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redo log 和bin log有什么区别？binlog做什么用的
在MySQL数据库中有一种二进制日志（binlog），其用来进行POINT-IN-TIME（PIT）的恢复及主从复制（Replication）环境的建立。从表面上看其和重做日志非常相似，都是记录了对于数据库操作的日志。然而，从本质上来看，两者有着非常大的不同。首先，重做日志是在InnoDB存储引擎层产生，而二进制日志是在MySQL数据库的上层产生的，并且二进制日志不仅仅针对于InnoDB存储引擎，MySQL数据库中的任何存储引擎对于数据库的更改都会产生二进制日志。其次，两种日志记录的内容形式不同。MySQL数据库上层的二进制日志bin log是一种逻辑日志，其记录的是对应的SQL语句。而InnoDB存储引擎层面的重做日志是物理格式日志，其记录的是对于每个页的修改。
什么是undolog，有什么用？
重做日志记录了事务的行为，可以很好地通过其对页进行“重做”操作。但是事务有时还需要进行回滚操作，这时就需要undo。因此在对数据库进行修改时，InnoDB存储引擎不但会产生redo，还会产生一定量的undo。这样如果用户执行的事务或语句由于某种原因失败了，又或者用户用一条ROLLBACK语句请求回滚，就可以利用这些undo信息将数据回滚到修改之前的样子。redo存放在重做日志文件中，与redo不同，undo存放在数据库内部的一个特殊段（segment）中，这个段称为undo段（undo segment）。undo段位于共享表空间内。可以通过py_innodb_page_info.py工具来查看当前共享表空间中undo的数量除了回滚操作，undo的另一个作用是MVCC，即在InnoDB存储引擎中MVCC的实现是通过undo来完成。当用户读取一行记录时，若该记录已经被其他事务占用，当前事务可以通过undo读取之前的行版本信息，以此实现非锁定读取。最后也是最为重要的一点是，undo log会产生redo log，也就是undo log的产生会伴随着redolog的产生，这是因为undo log也需要持久性的保护。
purge操作有什么作用
delete和update操作可能并不直接删除原有的数据。例如，DELETEFROMtWHEREa=1;表t上列a有聚集索引，列b上有辅助索引。对于上述的delete操作，仅是将主键列等于1的记录deleteflag设置为1，记录并没有被删除，即记录还是存在于B+树中。其次，对辅助索引上a等于1，b等于1的记录同没有做任何处理。而真正删除这行记录的操作其实被“延时”了，最终在purge操作中完成。purge用于最终完成delete和update操作。这样设计是因为InnoDB存储引擎支持MVCC，所以记录不能在事务提交时立即进行处理。这时其他事物可能正在引用这行，故InnoDB存储引擎需要保存记录之前的版本。而是否可以删除该条记录通过purge来进行判断。若该行记录已不被任何其他事务引用，那么就可以进行真正的delete操作。可见，purge操作是清理之前的delete和update操作，将上述操作“最终”完成。而实际执行的操作为delete操作，清理之前行记录的版本。
group commit有什么好处，使用时需要注意什么？
若事务为非只读事务，则每次事务提交时需要进行一次fsync操作，以此保证重做日志都已经写入磁盘。当数据库发生宕机时，可以通过重做日志进行恢复。虽然固态硬盘的出现提高了磁盘的性能，然而磁盘的fsync性能是有限的。
为了提高磁盘fsync的效率，当前数据库都提供了group commit的功能，即一次fsync可以刷新确保多个事务日志被写入文件。对于InnoDB存储引擎来说，事务提交时会进行两个阶段的操作：1）修改内存中事务对应的信息，并且将日志写入重做日志缓冲。2）调用fsync将确保日志都从重做日志缓冲写入磁盘。步骤2）相对步骤1）是一个较慢的过程，这是因为存储引擎需要与磁盘打交道。但当有事务进行这个过程时，其他事务可以进行步骤1）的操作，正在提交的事物完成提交操作后，再次进行步骤2）时，可以将多个事务的重做日志通过一次fsync刷新到磁盘，这样就大大地减少了磁盘的压力，从而提高了数据库的整体性能。对于写入或更新较为频繁的操作，group commit的效果尤为明显。然而在InnoDB1.2版本之前，在开启二进制日志后，InnoDB存储引擎的group commit功能会失效，从而导致性能的下降。并且在线环境多使用replication环境，因此二进制日志的选项基本都为开启状态，因此这个问题尤为显著导致这个问题的原因是在开启二进制日志后，为了保证存储引擎层中的事务和二进制日志的一致性，二者之间使用了两阶段事务。
1）当事务提交时InnoDB存储引擎进行prepare操作。
2）MySQL数据库上层写入二进制日志。
3）InnoDB存储引擎层将日志写入重做日志文件。
a）修改内存中事务对应的信息，并且将日志写入重做日志缓冲。
b）调用fsync将确保日志都从重做日志缓冲写入磁盘。一旦步骤2）中的操作完成，就确保了事务的提交，即使在执行步骤3）时数据库发生了宕机。此外需要注意的是，每个步骤都需要进行一次fsync操作才能保证上下两层数据的一致性。步骤2）的fsync由参数sync_binlog控制，步骤3）的fsync由参数innodb_flush_log_at_trx_commit控制。
为了保证MySQL数据库上层二进制日志的写入顺序和InnoDB层的事务提交顺序一致，MySQL数据库内部使用了prepare_commit_mutex这个锁。但是在启用这个锁之后，步骤3）中的步骤a）步不可以在其他事务执行步骤b）时进行，从而导致了groupcommit失效。
这个问题最早在2010年的MySQL数据库大会中提出，Facebook MySQL技术组，Percona公司都提出过解决方案。最后由MariaDB数据库的开发人员Kristian Nielsen完成了最终的“完美”解决方案。在这种情况下，不但MySQL数据库上层的二进制日志写入是groupcommit的， InnoDB存储引擎层也是group commit的。此外还移除了原先的锁prepare_commit_mutex，从而大大提高了数据库的整体性。MySQL5.6采用了类似的实现方式，并将其称为Binary Log GroupCommit（BLGC）。MySQL 5.6 BLGC的实现方式是将事务提交的过程分为几个步骤来完成。
在MySQL数据库上层进行提交时首先按顺序将其放入一个队列中，队列中的第一个事务称为leader，其他事务称为follower，leader控制着follower的行为。BLGC的步骤分为以下三个阶段：
❑Flush阶段，将每个事务的二进制日志写入内存中。
❑Sync阶段，将内存中的二进制日志刷新到磁盘，若队列中有多个事务，那么仅一次fsync操作就完成了二进制日志的写入，这就是BLGC。
❑Commit阶段，leader根据顺序调用存储引擎层事务的提交，InnoDB存储引擎本就支持group commit，因此修复了原先由于锁prepare_commit_mutex导致groupcommit失效的问题。
参数binlog_max_flush_queue_time用来控制Flush阶段中等待的时间，即使之前的一组事务完成提交，当前一组的事务也不马上进入Sync阶段，而是至少需要等待一段时间。这样做的好处是group commit的事务数量更多，然而这也可能会导致事务的响应时间变慢。该参数的默认值为0，且推荐设置依然为0。除非用户的MySQL数据库系统中有着大量的连接（如100个连接），并且不断地在进行事务的写入或更新操作。
