mysql 45讲 概览 01-03

 注：转自极客时间 丁奇 《Mysql 实战45讲》仅供自己揣摩

mysql的整体结构

01 一条sql的执行过程是什么

分为server层和存储引擎层
server层包含：
连接器：管理连接，权限验证
查询缓存：命中则直接返回结果
分析器：词法分析，语法分析
优化器：执行计划生成，索引选择
执行器：操作引擎，返回结果

存储引擎层：
处处数据，提供读写接口

server层包括连接器、查询缓存、分析器、优化器、执行器等，涵盖MySQL的大多数核心服务功能，以及所有的内置函数（如日期、时间、数学和加密函数等），所有跨存储引擎的功能都在这一层实现，比如存储过程、触发器、视图等。

而存储引擎层负责数据的存储和提取。其架构模式是插件式的，支持InnoDB、MyISAM、Memory等多个存储引擎。现在最常用的存储引擎是InnoDB，它从MySQL 5.5.5版本开始成为了默认存储引擎。

如果表T中没有字段k，而你执行了这个语句 select * from T where k=1, 那肯定是会报“不存在这个列”的错误： “Unknown column ‘k’ in ‘where clause’”。你觉得这个错误是在我们上面提到的哪个阶段报出来的呢？

答案：在分析器阶段 Oracle会在分析阶段判断语句是否正确，表是否存在，列是否存在等 一样的道理

02 重要日志模块 redo log和binlog

在一个表上有更新的时候，跟这个表有关的查询缓存会失效，所以这条语句就会把表T上所有缓存结果都清空。这也就是我们一般不建议使用查询缓存的原因。
更新流程还涉及两个重要的日志模块 redo log（重做日志）和 binlog（归档日志）

重要的日志模块：redo log

不知道你还记不记得《孔乙己》这篇文章，酒店掌柜有一个粉板，专门用来记录客人的赊账记录。如果赊账的人不多，那么他可以把顾客名和账目写在板上。但如果赊账的人多了，粉板总会有记不下的时候，这个时候掌柜一定还有一个专门记录赊账的账本。

如果有人要赊账或者还账的话，掌柜一般有两种做法：

• 一种做法是直接把账本翻出来，把这次赊的账加上去或者扣除掉；
• 另一种做法是先在粉板上记下这次的账，等打烊以后再把账本翻出来核算。

在生意红火柜台很忙时，掌柜一定会选择后者，因为前者操作实在是太麻烦了。首先，你得找到这个人的赊账总额那条记录。你想想，密密麻麻几十页，掌柜要找到那个名字，可能还得带上老花镜慢慢找，找到之后再拿出算盘计算，最后再将结果写回到账本上。

这整个过程想想都麻烦。相比之下，还是先在粉板上记一下方便。你想想，如果掌柜没有粉板的帮助，每次记账都得翻账本，效率是不是低得让人难以忍受？

同样，在MySQL里也有这个问题，如果每一次的更新操作都需要写进磁盘，然后磁盘也要找到对应的那条记录，然后再更新，整个过程IO成本、查找成本都很高。为了解决这个问题，MySQL的设计者就用了类似酒店掌柜粉板的思路来提升更新效率。

而粉板和账本配合的整个过程，其实就是MySQL里经常说到的WAL技术，WAL的全称是Write-Ahead Logging，它的关键点就是先写日志，再写磁盘，也就是先写粉板，等不忙的时候再写账本。

具体来说，当有一条记录需要更新的时候，InnoDB引擎就会先把记录写到redo log（粉板）里面，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，而这个更新往往是在系统比较空闲的时候做，这就像打烊以后掌柜做的事。

如果今天赊账的不多，掌柜可以等打烊后再整理。但如果某天赊账的特别多，粉板写满了，又怎么办呢？这个时候掌柜只好放下手中的活儿，把粉板中的一部分赊账记录更新到账本中，然后把这些记录从粉板上擦掉，为记新账腾出空间。

与此类似，InnoDB的redo log是固定大小的，比如可以配置为一组4个文件，每个文件的大小是1GB，那么这块“粉板”总共就可以记录4GB的操作。从头开始写，写到末尾就又回到开头循环写，如下面这个图所示。

 

有了redo log，InnoDB就可以保证即使数据库发生异常重启，之前提交的记录都不会丢失，这个能力称为crash-safe。
要理解crash-safe这个概念，可以想想我们前面赊账记录的例子。只要赊账记录记在了粉板上或写在了账本上，之后即使掌柜忘记了，比如突然停业几天，恢复生意后依然可以通过账本和粉板上的数据明确赊账账目。

