日誌是 mysql 數據庫的重要組成部分，記錄着數據庫運行期間各種狀態信息。mysql日誌主要包括錯誤日誌、查詢日誌、慢查詢日誌、事務日誌、二進制日誌幾大類。
作爲開發，我們重點需要關注的是二進制日誌( binlog )和事務日誌(包括redo log 和 undo log )，本文接下來會詳細介紹這三種日誌。
bin log
binlog 用於記錄數據庫執行的寫入性操作(不包括查詢)信息，以二進制的形式保存在磁盤中。binlog 是 mysql的邏輯日誌，並且由 Server 層進行記錄，使用任何存儲引擎的 mysql 數據庫都會記錄 binlog 日誌。
- 邏輯日誌：可以簡單理解爲記錄的就是sql語句 。
- 物理日誌：
mysql數據最終是保存在數據頁中的，物理日誌記錄的就是數據頁變更 。
binlog 是通過追加的方式進行寫入的，可以通過max_binlog_size 參數設置每個 binlog文件的大小，當文件大小達到給定值之後，會生成新的文件來保存日誌。
binlog使用場景
在實際應用中， binlog 的主要使用場景有兩個，分別是 主從複製 和 數據恢復 。
- 主從複製 ：在
Master端開啓binlog，然後將binlog發送到各個Slave端，Slave端重放binlog從而達到主從數據一致。 - 數據恢復 ：通過使用
mysqlbinlog工具來恢復數據。
binlog刷盤時機
對於 InnoDB 存儲引擎而言，只有在事務提交時纔會記錄biglog ，此時記錄還在內存中，那麼 biglog是什麼時候刷到磁盤中的呢？mysql 通過 sync_binlog 參數控制 biglog 的刷盤時機，取值範圍是 0-N：
- 0：不去強制要求，由系統自行判斷何時寫入磁盤；
- 1：每次
commit的時候都要將binlog寫入磁盤； - N：每N個事務，纔會將
binlog寫入磁盤。
從上面可以看出， sync_binlog 最安全的是設置是 1 ，這也是MySQL 5.7.7之後版本的默認值。但是設置一個大一些的值可以提升數據庫性能，因此實際情況下也可以將值適當調大，犧牲一定的一致性來獲取更好的性能。
binlog日誌格式
binlog 日誌有三種格式，分別爲 STATMENT 、 ROW 和 MIXED。
在MySQL 5.7.7之前，默認的格式是STATEMENT，MySQL 5.7.7之後，默認值是ROW。日誌格式通過binlog-format指定。
STATMENT：基於SQL語句的複製(statement-based replication, SBR)，每一條會修改數據的sql語句會記錄到binlog中 。- 優點：不需要記錄每一行的變化，減少了 binlog 日誌量，節約了 IO , 從而提高了性能；
- 缺點：在某些情況下會導致主從數據不一致，比如執行sysdate() 、 slepp() 等 。
ROW：基於行的複製(row-based replication, RBR)，不記錄每條sql語句的上下文信息，僅需記錄哪條數據被修改了 。- 優點：不會出現某些特定情況下的存儲過程、或function、或trigger的調用和觸發無法被正確複製的問題 ；
- 缺點：會產生大量的日誌，尤其是` alter table ` 的時候會讓日誌暴漲
MIXED：基於STATMENT和ROW兩種模式的混合複製(mixed-based replication, MBR)，一般的複製使用STATEMENT模式保存binlog，對於STATEMENT模式無法複製的操作使用ROW模式保存binlog
redo log
爲什麼需要redo log
我們都知道，事務的四大特性裏面有一個是 持久性 ，具體來說就是只要事務提交成功，那麼對數據庫做的修改就被永久保存下來了，不可能因爲任何原因再回到原來的狀態 。
那麼 mysql是如何保證一致性的呢？最簡單的做法是在每次事務提交的時候，將該事務涉及修改的數據頁全部刷新到磁盤中。但是這麼做會有嚴重的性能問題，主要體現在兩個方面：
- 因爲
Innodb是以頁爲單位進行磁盤交互的，而一個事務很可能只修改一個數據頁裏面的幾個字節，這個時候將完整的數據頁刷到磁盤的話，太浪費資源了！ - 一個事務可能涉及修改多個數據頁，並且這些數據頁在物理上並不連續，使用隨機IO寫入性能太差！
因此 mysql 設計了 redo log ， 具體來說就是隻記錄事務對數據頁做了哪些修改，這樣就能完美地解決性能問題了(相對而言文件更小並且是順序IO)。
redo log基本概念
redo log 包括兩部分：一個是內存中的日誌緩衝( redo log buffer )，另一個是磁盤上的日誌文件( redo logfile)。mysql 每執行一條 DML 語句，先將記錄寫入 redo log buffer，後續某個時間點再一次性將多個操作記錄寫到 redo log file。這種 先寫日誌，再寫磁盤 的技術就是 MySQL
裏經常說到的 WAL(Write-Ahead Logging) 技術。在計算機操作系統中，用戶空間( user space )下的緩衝區數據一般情況下是無法直接寫入磁盤的，中間必須經過操作系統內核空間( kernel space )緩衝區( OS Buffer )。因此， redo log buffer 寫入 redo logfile 實際上是先寫入 OS Buffer ，然後再通過系統調用 fsync() 將其刷到 redo log file
中，過程如下：
