前言
MySQL日志 主要包括错误日志、查询日志、慢查询日志、事务日志、二进制日志几大类。其中,比较重要的还要属二进制日志binlog(归档日志)和事务日志redo log(重做日志)和undo log(回滚日志)。
今天就来聊聊redo log(重做日志)、binlog(归档日志)、两阶段提交、undo log(回滚日志)。
redo log
redo log(重做日志)是InnoDB存储引擎独有的,它让MySQL拥有了崩溃恢复能力。
比如MySQL实例挂了或宕机了,重启时,InnoDB存储引擎会使用redo log恢复数据,保证数据的持久性与完整性。
MySQL中数据是以页为单位,你查询一条记录,会从硬盘把一页的数据加载出来,加载出来的数据叫数据页,会放入到Buffer Pool中。
后续的查询都是先从Buffer Pool中找,没有命中再去硬盘加载,减少硬盘IO开销,提升性能。
更新表数据的时候,也是如此,发现Buffer Pool里存在要更新的数据,就直接在Buffer Pool里更新。
然后会把“在某个数据页上做了什么修改”记录到重做日志缓存(redo log buffer)里,接着刷盘到redo log文件里。
理想情况,事务一提交就会进行刷盘操作,但实际上,刷盘的时机是根据策略来进行的。
小贴士:每条 redo 记录由“表空间号+数据页号+偏移量+修改数据长度+具体修改的数据”组成
刷盘时机
InnoDB存储引擎为redo log的刷盘策略提供了innodb_flush_log_at_trx_commit参数,它支持三种策略:
- 0:设置为 0 的时候,表示每次事务提交时不进行刷盘操作
- 1:设置为 1 的时候,表示每次事务提交时都将进行刷盘操作(默认值)
- 2:设置为 2 的时候,表示每次事务提交时都只把 redo log buffer 内容写入 page cache
innodb_flush_log_at_trx_commit参数默认为 1 ,也就是说当事务提交时会调用fsync对 redo log 进行刷盘
另外,InnoDB存储引擎有一个后台线程,每隔1秒,就会把redo log buffer中的内容写到文件系统缓存(page cache),然后调用fsync刷盘。
也就是说,一个没有提交事务的redo log记录,也可能会刷盘。
为什么呢?
因为在事务执行过程redo log记录是会写入redo log buffer中,这些redo log记录会被后台线程刷盘。
除了后台线程每秒1次的轮询操作,还有一种情况,当redo log buffer占用的空间即将达到innodb_log_buffer_size一半的时候,后台线程会主动刷盘。
下面是不同刷盘策略的流程图。
(1) innodb_flush_log_at_trx_commit=0
为0时,如果MySQL挂了或宕机可能会有1秒数据的丢失。
(2) innodb_flush_log_at_trx_commit=1
为1时, 只要事务提交成功,redo log记录就一定在硬盘里,不会有任何数据丢失。
如果事务执行期间MySQL挂了或宕机,这部分日志丢了,但是事务并没有提交,所以日志丢了也不会有损失。
(3) innodb_flush_log_at_trx_commit=2
为2时, 只要事务提交成功,redo log buffer中的内容只写入文件系统缓存(page cache)。
如果仅仅只是MySQL挂了不会有任何数据丢失,但是宕机可能会有1秒数据的丢失。
日志文件组
硬盘上存储的redo log日志文件不只一个,而是以一个日志文件组的形式出现的,每个的redo日志文件大小都是一样的。
比如可以配置为一组4个文件,每个文件的大小是1GB,整个redo log日志文件组可以记录4G的内容。
它采用的是环形数组形式,从头开始写,写到末尾又回到头循环写,如下图所示。
在个日志文件组中还有两个重要的属性,分别是write pos、checkpoint:
- write pos是当前记录的位置,一边写一边后移
- checkpoint是当前要擦除的位置,也是往后推移
每次刷盘redo log记录到日志文件组中,write pos位置就会后移更新。
每次MySQL加载日志文件组恢复数据时,会清空加载过的redo log记录,并把checkpoint后移更新。
write pos和checkpoint之间的还空着的部分可以用来写入新的redo log记录。
如果write pos追上checkpoint,表示日志文件组满了,这时候不能再写入新的redo log记录,MySQL得停下来,清空一些记录,把checkpoint推进一下。
redo log 小结
相信大家都知道redo log的作用和它的刷盘时机、存储形式。
现在我们来思考一个问题:只要每次把修改后的数据页直接刷盘不就好了,还有redo log什么事?