重要的日志模块：binlog

MySQL整体来看，其实就有两块：一块是Server层，它主要做的是MySQL功能层面的事情；还有一块是引擎层，负责存储相关的具体事宜。上面我们聊到的粉板redo log是InnoDB引擎特有的日志，而Server层也有自己的日志，称为binlog（归档日志）。
为什么会有两份日志呢？

因为最开始MySQL里并没有InnoDB引擎。MySQL自带的引擎是MyISAM，但是MyISAM没有crash-safe的能力，binlog日志只能用于归档。

而InnoDB是另一个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。

这两种日志有以下三点不同。

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。

redo log是物理日志，记录的是“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=2这一行的c字段加1 ”。

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”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的update语句时的内部流程。

1. 执行器先找引擎取ID=2这一行。ID是主键，引擎直接用树搜索找到这一行。如果ID=2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，把这个值加上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。

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。

这里我给出这个update语句的执行流程图，图中浅色框表示是在InnoDB内部执行的，深色框表示是在执行器中执行的。

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的逻辑一致。要说明这个问题，我们得从文章开头的那个问题说起：怎样让数据库恢复到半个月内任意一秒的状态？

前面我们说过了，binlog会记录所有的逻辑操作，并且是采用“追加写”的形式。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。

当需要恢复到指定的某一秒时，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：

• 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；
• 然后，从备份的时间点开始，将备份的binlog依次取出来，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，然后你可以把表数据从临时库取出来，按需要恢复到线上库去。

好了，说完了数据恢复过程，我们回来说说，为什么日志需要“两阶段提交”。这里不妨用反证法来进行解释。

由于redo log和binlog是两个独立的逻辑，如果不用两阶段提交，要么就是先写完redo log再写binlog，或者采用反过来的顺序。我们看看这两种方式会有什么问题。

仍然用前面的update语句来做例子。假设当前ID=2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还没有写完的时候，MySQL进程异常重启。由于我们前面说过的，redo log写完之后，系统即使崩溃，仍然能够把数据恢复回来，所以恢复后这一行c的值是1。
   但是由于binlog没写完就crash了，这时候binlog里面就没有记录这个语句。因此，之后备份日志的时候，存起来的binlog里面就没有这条语句。
   然后你会发现，如果需要用这个binlog来恢复临时库的话，由于这个语句的binlog丢失，这个临时库就会少了这一次更新，恢复出来的这一行c的值就是0，与原库的值不同。

2. 先写binlog后写redo log。如果在binlog写完之后crash，由于redo log还没写，崩溃恢复以后这个事务无效，所以这一行c的值是0。但是binlog里面已经记录了“把c从0改成1”这个日志。所以，在之后用binlog来恢复的时候就多了一个事务出来，恢复出来的这一行c的值就是1，与原库的值不同。

可以看到，如果不使用“两阶段提交”，那么数据库的状态就有可能和用它的日志恢复出来的库的状态不一致。（概括就是根据两种日志的特新，日志逻辑不一致，会造成数据的不一致）

你可能会说，这个概率是不是很低，平时也没有什么动不动就需要恢复临时库的场景呀？

其实不是的，不只是误操作后需要用这个过程来恢复数据。当你需要扩容的时候，也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，这个“不一致”就会导致你的线上出现主从数据库不一致的情况。

简单说，redo log和binlog都可以用于表示事务的提交状态，而两阶段提交就是让这两个状态保持逻辑上的一致。

小结

今天，我介绍了MySQL里面最重要的两个日志，即物理日志redo log和逻辑日志binlog。

redo log用于保证crash-safe能力。innodb_flush_log_at_trx_commit这个参数设置成1的时候，表示每次事务的redo log都直接持久化到磁盘。这个参数我建议你设置成1，这样可以保证MySQL异常重启之后数据不丢失。

sync_binlog这个参数设置成1的时候，表示每次事务的binlog都持久化到磁盘。这个参数我也建议你设置成1，这样可以保证MySQL异常重启之后binlog不丢失。

我还跟你介绍了与MySQL日志系统密切相关的“两阶段提交”。两阶段提交是跨系统维持数据逻辑一致性时常用的一个方案，即使你不做数据库内核开发，日常开发中也有可能会用到。

