MySQL学习（二）| 日志系统

前言

在了解了查询语句之后，再来了解一下更新语句的执行流程。

对于如下这个表，有一个主键ID和整型字段c：

create table T(ID int primary key, c int);

如果要将ID=2的行的字段 c 加一，那么SQL语句就会这么写

update T set c = c + 1 where ID = 2;

在之前讲述过MySQL的整体架构，准确来说，查询语句经历的流程更新语句也会走一遍。首先执行前需要先连接数据库，又因为这是对表进行更新的语句，因此会将查询缓存清空，接下来分析器进行词法分析和语法分析确定这是一条更新语句。优化器决定使用ID这个索引，最后交由执行器执行。

与查询流程不一样的是，更新流程涉及两个重要的日志模块，redo log（重做日志）和binlog（归档日志）。

redo log

对于不断到来的修改记录，数据库自然需要对应的存储方式。如果记录不多，可以将记录存储在缓存中，当数据量大的后，日志系统不可避免的要存储到磁盘中。此时有两种存储方式

一种是直接对对应的记录进行增减。
另一种直接记录当前的操作记录，待之后空闲再进行所有记录的核算。

在高并发的情况下，第二种方式无疑是较为合理的，避免了先在所有数据中找到对应的记录之后才能添加修改日志。

MySQL就是是这样，如果每次更新都需要写入磁盘，磁盘也需要找到对应的那条记录再进行更新，整个过程的IO成本和查找成本都很高。

具体说，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，也就是WAL技术，全称是Write-Ahead-Logging，关键就是先写日志再写磁盘。

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，那么内存就可以记录 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 之间的是还可以使用的内存大小，可以用来记录新的操作。如果 write pos 追上 checkpoint，表示内存满了，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 。

binlog

MySQL 整体来看，其实就两块：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。之前提到的redo log就是InnoDB引擎特有的日志，Server层也有自己的日志，即binlog（归档）日志。

这里提一嘴，MySQL自带的引擎是MyISAM，但这个引擎并没有crash-safe的能力。因此InnoDB就使用了另一种日志系统来实现crash-safe能力。

这两种日志有以下几点不同：

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。

执行器和InnoDB引擎在执行这个update语句时的内部流程如下：

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。
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。
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。
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。

如下图所示，深色框表示在执行器中执行的，浅色框表示在InnoDB中执行的。

在流程的最后阶段，将redo log的写入拆为两个阶段，prepare和commit，这也就是MySQL的 两阶段提交。

两阶段提交

“两阶段提交”是为了让两份日志的逻辑一致。

前面说到，binlog会记录所有的逻辑操作，采用的是“追加写“的方式。一般来说，系统会保存最近一段时间的binlog日志，同时会定期做整库备份。当需要将数据库恢复到指定的某一秒时（以下称为“指定时间”），可以这么做：

找到最近的一次全量备份，将这个备份恢复到临时库。
从备份的时间点开始，将备份的binlog依次取出来，恢复到指定的时间。
现在，临时库的数据就和之前的线上库一样的，只需要将临时库数据按需要恢复到线上库即可。

为什么要“两阶段提交”？

这里其实可以探讨如果不用“两阶段提交”会有什么问题，还是使用前面提到的update的例子。

先写redo log再写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。
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。

这里我的理解是，redo log和binlog分别处理两种不同的恢复，一种是崩溃恢复，一种是临时库恢复。因此“两阶段提交”的目的是为了这两种恢复的一致性。

这里还有一个关键点是，binlog日志并不仅仅是为了临时库恢复，当需要扩容（多搭建一些备库来增强MySQL的读能力的时候），常见的做法也是使用全量备份+binlog日志来实现的，此时不一致就会导致线上出现主从数据库不一致的情况；同时binlog日志在大数据场景中可能也会应用到MySQL增量数据读取上。

延伸问题

MySQL为了提高性能，对redo log的操作一开始都是在内存中的，那么如果MySQL进程崩溃了，在内存中那部分redo log要怎么处理？

查阅了相关资料后，稍微回答一下。在MySQL崩溃的时候，如果没有相关机制，确实会导致在内存中的redo log日志丢失，这里就要提到MySQL的刷盘机制，MySQL必须保证事务提交时产生的redo log最终被安全的写入磁盘中。负责写入磁盘的操作就是刷盘，而MySQL提供了不同的刷盘机制来决定数据何时落盘，也就是这样来解决这个问题的。（感觉这部分依旧是有很多内容，挖坑！）

参考

MySQL45讲——日志系统：一条SQL更新语句是如何执行的？