它们不都是刷盘么?差别在哪里?
- 1Byte=8bit
- 1KB=1024Byte
- 1MB=1024KB
- 1GB=1024MB
- 1TB=1024GB
实际上,数据页大小是16KB,刷盘比较耗时,可能就修改了数据页里的几Byte数据,有必要把完整的数据页刷盘吗?
而且数据页刷盘是随机写,因为一个数据页对应的位置可能在硬盘文件的随机位置,所以性能是很差。
如果是写redo log,一行记录可能就占几十Byte,只包含表空间号、数据页号、磁盘文件偏移 量、更新值,再加上是顺序写,所以刷盘速度很快。
所以用redo log形式记录修改内容,性能会远远超过刷数据页的方式,这也让数据库的并发能力更强。
其实内存的数据页在一定时机也会刷盘,我们把这称为页合并,讲Buffer Pool的时候会对这块细说
binlog
redo log它是物理日志,记录内容是“在某个数据页上做了什么修改”,属于InnoDB存储引擎。
而binlog是逻辑日志,记录内容是语句的原始逻辑,类似于“给 ID=2 这一行的 c 字段加 1”,属于MySQL Server层。
不管用什么存储引擎,只要发生了表数据更新,都会产生binlog日志。
那binlog到底是用来干嘛的?
可以说MySQL数据库的数据备份、主备、主主、主从都离不开binlog,需要依靠binlog来同步数据,保证数据一致性。
binlog会记录所有涉及更新数据的逻辑操作,并且是顺序写。
(1) 记录格式
binlog日志有三种格式,可以通过binlog_format参数指定。
- statement
- row
- mixed
指定statement,记录的内容是SQL语句原文,比如执行一条update T set update_time=now() where id=1,记录的内容如下。
同步数据时,会执行记录的SQL语句,但是有个问题,update_time=now()这里会获取当前系统时间,直接执行会导致与原库的数据不一致。
为了解决这种问题,我们需要指定为row,记录的内容不再是简单的SQL语句了,还包含操作的具体数据,记录内容如下。
row格式记录的内容看不到详细信息,要通过mysqlbinlog工具解析出来。
update_time=now()变成了具体的时间update_time=1627112756247,条件后面的@1、@2、@3 都是该行数据第 1 个~3 个字段的原始值(假设这张表只有 3 个字段)。
这样就能保证同步数据的一致性,通常情况下都是指定为row,这样可以为数据库的恢复与同步带来更好的可靠性。
但是这种格式,需要更大的容量来记录,比较占用空间,恢复与同步时会更消耗IO资源,影响执行速度。
所以就有了一种折中的方案,指定为mixed,记录的内容是前两者的混合。
MySQL会判断这条SQL语句是否可能引起数据不一致,如果是,就用row格式,否则就用statement格式。
(2) 写入机制
binlog的写入时机也非常简单,事务执行过程中,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。
因为一个事务的binlog不能被拆开,无论这个事务多大,也要确保一次性写入,所以系统会给每个线程分配一个块内存作为binlog cache。
我们可以通过binlog_cache_size参数控制单个线程 binlog cache 大小,如果存储内容超过了这个参数,就要暂存到磁盘(Swap)。
binlog日志刷盘流程如下:
- 上图的 write,是指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
- 上图的 fsync,才是将数据持久化到磁盘的操作
write和fsync的时机,可以由参数sync_binlog控制,默认是0。
为0的时候,表示每次提交事务都只write,由系统自行判断什么时候执行fsync。