课堂题

是在什么场景下，一天一备比一周一备更有优势？

其实备份是强需求，至于多少合适，还是得平衡业务需求和存储成本

一天一备跟一周一备的对比。好处是“最长恢复时间”更短。

在一天一备的模式里，最坏情况下需要应用一天的binlog。比如，你每天0点做一次全量备份，而要恢复出一个到昨天晚上23点的备份。

一周一备最坏情况就要应用一周的binlog了。

系统的对应指标就是 @尼古拉斯·赵四 @慕塔 提到的RTO（恢复目标时间）。

当然这个是有成本的，因为更频繁全量备份需要消耗更多存储空间，所以这个RTO是成本换来的，就需要你根据业务重要性来评估了。

WAL机制

事物日志可以帮助提高事物的效率。使用事物日志，存储引擎在修改标的数据时只需要修改其内存拷贝，再把修改行为记录持久在硬盘上的事务日志中，而不用每次都将修改的数据本身持久到磁盘中。

事物日志采用的是追加的方式，因此写日志的操作是磁盘上一小块区域内的顺序I/O，而不像随机I/O需要在磁盘的多个地方移动磁头，所以采用事物日志的方式相对来说要快得多。事务日志持久以后，内存中被修改的数据在后台可以慢慢地刷回磁盘。目前大多数的存储引擎都是这样实现的，我们通常称为预写式日志（Write-Ahead Logging），修改数据需要写两次磁盘。

Mysql InnoDB WAL  

InnoDB的底层数据结构是B+树， WAL机制是通过redo log实现的，redo log 是固定大小的物理日志，比如可以配置为一组 4 个文件，每个文件的大小是 1GB，总共就可以记录 4GB 的操作。从头开始写，写到末尾就又回到开头循环写，如下面这个图所示。

write pos 是当前记录的位置，一边写一边后移，写到第 3 号文件末尾后就回到 0 号文件开头。checkpoint 是当前要擦除的位置，也是往后推移并且循环的，擦除记录前要把记录更新到数据文件。

write pos 和 checkpoint 之间的是“粉板”上还空着的部分，可以用来记录新的操作。如果 write pos 追上 checkpoint，表示“粉板”满了，这时候不能再执行新的更新，得停下来先擦掉一些记录，把 checkpoint 推进一下。

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

 为什么 redo log 具有 crash-safe 的能力，是 binlog 无法替代的？

 为什么 redo log 具有 crash-safe 的能力，是 binlog 无法替代的？

redo log是什么？

一个固定大小，“循环写”的日志文件，记录的是物理日志——“在某个数据页上做了某个修改”。

binlog 是什么？

一个无限大小，“追加写”的日志文件，记录的是逻辑日志——“给 ID=2 这一行的 c 字段加1”。

redo log 和 binlog 有一个很大的区别就是，一个是循环写，一个是追加写。也就是说 redo log 只会记录未刷盘的日志，已经刷入磁盘的数据都会从 redo log 这个有限大小的日志文件里删除。binlog 是追加日志，保存的是全量的日志。

当数据库 crash 后，想要恢复未刷盘但已经写入 redo log 和 binlog 的数据到内存时，binlog 是无法恢复的。虽然 binlog 拥有全量的日志，但没有一个标志让 innoDB 判断哪些数据已经刷盘，哪些数据还没有。

当数据库 crash 后，如何恢复未刷盘的数据到内存中？
根据 redo log 和 binlog 的两阶段提交，未持久化的数据分为几种情况：

change buffer 写入，redo log 虽然做了 fsync 但未 commit，binlog 未 fsync 到磁盘，这部分数据丢失。
change buffer 写入，redo log fsync 未 commit，binlog 已经 fsync 到磁盘，先从 binlog 恢复 redo log，再从 redo log 恢复 change buffer。
change buffer 写入，redo log 和 binlog 都已经 fsync，直接从 redo log 里恢复。

03 讲事务隔离：为什么你改了我还看不见

提到事务，你肯定会想到ACID（Atomicity、Consistency、Isolation、Durability，即原子性、一致性、隔离性、持久性），今天我们就来说说其中I，也就是“隔离性”。

简单来说，事务就是要保证一组数据库操作，要么全部成功，要么全部失败。在MySQL中，事务支持是在引擎层实现的。你现在知道，MySQL是一个支持多引擎的系统，但并不是所有的引擎都支持事务。比如MySQL原生的MyISAM引擎就不支持事务，这也是MyISAM被InnoDB取代的重要原因之一。

隔离性与隔离级别

当数据库上有多个事务同时执行的时候，就可能出现脏读（dirty read）、不可重复读（non-repeatable read）、幻读（phantom read）的问题，为了解决这些问题，就有了“隔离级别”的概念。