mysql 支持三種將 redo log buffer 寫入 redo log file 的時機，可以通過 innodb_flush_log_at_trx_commit 參數配置，各參數值含義如下：
redo log記錄形式
前面說過， redo log 實際上記錄數據頁的變更，而這種變更記錄是沒必要全部保存，因此 redo log實現上採用了大小固定，循環寫入的方式，當寫到結尾時，會回到開頭循環寫日誌。如下圖：
同時我們很容易得知， 在innodb中，既有redo log 需要刷盤，還有 數據頁 也需要刷盤， redo log存在的意義主要就是降低對 數據頁 刷盤的要求 ** 。在上圖中， write pos 表示 redo log 當前記錄的 LSN (邏輯序列號)位置， check point 表示 數據頁更改記錄 刷盤後對應 redo log 所處的 LSN(邏輯序列號)位置。write pos 到 check point 之間的部分是 redo log 空着的部分，用於記錄新的記錄；check point 到 write pos 之間是 redo log 待落盤的數據頁更改記錄。當 write pos追上check point 時，會先推動 check point 向前移動，空出位置再記錄新的日誌。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 binlog )要快很多。重啓innodb 時，首先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 checkpoint 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，此時會出現數據頁中記錄的 LSN 大於日誌中的 LSN，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。
redo log與binlog區別
由 binlog 和 redo log 的區別可知：binlog 日誌只用于歸檔，只依靠 binlog 是沒有 crash-safe 能力的。但只有 redo log 也不行，因爲 redo log 是 InnoDB特有的，且日誌上的記錄落盤後會被覆蓋掉。因此需要 binlog和 redo log二者同時記錄，才能保證當數據庫發生宕機重啓時，數據不會丟失。
undo log
數據庫事務四大特性中有一個是 原子性 ，具體來說就是 原子性是指對數據庫的一系列操作，要麼全部成功，要麼全部失敗，不可能出現部分成功的情況。實際上， 原子性 底層就是通過 undo log 實現的。undo log主要記錄了數據的邏輯變化，比如一條 INSERT 語句，對應一條DELETE 的 undo log ，對於每個 UPDATE 語句，對應一條相反的 UPDATE 的 undo log ，這樣在發生錯誤時，就能回滾到事務之前的數據狀態。同時， undo log 也是 MVCC(多版本併發控制)實現的關鍵。
爲什麼 redo log 具有 crash-safe 的能力，是 binlog 無法替代的？
爲什麼 redo log 具有 crash-safe 的能力，而 binlog 沒有？
redo log 是什麼？
一個固定大小，“循環寫”的日誌文件，記錄的是物理日誌——“在某個數據頁上做了某個修改”。
binlog 是什麼？
一個無限大小，“追加寫”的日誌文件，記錄的是邏輯日誌——“給 ID=2 這一行的 c 字段加1”。
redo log 和 binlog 有一個很大的區別就是，一個是循環寫，一個是追加寫。也就是說 redo log 只會記錄未刷盤的日誌，已經刷入磁盤的數據都會從 redo log 這個有限大小的日誌文件裏刪除。binlog 是追加日誌，保存的是全量的日誌。
當數據庫 crash 後，想要恢復未刷盤但已經寫入 redo log 和 binlog 的數據到內存時，binlog 是無法恢復的。雖然 binlog 擁有全量的日誌，但沒有一個標誌讓 innoDB 判斷哪些數據已經刷盤，哪些數據還沒有。
舉個栗子，binlog 記錄了兩條日誌：
給 ID=2 這一行的 c 字段加1
給 ID=2 這一行的 c 字段加1
在記錄1刷盤後，記錄2未刷盤時，數據庫 crash。重啓後，只通過 binlog 數據庫無法判斷這兩條記錄哪條已經寫入磁盤，哪條沒有寫入磁盤，不管是兩條都恢復至內存，還是都不恢復，對 ID=2 這行數據來說，都不對。
但 redo log 不一樣，只要刷入磁盤的數據，都會從 redo log 中抹掉，數據庫重啓後，直接把 redo log 中的數據都恢復至內存就可以了。這就是爲什麼 redo log 具有 crash-safe 的能力，而 binlog 不具備。
當數據庫 crash 後，如何恢復未刷盤的數據到內存中？
根據 redo log 和 binlog 的兩階段提交，未持久化的數據分爲幾種情況：
change buffer 寫入，redo log 雖然做了 fsync 但未 commit，binlog 未 fsync 到磁盤，這部分數據丟失。
change buffer 寫入，redo log fsync 未 commit，binlog 已經 fsync 到磁盤，先從 binlog 恢復 redo log，再從 redo log 恢復 change buffer。
change buffer 寫入，redo log 和 binlog 都已經 fsync，直接從 redo log 裏恢復。