虽然性能得到提升,但是机器宕机,page cache里面的 binglog 会丢失。
为了安全起见,可以设置为1,表示每次提交事务都会执行fsync,就如同binlog 日志刷盘流程一样。
最后还有一种折中方式,可以设置为N(N>1),表示每次提交事务都write,但累积N个事务后才fsync。
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。
同样的,如果机器宕机,会丢失最近N个事务的binlog日志。
(3) 两阶段提交
- redo log(重做日志)让InnoDB存储引擎拥有了崩溃恢复能力。
- binlog(归档日志)保证了MySQL集群架构的数据一致性。
虽然它们都属于持久化的保证,但是则重点不同。
在执行更新语句过程,会记录redo log与binlog两块日志,以基本的事务为单位,redo log在事务执行过程中可以不断写入,而binlog只有在提交事务时才写入,所以redo log与binlog的写入时机不一样。
回到正题,redo log与binlog两份日志之间的逻辑不一致,会出现什么问题?
我们以update语句为例,假设id=2的记录,字段c值是0,把字段c值更新成1,SQL语句为update T set c=1 where id=2。
假设执行过程中写完redo log日志后,binlog日志写期间发生了异常,会出现什么情况呢?
由于binlog没写完就异常,这时候binlog里面没有对应的修改记录。因此,之后用binlog日志恢复数据时,就会少这一次更新,恢复出来的这一行c值是0,而原库因为redo log日志恢复,这一行c值是1,最终数据不一致。
为了解决两份日志之间的逻辑一致问题,InnoDB存储引擎使用两阶段提交方案。
原理很简单,将redo log的写入拆成了两个步骤prepare和commit,这就是两阶段提交。
使用两阶段提交后,写入binlog时发生异常也不会有影响,因为MySQL根据redo log日志恢复数据时,发现redo log还处于prepare阶段,并且没有对应binlog日志,就会回滚该事务。
再看一个场景,redo log设置commit阶段发生异常,那会不会回滚事务呢?
并不会回滚事务,它会执行上图框住的逻辑,虽然redo log是处于prepare阶段,但是能通过事务id找到对应的binlog日志,所以MySQL认为是完整的,就会提交事务恢复数据。
undo log
数据库事务四大特性中有一个是原子性,具体来说就是原子性是指对数据库的一系列操作,要么全部成功,要么全部失败,不可能出现部分成功的情况。
我们知道如果想要保证事务的原子性,就需要在异常发生时,对已经执行的操作进行回滚,在 MySQL 中,恢复机制是通过回滚日志(undo log)实现的,所有事务进行的修改都会先先记录到这个回滚日志中,然后再执行相关的操作。
如果执行过程中遇到异常的话,我们直接利用回滚日志中的信息将数据回滚到修改之前的样子即可!并且,回滚日志会先于数据持久化到磁盘上。这样就保证了即使遇到数据库突然宕机等情况,当用户再次启动数据库的时候,数据库还能够通过查询回滚日志来回滚将之前未完成的事务。
另外,MVCC的实现依赖于:隐藏字段、Read View、undo log。在内部实现中,InnoDB通过数据行的DB_TRX_ID和Read View来判断数据的可见性,如不可见,则通过数据行的DB_ROLL_PTR找到undo log中的历史版本。
每个事务读到的数据版本可能是不一样的,在同一个事务中,用户只能看到该事务创建Read View之前已经提交的修改和该事务本身做的修改。
总结
MySQL InnoDB 引擎使用redo log(重做日志)保证事务的持久性,使用undo log(回滚日志)来保证事务的原子性。
MySQL数据库的数据备份、主备、主主、主从都离不开binlog,需要依靠binlog来同步数据,保证数据一致性。