在谈隔离级别之前，你首先要知道，你隔离得越严实，效率就会越低。因此很多时候，我们都要在二者之间寻找一个平衡点。

SQL标准的事务隔离级别包括：读未提交（read uncommitted）、读提交（read committed）、可重复读（repeatable read）和串行化（serializable ）。下面我逐一为你解释：

读未提交是指，一个事务还没提交时，它做的变更就能被别的事务看到。
读提交是指，一个事务提交之后，它做的变更才会被其他事务看到。
可重复读是指，一个事务执行过程中看到的数据，总是跟这个事务在启动时看到的数据是一致的。当然在可重复读隔离级别下，未提交变更对其他事务也是不可见的。
串行化，顾名思义是对于同一行记录，“写”会加“写锁”，“读”会加“读锁”。当出现读写锁冲突的时候，后访问的事务必须等前一个事务执行完成，才能继续执行。

其中“读提交”和“可重复读”比较难理解，所以我用一个例子说明这几种隔离级别。假设数据表T中只有一列，其中一行的值为1，下面是按照时间顺序执行两个事务的行为。

mysql> create table T(c int) engine=InnoDB;
insert into T(c) values(1);

我们来看看在不同的隔离级别下，事务A会有哪些不同的返回结果，也就是图里面V1、V2、V3的返回值分别是什么。

• 若隔离级别是“读未提交”， 则V1的值就是2。这时候事务B虽然还没有提交，但是结果已经被A看到了。因此，V2、V3也都是2。
• 若隔离级别是“读提交”，则V1是1，V2的值是2。事务B的更新在提交后才能被A看到。所以， V3的值也是2。
• 若隔离级别是“可重复读”，则V1、V2是1，V3是2。之所以V2还是1，遵循的就是这个要求：事务在执行期间看到的数据前后必须是一致的。
• 若隔离级别是“串行化”，则在事务B执行“将1改成2”的时候，会被锁住。直到事务A提交后，事务B才可以继续执行。所以从A的角度看， V1、V2值是1，V3的值是2。

在实现上，数据库里面会创建一个视图，访问的时候以视图的逻辑结果为准。在“可重复读”隔离级别下，这个视图是在事务启动时创建的，整个事务存在期间都用这个视图。在“读提交”隔离级别下，这个视图是在每个SQL语句开始执行的时候创建的。这里需要注意的是，“读未提交”隔离级别下直接返回记录上的最新值，没有视图概念；而“串行化”隔离级别下直接用加锁的方式来避免并行访问。

我们可以看到在不同的隔离级别下，数据库行为是有所不同的。Oracle数据库的默认隔离级别其实就是“读提交”，因此对于一些从Oracle迁移到MySQL的应用，为保证数据库隔离级别的一致，你一定要记得将MySQL的隔离级别设置为“读提交”。

配置的方式是，将启动参数transaction-isolation的值设置成READ-COMMITTED。你可以用show variables来查看当前的值。

mysql> show variables like 'transaction_isolation';

+-----------------------+----------------+

| Variable_name | Value |

+-----------------------+----------------+

| transaction_isolation | READ-COMMITTED |

+-----------------------+----------------+

总结来说，存在即合理，哪个隔离级别都有它自己的使用场景，你要根据自己的业务情况来定。我想你可能会问那什么时候需要“可重复读”的场景呢？我们来看一个数据校对逻辑的案例。

假设你在管理一个个人银行账户表。一个表存了每个月月底的余额，一个表存了账单明细。这时候你要做数据校对，也就是判断上个月的余额和当前余额的差额，是否与本月的账单明细一致。你一定希望在校对过程中，即使有用户发生了一笔新的交易，也不影响你的校对结果。

这时候使用“可重复读”隔离级别就很方便。事务启动时的视图可以认为是静态的，不受其他事务更新的影响。

事务隔离的实现

理解了事务的隔离级别，我们再来看看事务隔离具体是怎么实现的。这里我们展开说明“可重复读”。

在MySQL中，实际上每条记录在更新的时候都会同时记录一条回滚操作。记录上的最新值，通过回滚操作，都可以得到前一个状态的值。

假设一个值从1被按顺序改成了2、3、4，在回滚日志里面就会有类似下面的记录。

当前值是4，但是在查询这条记录的时候，不同时刻启动的事务会有不同的read-view。如图中看到的，在视图A、B、C里面，这一个记录的值分别是1、2、4，同一条记录在系统中可以存在多个版本，就是数据库的多版本并发控制（MVCC）。对于read-view A，要得到1，就必须将当前值依次执行图中所有的回滚操作得到。

