實現的：當讀取的某一行被其他事務鎖定時，它可以從undo log中分析出該行記錄以前的數據是什麼，從而提供該行版本信息，讓用戶實現非鎖定一致性讀取。

undo log是採用段(segment)的方式來記錄的，每個undo操作在記錄的時候佔用一個undo log segment。

另外，undo log也會產生redo log，因爲undo log也要實現持久性保護。

2.2 undo log的存儲方式

innodb存儲引擎對undo的管理採用段的方式。rollback segment稱爲回滾段，每個回滾段中有1024個undo log segment。

在以前老版本，只支持1個rollback segment，這樣就只能記錄1024個undo log segment。後來MySQL5.5可以支持128個rollback segment，即支持128*1024個undo操作，還可以通過變量 innodb_undo_logs (5.6版本以前該變量是 innodb_rollback_segments )自定義多少個rollback segment，默認值爲128。

undo log默認存放在共享表空間中。

[root@xuexi data]# ll /mydata/data/ib*
-rw-rw---- 1 mysql mysql 79691776 Mar 31 01:42 /mydata/data/ibdata1
-rw-rw---- 1 mysql mysql 50331648 Mar 31 01:42 /mydata/data/ib_logfile0
-rw-rw---- 1 mysql mysql 50331648 Mar 31 01:42 /mydata/data/ib_logfile1

如果開啓了 innodb_file_per_table ，將放在每個表的.ibd文件中。

在MySQL5.6中，undo的存放位置還可以通過變量 innodb_undo_directory 來自定義存放目錄，默認值爲"."表示datadir。

默認rollback segment全部寫在一個文件中，但可以通過設置變量 innodb_undo_tablespaces 平均分配到多少個文件中。該變量默認值爲0，即全部寫入一個表空間文件。該變量爲靜態變量，只能在數據庫示例停止狀態下修改，如寫入配置文件或啓動時帶上對應參數。但是innodb存儲引擎在啓動過程中提示，不建議修改爲非0的值，如下：

2017-03-31 13:16:00 7f665bfab720 InnoDB: Expected to open 3 undo tablespaces but was able
2017-03-31 13:16:00 7f665bfab720 InnoDB: to find only 0 undo tablespaces.
2017-03-31 13:16:00 7f665bfab720 InnoDB: Set the innodb_undo_tablespaces parameter to the
2017-03-31 13:16:00 7f665bfab720 InnoDB: correct value and retry. Suggested value is 0

2.3 和undo log相關的變量

undo相關的變量在MySQL5.6中已經變得很少。如下：它們的意義在上文中已經解釋了。

 mysql> show variables like "%undo%";
+-------------------------+-------+
| Variable_name           | Value |
+-------------------------+-------+
| innodb_undo_directory   | .     |
| innodb_undo_logs        | 128   |
| innodb_undo_tablespaces | 0     |
+-------------------------+-------+

2.4 delete/update操作的內部機制

當事務提交的時候，innodb不會立即刪除undo log，因爲後續還可能會用到undo log，如隔離級別爲repeatable read時，事務讀取的都是開啓事務時的最新提交行版本，只要該事務不結束，該行版本就不能刪除，即undo log不能刪除。

但是在事務提交的時候，會將該事務對應的undo log放入到刪除列表中，未來通過purge來刪除。並且提交事務時，還會判斷undo log分配的頁是否可以重用，如果可以重用，則會分配給後面來的事務，避免爲每個獨立的事務分配獨立的undo log頁而浪費存儲空間和性能。

通過undo log記錄delete和update操作的結果發現：(insert操作無需分析，就是插入行而已)

• delete操作實際上不會直接刪除，而是將delete對象打上delete flag，標記爲刪除，最終的刪除操作是purge線程完成的。
• update分爲兩種情況：update的列是否是主鍵列。
  • 如果不是主鍵列，在undo log中直接反向記錄是如何update的。即update是直接進行的。
  • 如果是主鍵列，update分兩部執行：先刪除該行，再插入一行目標行。

 

3.binlog和事務日誌的先後順序及group commit

如果事務不是隻讀事務，即涉及到了數據的修改，默認情況下會在commit的時候調用fsync()將日誌刷到磁盤，保證事務的持久性。

但是一次刷一個事務的日誌性能較低，特別是事務集中在某一時刻時事務量非常大的時候。innodb提供了group commit功能，可以將多個事務的事務日誌通過一次fsync()刷到磁盤中。

redolog 和binlog 日誌順序

 

在MySQL5.6以前，當事務提交(即發出commit指令)後，MySQL接收到該信號進入 prepare commit 階段；進入prepare階段後，立即寫內存中的二進制日誌，寫完內存中的二進制日誌後就相當於確定了commit操作；然後開始寫內存中的事務日誌；最後將二進制日誌和事務日誌刷盤，它們如何刷盤，分別由變量 sync_binlog 和 innodb_flush_log_at_trx_commit 控制。

