binlog

binlog 用于记录数据库执行的写入性操作(不包括查询)信息，以二进制的形式保存在磁盘中。binlog 是 mysql的逻辑日志，并且由 Server 层进行记录，使用任何存储引擎的 mysql 数据库都会记录 binlog 日志。

逻辑日志：可以简单理解为记录的就是sql语句 。
物理日志：mysql 数据最终是保存在数据页中的，物理日志记录的就是数据页变更 。
binlog 是通过追加的方式进行写入的，可以通过 max_binlog_size 参数设置每个 binlog
文件的大小，当文件大小达到给定值之后，会生成新的文件来保存日志。

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 。

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。
数据恢复 ：通过使用 mysqlbinlog 工具来恢复数据。

binlog刷盘时机

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

redo log

为什么需要redo log

我们都知道，事务的四大特性里面有一个是 持久性 ，具体来说就是
只要事务提交成功，那么对数据库做的修改就被永久保存下来了，不可能因为任何原因再回到原来的状态 。那么 mysql
是如何保证一致性的呢？最简单的做法是在每次事务提交的时候，将该事务涉及修改的数据页全部刷新到磁盘中。但是这么做会有严重的性能问题，主要体现在两个方面：

因为 Innodb 是以 页 为单位进行磁盘交互的，而一个事务很可能只修改一个数据页里面的几个字节，这个时候将完整的数据页刷到磁盘的话，太浪费资源了！
一个事务可能涉及修改多个数据页，并且这些数据页在物理上并不连续，使用随机IO写入性能太差！
因此 mysql 设计了 redo log ， 具体来说就是只记录事务对数据页做了哪些修改
，这样就能完美地解决性能问题了(相对而言文件更小并且是顺序IO)。

redo log基本概念

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

redo log记录形式

前面说过， redo log 实际上记录数据页的变更，而这种变更记录是没必要全部保存，因此 redo log
实现上采用了大小固定，循环写入的方式，当写到结尾时，会回到开头循环写日志。如下图：

同时我们很容易得知， 在innodb中，既有redo log 需要刷盘，还有 数据页 也需要刷盘， redo log存在的意义主要就是降低对 数据页 刷盘的要求 ** 。在上图中， write pos 表示 redo log 当前记录的 LSN (逻辑序列号)位置， check point 表示 数据页更改记录 刷盘后对应 redo log 所处的 LSN(逻辑序列号)位置。write pos 到 check point 之间的部分是 redo log 空着的部分，用于记录新的记录；check point 到 write pos 之间是 redo log 待落盘的数据页更改记录。当 write pos追上 check point 时，会先推动 check point 向前移动，空出位置再记录新的日志。

启动 innodb 的时候，不管上次是正常关闭还是异常关闭，总是会进行恢复操作。因为 redo log记录的是数据页的物理变化，因此恢复的时候速度比逻辑日志(如 binlog )要快很多。重启 innodb 时，首先会检查磁盘中数据页的 LSN ，如果数据页的 LSN 小于日志中的 LSN ，则会从 checkpoint 开始恢复。还有一种情况，在宕机前正处于
checkpoint 的刷盘过程，且数据页的刷盘进度超过了日志页的刷盘进度，此时会出现数据页中记录的 LSN 大于日志中的 LSN
，这时超出日志进度的部分将不会重做，因为这本身就表示已经做过的事情，无需再重做。

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
。实际上， 原子性 底层就是通过 undo log 实现的。undo log 主要记录了数据的逻辑变化，比如一条 INSERT 语句，对应一条 DELETE 的 undo log ，对于每个 UPDATE 语句，对应一条相反的 UPDATE 的 undo log ，这样在发生错误时，就能回滚到事务之前的数据状态。同时， undo log 也是 MVCC(多版本并发控制)实现的关键。