同时你会发现，即使现在有另外一个事务正在将4改成5，这个事务跟read-view A、B、C对应的事务是不会冲突的。

你一定会问，回滚日志总不能一直保留吧，什么时候删除呢？答案是，在不需要的时候才删除。也就是说，系统会判断，当没有事务再需要用到这些回滚日志时，回滚日志会被删除。

什么时候才不需要了呢？就是当系统里没有比这个回滚日志更早的read-view的时候。

基于上面的说明，我们来讨论一下为什么建议你尽量不要使用长事务。

长事务意味着系统里面会存在很老的事务视图。由于这些事务随时可能访问数据库里面的任何数据，所以这个事务提交之前，数据库里面它可能用到的回滚记录都必须保留，这就会导致大量占用存储空间。

在MySQL 5.5及以前的版本，回滚日志是跟数据字典一起放在ibdata文件里的，即使长事务最终提交，回滚段被清理，文件也不会变小。我见过数据只有20GB，而回滚段有200GB的库。最终只好为了清理回滚段，重建整个库。

除了对回滚段的影响，长事务还占用锁资源，也可能拖垮整个库，这个我们会在后面讲锁的时候展开。

事务的启动方式

如前面所述，长事务有这些潜在风险，我当然是建议你尽量避免。其实很多时候业务开发同学并不是有意使用长事务，通常是由于误用所致。MySQL的事务启动方式有以下几种：

1. 显式启动事务语句， begin 或 start transaction。配套的提交语句是commit，回滚语句是rollback。

2. set autocommit=0，这个命令会将这个线程的自动提交关掉。意味着如果你只执行一个select语句，这个事务就启动了，而且并不会自动提交。这个事务持续存在直到你主动执行commit 或 rollback 语句，或者断开连接。

因此，我会建议你总是使用set autocommit=1, 通过显式语句的方式来启动事务。（开启自动提交，防止长事务，大事务的话自动显示的开启）

但是有的开发同学会纠结“多一次交互”的问题。对于一个需要频繁使用事务的业务，第二种方式每个事务在开始时都不需要主动执行一次 “begin”，减少了语句的交互次数。如果你也有这个顾虑，我建议你使用commit work and chain语法。

在autocommit为1的情况下，用begin显式启动的事务，如果执行commit则提交事务。如果执行 commit work and chain，则是提交事务并自动启动下一个事务，这样也省去了再次执行begin语句的开销。同时带来的好处是从程序开发的角度明确地知道每个语句是否处于事务中。

你可以在information_schema库的innodb_trx这个表中查询长事务，比如下面这个语句，用于查找持续时间超过60s的事务。

select * from information_schema.innodb_trx where TIME_TO_SEC(timediff(now(),trx_started))>60

 课堂题

你现在知道了系统里面应该避免长事务，如果你是业务开发负责人同时也是数据库负责人，你会有什么方案来避免出现或者处理这种情况呢？

这个问题，我们可以从应用开发端和数据库端来看。

首先，从应用开发端来看：

1. 确认是否使用了set autocommit=0。这个确认工作可以在测试环境中开展，把MySQL的general_log开起来，然后随便跑一个业务逻辑，通过general_log的日志来确认。一般框架如果会设置这个值，也就会提供参数来控制行为，你的目标就是把它改成1。（显式的提交事务）

2. 确认是否有不必要的只读事务。有些框架会习惯不管什么语句先用begin/commit框起来。我见过有些是业务并没有这个需要，但是也把好几个select语句放到了事务中。这种只读事务可以去掉。

3. 业务连接数据库的时候，根据业务本身的预估，通过SET MAX_EXECUTION_TIME命令，来控制每个语句执行的最长时间，避免单个语句意外执行太长时间。（为什么会意外？在后续的文章中会提到这类案例）

其次，从数据库端来看：

1. 监控 information_schema.Innodb_trx表，设置长事务阈值，超过就报警/或者kill；

2. Percona的pt-kill这个工具不错，推荐使用；

3. 在业务功能测试阶段要求输出所有的general_log，分析日志行为提前发现问题；

4. 如果使用的是MySQL 5.6或者更新版本，把innodb_undo_tablespaces设置成2（或更大的值）。如果真的出现大事务导致回滚段过大，这样设置后清理起来更方便。