 

但因爲要保證二進制日誌和事務日誌的一致性，在提交後的prepare階段會啓用一個prepare_commit_mutex鎖來保證它們的順序性和一致性。但這樣會導致開啓二進制日誌後group commmit失效，特別是在主從複製結構中，幾乎都會開啓二進制日誌。

在MySQL5.6中進行了改進。提交事務時，在存儲引擎層的上一層結構中會將事務按序放入一個隊列，隊列中的第一個事務稱爲leader，其他事務稱爲follower，leader控制着follower的行爲。雖然順序還是一樣先刷二進制，再刷事務日誌，但是機制完全改變了：刪除了原來的prepare_commit_mutex行爲，也能保證即使開啓了二進制日誌，group commit也是有效的。

MySQL5.6中分爲3個步驟：flush階段、sync階段、commit階段。

• flush階段：向內存中寫入每個事務的二進制日誌。
• sync階段：將內存中的二進制日誌刷盤。若隊列中有多個事務，那麼僅一次fsync操作就完成了二進制日誌的刷盤操作。這在MySQL5.6中稱爲BLGC(binary log group commit)。
• commit階段：leader根據順序調用存儲引擎層事務的提交，由於innodb本就支持group commit，所以解決了因爲鎖 prepare_commit_mutex 而導致的group commit失效問題。

在flush階段寫入二進制日誌到內存中，但是不是寫完就進入sync階段的，而是要等待一定的時間，多積累幾個事務的binlog一起進入sync階段，等待時間由變量 binlog_max_flush_queue_time 決定，默認值爲0表示不等待直接進入sync，設置該變量爲一個大於0的值的好處是group中的事務多了，性能會好一些，但是這樣會導致事務的響應時間變慢，所以建議不要修改該變量的值，除非事務量非常多並且不斷的在寫入和更新。

進入到sync階段，會將binlog從內存中刷入到磁盤，刷入的數量和單獨的二進制日誌刷盤一樣，由變量 sync_binlog 控制。

當有一組事務在進行commit階段時，其他新事務可以進行flush階段，它們本就不會相互阻塞，所以group commit會不斷生效。當然，group commit的性能和隊列中的事務數量有關，如果每次隊列中只有1個事務，那麼group commit和單獨的commit沒什麼區別，當隊列中事務越來越多時，即提交事務越多越快時，group commit的效果越明顯。

 

binlog

binlog 即二進制日誌，他記錄了引起或可能引起數據庫改變事件，包括事件發生的時間、開始位置、結束位置等信息，select、show 等查詢語句不會引起數據庫改變，因此不會被記錄在 binlog 中

對於事務的執行，只有事務提交時纔會一次性寫入 binlog，對於非事務操作，則每次語句執行成功後都會直接寫入 binlog

因此，基於 binlog，我們可以看到每一次對數據庫的修改是在何時以何種方式執行的，從而可以實現對任意條操作的回滾，當然

衆所周知，mysql 的主從同步機制也是依賴 binlog 來實現的，binlog 讓從數據庫可以精準還原主庫的每一個操作

此前的文章中，我們已經介紹瞭如何搭建一個分佈式 mysql 主從集羣：

MySQL 分佈式主從讀寫分離架構及實戰

 

binlog 相關配置

mysql 默認是不開啓 binlog 的，可以在啓動時通過 --log-bin=[on|off|file_name] 參數來指定是否開啓 binlog

如果沒有給定file_name，則默認爲datadir下的主機名加"-bin"，並在後面跟上一串數字表示日誌序列號，如果給定的日誌文件中包含了後綴(logname.suffix)將忽略後綴部分

也可以通過在配置文件中配置下列選項來開啓 binlog 及相關配置：

 

 

 

mysql 官方測試表明，開啓 binlog 後，因記錄 binlog 造成的性能損耗小於 1%，所以爲了數據安全，強烈建議開啓 binlog

且二進制目的是爲了恢復定點數據庫和主從複製，所以出於安全和功能考慮，極不建議將二進制日誌和datadir放在同一磁盤上

 

binlog 日誌格式

上面的配置項中，有一項是 binlog_format，他指定了 binlog 的日誌格式，有以下三個選項可選

 

 

STATEMENT 模式（SBR）

 

mysql binlog 的默認格式

在這個模式下，binlog 只會記錄可能引起數據變更的 sql 語句

優點

這個模式下，因爲沒有記錄實際的數據，所以日誌量和 IO 都消耗很低，性能是最優的

缺點

 

但有些操作並不是確定的，比如 uuid() 函數會隨機產生唯一標識，當依賴 binlog 回放時，該操作生成的數據與原數據必然是不同的，此時可能造成無法預料的後果

