Mysql进阶：从redo log与binlog日志来看一条SQL更新语句是如何执行的

前言

前面我有跟你介绍过 SQL 语句基本的执行链路，这里我再把那张图拿过来，你也可以先简单看看这个图回顾下。

首先，可以确定的说，查询语句的那一套流程，更新语句也是同样会走一遍。

MySQL 的逻辑架构图你执行语句前要先连接数据库，这是连接器的工作。前面我们说过，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。接下来，分析器会通过词法和语法解析知道这是一条更新语句。优化器决定要使用 ID 这个索引。然后，执行器负责具体执行，找到这一行，然后更新。

与查询流程不一样的是，更新流程还涉及两个重要的日志模块，它们正是我们今天要讨论的主角：redo log（重做日志）和 binlog（归档日志）。

redo log日志

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。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。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。

redo log总结

redo log包括两部分：一个是内存中的日志缓冲(redo log buffer)（粉板），另一个是磁盘上的日志文件(redo log file)（账本）。

mysql每执行一条DML语句，先将记录写入redo log buffer，后续某个时间点再一次性将多个操作记录写到redo log file。这种先写日志，再写磁盘的技术就是MySQL里经常说到的WAL(Write-Ahead Logging) 技术。

在计算机操作系统中，用户空间(user space)下的缓冲区数据一般情况下是无法直接写入磁盘的，中间必须经过操作系统内核空间(kernel space)缓冲区(OS Buffer)。因此，redo log buffer写入redo log file实际上是先写入OS Buffer，然后再通过系统调用fsync()将其刷到redo log file中，过程如下：

mysql支持三种将redo log buffer写入redo log file的时机，可以通过innodb_flush_log_at_trx_commit参数配置，各参数值含义如下（建议设置为1）：

参数值	含义
0（延迟写）	事务提交时不会将redo log buffer中日志写入到os buffer，而是每秒写入os buffer并调用fsync()写入到redo log file中。也就是说设置为0时是(大约)每秒刷新写入到磁盘中的，当系统崩溃，会丢失1秒钟的数据。
1（实时写，实时刷）	事务每次提交都会将redo log buffer中的日志写入os buffer并调用fsync()刷到redo log file中。这种方式即使系统崩溃也不会丢失任何数据，但是因为每次提交都写入磁盘，IO的性能较差。
2（实时写，延迟刷）	每次提交都仅写入到os buffer，然后是每秒调用fsync()将os buffer中的日志写入到redo log file。

 

binlog日志

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）。我想你肯定会问，为什么会有两份日志呢？

因为最开始 MySQL 里并没有 InnoDB 引擎。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。

 

binlog使用场景

在实际应用中，binlog的主要使用场景有两个，分别是主从复制和数据恢复。

1. 主从复制：在Master端开启binlog，然后将binlog发送到各个Slave端，Slave端重放binlog从而达到主从数据一致。
2. 数据恢复：通过使用mysqlbinlog工具来恢复数据。

binlog写入磁盘的时机（建议设置为1）

对于InnoDB存储引擎而言，只有在事务提交时才会记录biglog，此时记录还在内存中，那么biglog是什么时候刷到磁盘中的呢？mysql通过sync_binlog参数控制biglog的刷盘时机，取值范围是0-N：

• 0：不去强制要求，由系统自行判断何时写入磁盘；
• 1：每次commit的时候都要将binlog写入磁盘；
• N：每N个事务，才会将binlog写入磁盘。

从上面可以看出，sync_binlog最安全的是设置是1，这也是MySQL 5.7.7之后版本的默认值。但是设置一个大一些的值可以提升数据库性能，因此实际情况下也可以将值适当调大，牺牲一定的一致性来获取更好的性能。

binlog日志格式

binlog日志有三种格式，分别为STATMENT、ROW和MIXED。

在 MySQL 5.7.7之前，默认的格式是STATEMENT，MySQL 5.7.7之后，默认值是ROW。日志格式通过binlog-format指定。

• STATMENT 基于SQL语句的复制(statement-based replication, SBR)，每一条会修改数据的sql语句会记录到binlog中。 优点：不需要记录每一行的变化，减少了binlog日志量，节约了IO, 从而提高了性能； 缺点：在某些情况下会导致主从数据不一致，比如执行sysdate()、slepp()等。
• ROW 基于行的复制(row-based replication, RBR)，不记录每条sql语句的上下文信息，仅需记录哪条数据被修改了。 优点：不会出现某些特定情况下的存储过程、或function、或trigger的调用和触发无法被正确复制的问题； 缺点：会产生大量的日志，尤其是alter table的时候会让日志暴涨
• MIXED 基于STATMENT和ROW两种模式的混合复制(mixed-based replication, MBR)，一般的复制使用STATEMENT模式保存binlog，对于STATEMENT模式无法复制的操作使用ROW模式保存binlog

 

我们还是从一个表的一条更新语句说起，下面是这个表的创建语句，这个表有一个主键 ID 和一个整型字段 c：mysql> create table T(ID int primary key, c int);

如果要将 ID=2 这一行的值加 1，SQL 语句就会这么写：mysql> update T set c=c+1 where ID=2;

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。

• 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。

 

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。update 语句执行流程你可能注意到了，最后三步看上去有点“绕”，将 redo log 的写入拆成了两个步骤：prepare 和 commit，这就是"两阶段提交"。

这里两阶段提交是为了保证数据库的一致性，必须要保证2份日志一致，而使用的2阶段式提交；不是成功就是失败，不能让中间环节出现，也就是一个成功，一个失败。

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？

• 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。

• 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。

redo log与binlog区别

	redo log	binlog
文件大小	redo log的大小是固定的。	binlog可通过配置参数max_binlog_size设置每个binlog文件的大小。
实现方式	redo log是InnoDB引擎层实现的，并不是所有引擎都有。	binlog是Server层实现的，所有引擎都可以使用 binlog日志
记录方式	redo log 采用循环写的方式记录，当写到结尾时，会回到开头循环写日志。	binlog 通过追加的方式记录，当文件大小大于给定值后，后续的日志会记录到新的文件上
适用场景	redo log适用于崩溃恢复(crash-safe)	binlog适用于主从复制和数据恢复

由binlog和redo log的区别可知：binlog日志只用于归档，只依靠binlog是没有crash-safe能力的。但只有redo log也不行，因为redo log是InnoDB特有的，且日志上的记录落盘后会被覆盖掉。因此需要binlog和redo log二者同时记录，才能保证当数据库发生宕机重启时，数据不会丢失。