 浅析MySQL事务中的redo、undo bin log

ps:高度总结了redo，undo，bin log的作用 生成时机，和释放的时机

MySQL中的重做日志（redo log），回滚日志（undo log），以及二进制日志（binlog）的简单总结

MySQL中有六种日志文件，
分别是：重做日志（redo log）、回滚日志（undo log）、二进制日志（binlog）、错误日志（errorlog）、慢查询日志（slow query log）、一般查询日志（general log），中继日志（relay log）。
其中重做日志和回滚日志与事务操作息息相关，二进制日志也与事务操作有一定的关系，这三种日志，对理解MySQL中的事务操作有着重要的意义。
这里简单总结一下这三者具有一定相关性的日志。
 
重做日志（redo log）

作用：
　　确保事务的持久性。
　　防止在发生故障的时间点，尚有脏页未写入磁盘，在重启mysql服务的时候，根据redo log进行重做，从而达到事务的持久性这一特性。
内容：
　　物理格式的日志，记录的是物理数据页面的修改的信息，其redo log是顺序写入redo log file的物理文件中去的。
什么时候产生：
　　事务开始之后就产生redo log，redo log的落盘并不是随着事务的提交才写入的，而是在事务的执行过程中，便开始写入redo log文件中。
什么时候释放：
　　当对应事务的脏页写入到磁盘之后，redo log的使命也就完成了，重做日志占用的空间就可以重用（被覆盖）。
对应的物理文件：
　　默认情况下，对应的物理文件位于数据库的data目录下的ib_logfile1&ib_logfile2
　　innodb_log_group_home_dir 指定日志文件组所在的路径，默认./ ，表示在数据库的数据目录下。
　　innodb_log_files_in_group 指定重做日志文件组中文件的数量，默认2
　　关于文件的大小和数量，由一下两个参数配置
　　innodb_log_file_size 重做日志文件的大小。
　　innodb_mirrored_log_groups 指定了日志镜像文件组的数量，默认1
其他：
　　很重要一点，redo log是什么时候写盘的？前面说了是在事物开始之后逐步写盘的。
　　之所以说重做日志是在事务开始之后逐步写入重做日志文件，而不一定是事务提交才写入重做日志缓存，
　　原因就是，重做日志有一个缓存区Innodb_log_buffer，Innodb_log_buffer的默认大小为8M(这里设置的16M),Innodb存储引擎先将重做日志写入innodb_log_buffer中。

　　

　　然后会通过以下三种方式将innodb日志缓冲区的日志刷新到磁盘
　　1，Master Thread 每秒一次执行刷新Innodb_log_buffer到重做日志文件。
　　2，每个事务提交时会将重做日志刷新到重做日志文件。
　　3，当重做日志缓存可用空间 少于一半时，重做日志缓存被刷新到重做日志文件
　　由此可以看出，重做日志通过不止一种方式写入到磁盘，尤其是对于第一种方式，Innodb_log_buffer到重做日志文件是Master Thread线程的定时任务。
　　因此重做日志的写盘，并不一定是随着事务的提交才写入重做日志文件的，而是随着事务的开始，逐步开始的。
　　另外引用《MySQL技术内幕 Innodb 存储引擎》（page37）上的原话：
　　即使某个事务还没有提交，Innodb存储引擎仍然每秒会将重做日志缓存刷新到重做日志文件。
　　这一点是必须要知道的，因为这可以很好地解释再大的事务的提交（commit）的时间也是很短暂的。

回滚日志（undo log）

作用：
　　保存了事务发生之前的数据的一个版本，可以用于回滚，同时可以提供多版本并发控制下的读（MVCC），也即非锁定读

内容：
　　逻辑格式的日志，在执行undo的时候，仅仅是将数据从逻辑上恢复至事务之前的状态，而不是从物理页面上操作实现的，这一点是不同于redo log的。

什么时候产生：
　　事务开始之前，将当前是的版本生成undo log，undo 也会产生 redo 来保证undo log的可靠性

什么时候释放：
　　当事务提交之后，undo log并不能立马被删除，
　　而是放入待清理的链表，由purge线程判断是否由其他事务在使用undo段中表的上一个事务之前的版本信息，决定是否可以清理undo log的日志空间。

对应的物理文件：
　　MySQL5.6之前，undo表空间位于共享表空间的回滚段中，共享表空间的默认的名称是ibdata，位于数据文件目录中。
　　MySQL5.6之后，undo表空间可以配置成独立的文件，但是提前需要在配置文件中配置，完成数据库初始化后生效且不可改变undo log文件的个数
　　如果初始化数据库之前没有进行相关配置，那么就无法配置成独立的表空间了。
　　关于MySQL5.7之后的独立undo 表空间配置参数如下
　　innodb_undo_directory = /data/undospace/ --undo独立表空间的存放目录
　　innodb_undo_logs = 128 --回滚段为128KB
　　innodb_undo_tablespaces = 4 --指定有4个undo log文件