由於所有的操作都依賴於先後順序，所以像使用 AUTO_INCREMENT 生成主鍵 id 的 insert 方法、數據的恢復等都必須串行執行

 

ROW 模式（RBR）

 

在該模式下，binlog 會記錄每次操作的源數據與修改後的目標數據，而不會記錄 sql 語句，從 mysql 5.6.2 版本開始，你可以通過在配置文件中指定 binlog_rows_query_log_events 配置項爲 0 或 1 來決定是否同時記錄 sql 語句

但對於 GRANT，REVOKE，SET PASSWORD 等管理語句仍然是以 SBR 方式來進行記錄的

優點

 

他的主要優勢在於可以絕對精準的還原，從而保證了數據的安全與可靠

並且複製和數據恢復過程可以是併發進行的

缺點

 

該模式最大的缺點在於 binlog 體積會非常大，同時，對於修改記錄多、字段長度大的操作來說，RBR 記錄時性能消耗會很嚴重

同時，由於數據是通過二進制方式記錄，無法直觀的看到 binlog 究竟記錄了什麼信息

 

 

MIXED 模式（MBR）

 

顧名思義，MIXED 模式是對上述兩種模式的混合使用，對於絕大部分操作，都使用 SBR 來進行 binlog 的記錄，只有以下操作使用 RBR 來實現：

 

1. 表的存儲引擎爲 NDB
2. 使用了uuid()、user()、current_user()、found_rows()、row_count()、sysdate() 等不確定函數（now() 函數仍然會以 SBR 方式記錄）
3. 使用了 insert delay 語句
4. 使用了臨時表

 

binlog 的查看

 

基本信息的查看 -- show 命令

 

通過 show 命令可以查看 mysql 的對應信息

查看 binlog 基本信息

 

show master status

 

這個命令實現了當前記錄的日誌文件、偏移量等信息

 

查看有哪些 binlog 日誌

 

show binary logs

show master logs

 

上述兩個命令是完全一樣的，他顯示了目前存在哪些具體的 binlog 文件

 

查看 binlog 中記錄的詳情信息

SHOW BINLOG EVENTS [IN 'log_name'] [FROM pos]

 

這個命令查詢了 binlog 中記錄的具體信息

 

mysql binlog 管理工具 -- mysqlbinlog

 

mysqlbinlog [option] log-file1 log-file2...

 

-d,--database=name：只查看指定數據庫的日誌操作

-o,--offset=#：展示的起始偏移

-r,--result-file=name：將輸出的日誌信息輸出到指定的文件中，使用重定向也一樣可以。

-s,--short-form：顯示簡單格式的日誌，只記錄一些普通的語句，會省略掉一些額外的信息如位置信息和時間信息以及基於行的日誌。可以用來調試，生產環境千萬不可使用

--set-charset=char_name：在輸出日誌信息到文件中時，在文件第一行加上set names char_name

--start-datetime,--stop-datetime：指定輸出開始時間和結束時間內的所有日誌信息

--start-position=#,--stop-position=#：指定輸出開始位置和結束位置內的所有日誌信息

-v,-vv：顯示更詳細信息，基於row的日誌默認不會顯示出來，此時使用-v或-vv可以查看

 

通過 mysqlbinlog 工具，我們可以詳細分析 binlog 中的所有信息

 

清理 binlog

 

刪除全部日誌

 

reset master

這個命令會刪除所有 binlog，並讓日誌文件從 000001 開始重新記錄和生成

刪除指定日誌/時間前的所有日誌

 

有時由於 binlog 佔用磁盤空間過大，我們會希望只保留最近的幾個文件或指定日期後的文件

通過下面的命令就可以實現了：

purge master logs to 'filename'

purge master logs before 'yyyy-mm-dd hh:mi:ss'

 

 

清理指定文件之前的所有 binlog 文件

 

purge master logs to "mysql-bin.000006"

 

 

清理指定時間前的所有 binlog 文件記錄

 

purge master logs before '2019-03-29 07:36:40'

 

通過 binlog 定點還原數據庫

我們開啓 binlog 一個十分重要的目的是爲了能夠隨時還原和回滾到近期某個時間節點

通常，我們會每隔一段時間全量備份一次數據庫，而在兩次備份之間，則使用 binlog 提供精準的定點回滾功能

首先，清空數據庫，導入上一次備份，然後執行：

mysqlbinlog --stop-datetime="2019-07-02 15:27:48" /tmp/mysql-bin.000008 | mysql -u user -p password

 

於是，數據庫成功回滾到 2019-07-02 15:27:48 時刻

參考：https://www.cnblogs.com/f-ck-need-u/archive/2018/05/08/9010872.html

       https://blog.csdn.net/DILIGENT203/article/details/100751755

https://techlog.cn/article/list/10183403

https://techlog.cn/article/list/10183401