　　如果undo使用的共享表空间，这个共享表空间中又不仅仅是存储了undo的信息，共享表空间的默认为与MySQL的数据目录下面，其属性由参数innodb_data_file_path配置。
　　

其他：
　　undo是在事务开始之前保存的被修改数据的一个版本，产生undo日志的时候，同样会伴随类似于保护事务持久化机制的redolog的产生。
　　默认情况下undo文件是保持在共享表空间的，也即ibdatafile文件中，当数据库中发生一些大的事务性操作的时候，要生成大量的undo信息，全部保存在共享表空间中的。
　　因此共享表空间可能会变的很大，默认情况下，也就是undo 日志使用共享表空间的时候，被“撑大”的共享表空间是不会也不能自动收缩的。
　　因此，mysql5.7之后的“独立undo 表空间”的配置就显得很有必要了。

二进制日志（binlog）：

作用：
　　1，用于复制，在主从复制中，从库利用主库上的binlog进行重播，实现主从同步。
　　2，用于数据库的基于时间点的还原。
内容：
　　逻辑格式的日志，可以简单认为就是执行过的事务中的sql语句。
　　但又不完全是sql语句这么简单，而是包括了执行的sql语句（增删改）反向的信息，
　　也就意味着delete对应着delete本身和其反向的insert；update对应着update执行前后的版本的信息；insert对应着delete和insert本身的信息。
　　在使用mysqlbinlog解析binlog之后一些都会真相大白。
　　因此可以基于binlog做到类似于oracle的闪回功能，其实都是依赖于binlog中的日志记录。

什么时候产生：
　　事务提交的时候，一次性将事务中的sql语句（一个事物可能对应多个sql语句）按照一定的格式记录到binlog中。
　　这里与redo log很明显的差异就是redo log并不一定是在事务提交的时候刷新到磁盘，redo log是在事务开始之后就开始逐步写入磁盘。
　　因此对于事务的提交，即便是较大的事务，提交（commit）都是很快的，但是在开启了bin_log的情况下，对于较大事务的提交，可能会变得比较慢一些。
　　这是因为binlog是在事务提交的时候一次性写入的造成的，这些可以通过测试验证。

什么时候释放：
　　binlog的默认是保持时间由参数expire_logs_days配置，也就是说对于非活动的日志文件，在生成时间超过expire_logs_days配置的天数之后，会被自动删除。
　　

对应的物理文件：
　　配置文件的路径为log_bin_basename，binlog日志文件按照指定大小，当日志文件达到指定的最大的大小之后，进行滚动更新，生成新的日志文件。
　　对于每个binlog日志文件，通过一个统一的index文件来组织。

　

其他：
　　二进制日志的作用之一是还原数据库的，这与redo log很类似，很多人混淆过，但是两者有本质的不同
　　1，作用不同：redo log是保证事务的持久性的，是事务层面的，binlog作为还原的功能，是数据库层面的（当然也可以精确到事务层面的），虽然都有还原的意思，但是其保护数据的层次是不一样的。
　　2，内容不同：redo log是物理日志，是数据页面的修改之后的物理记录，binlog是逻辑日志，可以简单认为记录的就是sql语句
　　3，另外，两者日志产生的时间，可以释放的时间，在可释放的情况下清理机制，都是完全不同的。
　　4，恢复数据时候的效率，基于物理日志的redo log恢复数据的效率要高于语句逻辑日志的binlog

　　关于事务提交时，redo log和binlog的写入顺序，为了保证主从复制时候的主从一致（当然也包括使用binlog进行基于时间点还原的情况），是要严格一致的，
　　MySQL通过两阶段提交过程来完成事务的一致性的，也即redo log和binlog的一致性的，理论上是先写redo log，再写binlog，两个日志都提交成功（刷入磁盘），事务才算真正的完成。
　　参考：http://www.cnblogs.com/hustcat/p/3577584.html

总结：

　　MySQL中，对于以上三种日志，每一种细化起来都可以够写一个章节的，这里粗略地总结了一下三种日志的一些特点和作用，以帮助理解MySQL中的事物以及事物背后的原理。

 日志的写入机制

binlog 的写入机制

binlog 的写入机制比较简单：事务执行的过程中，先把日志写到 binlog cache，事务提交的时候，再把 binlog cache 写到binlog 文件中。

系统给 binlog cache 分配了一片内存，每个线程一个，参数 binglog_cache_size 用于控制单个线程内 binlog cache 的内存大小，超过就要暂存在磁盘。

事务提交的时候，执行器把 binlog cache 里完整事务写入到 binlog 中，并清空 binlog cache。

 

binlog 写盘状态

• write 指的是把日志写入到文件系统的 page cache，并没有把数据持久化到磁盘，所以速度比较快。
• fsync 是持久化到磁盘的操作，一般情况下， fsync 才会占磁盘的 IOPS。

write 和 fsync 的时机，是由参数 sync_binlog 控制的：

• sync_binlog=0 的时候，表示每次提交事务都只 write，不 fsync；
• sync_binlog=1 的时候，表示每次提交事务都会执行 fsync；
• sync_binlog=N(N>1) 的时候，表示每次提交事务都 write，但累积 N 个事务后才 fsync。

因此，在出现 IO 瓶颈的场景里，将 sync_binlog 设置成一个比较大的值，可以提升性能。在实际的业务场景中，考虑到丢失日志量的可控性，一般不建议将这个参数设成 0，比较常见的是将其设置为 100~1000 中的某个数值。但是，将 sync_binlog 设置为 N，对应的风险是：如果主机发生异常重启，会丢失最近 N 个事务的 binlog 日志。

redo log 的写入机制

事务的执行过程中，生成的 redo log 是要先写到 redo log buffer 的。

redo log 三种状态：

• 存在 redo log buffer 中，物理上是在 MySQL 进程内存中
• 写到磁盘（write），但是没有持久化（fsync），物理上是在文件系统的 page cache 里
• 持久化磁盘，对应的是 hard disk

日志写到 redo log buffer 是很快的，write 到 page cache 也差不多，但是持久化到磁盘的速度就慢多了。

InnoDB 提供了 innodb_flush_log_at_trx_commit 参数，取值如下：

1. 设置为 0 时，表示每次事务提交时都只是把 redo log 留在 redo log buffer 中；
2. 设置为 1 时，表示每次事务提交时都将 redo log 直接持久化到磁盘；
3. 设置为 2 时，表示每次事务提交时都只是把 redo log 写到 page cache。

InnoDB 有一个后台线程，每隔 1 秒，就会把 redo log buffer 中的日志，调用 write 写到文件系统的 page cache，然后调用 fsync 持久化到磁盘。

组提交机制

日志逻辑序列号（log sequence number，LSN）是一个单调递增的值，对应 redo log 的一个个写入点。每次写入的长度为 lenght 的 redo log，LSN的值就会加上 length。

LSN 也会写到 InnoDB 的数据页中，来确保数据也不会被多次执行重复的 redo log。
在一组提交里面，组员越多，节约磁盘 IOPS 的效果越好。在并发更新的场景下，第一个事务写完 redo log buffer 以后，接下来这个 fsync 越晚调用，组员可能越多，节约 IOPS 的效果就越好。

1. binlog_group_commit_sync_delay 参数，表示延迟多少微秒后才调用 fsync;
2. binlog_group_commit_sync_no_delay_count 参数，表示累积多少次以后才调用 fsync。

WAL机制主要得益于两个方面：

1. redo log 和binlog 都是顺序写，磁盘的顺序写比随机写速度要快；
2. 组提交机制，可以大幅度降低磁盘的 IOPS 消耗。

如果你的 MySQL 现在出现了性能瓶颈，而且瓶颈在 IO 上，可以通过哪些方法来提升性能呢？

针对这个问题，可以考虑以下三种方法：

1. 设置 binlog_group_commit_sync_delay 和 binlog_group_commit_sync_no_delay_count 参数，减少 binlog 的写盘次数。这个方法是基于“额外的故意等待”来实现的，因此可能会增加语句的响应时间，但没有丢失数据的风险。
2. 将 sync_binlog 设置为大于 1 的值（比较常见是 100~1000）。这样做的风险是，主机掉电时会丢 binlog 日志。
3. 将 innodb_flush_log_at_trx_commit 设置为 2。这样做的风险是，主机掉电的时候会丢数据。

undo log 是否是redo log的逆过程？

undo log 是否是redo log的逆过程？其实从前文就可以得出答案了，undo log是逻辑日志，对事务回滚时，只是将数据库逻辑地恢复到原来的样子，而redo log是物理日志，记录的是数据页的物理变化，显然undo log不是redo log的逆过程。

关于redolog和binglog的线程问题？？

redo 单线程   binlog 多线程 保证事务互不影响？？