Mysql日志undo redo binlog relaylog与更新一条数据的执行过程详解

参考

https://xiaolincoding.com/mysql/log/how_update.html

介绍

日志种类

MySQL日志主要包括以下几种：

• 回滚日志（undo log）
• 重做日志（redo log）
• 归档日志（binlog）
• 中继日志（relay log）
• 错误日志（errorlog）
• 慢查询日志（slow query log）
• 一般查询日志（general log）

其中，前三种比较重要，涉及数据库的acid，而后面几种相对不这么重要

大概介绍

• undo log 主要用于实现原子性（事务失败回滚） 以及在隔离性中也使用到了（mvcc）
• redo log （重做日志）、binlog 主要用来实现持久性

更新数据的过程

下面都是默认参数的情况下

具体更新一条记录 UPDATE t_user SET name = 'xiaolin' WHERE id = 1; 的流程如下:

1. 执行器负责具体执行，会调用存储引擎的接口，通过主键索引树搜索获取 id = 1 这一行记录：
   • 如果 id=1 这一行所在的数据页本来就在 buffer pool 中，就直接返回给执行器更新；
   • 如果记录不在 buffer pool，将数据页从磁盘读入到 buffer pool，返回记录给执行器。
2. 执行器得到聚簇索引记录后，会看一下更新前的记录和更新后的记录是否一样：
   • 如果一样的话就不进行后续更新流程；
   • 如果不一样的话就把更新前的记录和更新后的记录都当作参数传给 InnoDB 层，让 InnoDB 真正的执行更新记录的操作；
3. 接下来才正式开启事务：
4. InnoDB 层更新记录前，首先要记录相应的 undo log，因为这是更新操作，需要把被更新的列的旧值记下来，也就是要生成一条 undo log，undo log 会写入 Buffer Pool 中的 Undo 页面
5. 在内存修改该 Undo 页面后，需要记录对应的 redo log。
6. InnoDB 层开始更新记录，会先更新内存（同时标记为脏页），然后将记录写到 redo log 里面，这个时候更新就算完成了。为了减少磁盘I/O，不会立即将脏页写入磁盘，后续由后台线程选择一个合适的时机将脏页写入到磁盘。这就是 WAL 技术，MySQL 的写操作并不是立刻写到磁盘上，而是先写 redo 日志，然后在合适的时间再将修改的行数据写到磁盘上。
7. 至此，一条记录本身已经更新完了
8. 在一条更新语句执行完成后，然后开始记录该语句对应的 binlog，此时记录的 binlog 会被保存到 binlog cache，并没有刷新到硬盘上的 binlog 文件，在事务提交时才会统一将该事务运行过程中的所有 binlog 刷新到硬盘。
9. 接下来开始事务提交阶段：
10. 为了方便说明，这里不说组提交的过程，只说两阶段提交）：
    prepare 阶段：将 redo log 对应的事务状态设置为 prepare，然后将 redo log 刷新到硬盘；
    commit 阶段：将 binlog 刷新到磁盘，接着调用引擎的提交事务接口，将 redo log 状态设置为 commit（将事务设置为 commit 状态后，刷入到磁盘 redo log 文件）；
11. 至此，一条更新语句执行彻底完成。

Buffer Pool与WAL

为什么需要它

MySQL 的数据都是存在磁盘中的，那么我们要更新一条记录的时候，得先要从磁盘读取该记录，然后在内存中修改这条记录。那修改完这条记录是选择直接写回到磁盘，还是选择缓存起来呢？

当然是缓存起来好，这样下次有查询语句命中了这条记录，直接读取缓存中的记录，就不需要从磁盘获取数据了。

为此，Innodb 存储引擎设计了一个缓冲池（Buffer Pool），来提高数据库的读写性能。

注意 缓冲池和查询缓存不一样，查询缓存是对于同样的select语句直接缓存结果，就像redis存一个数据一样。但是 buffer pool中不直接存储select的结果，而是缓存数据树本身，查询的时候mysql还是要在内存中去根据规则找。
查询一条记录，就只需要缓冲一条记录吗？
不是的。
当我们查询一条记录时，InnoDB 是会把整个页的数据加载到 Buffer Pool 中，将页加载到 Buffer Pool 后，再通过页里的「页目录」去定位到某条具体的记录。

有了 Buffer Poo 后：

• 当读取数据时，如果数据存在于 Buffer Pool 中，客户端就会直接读取 Buffer Pool 中的数据，否则再去磁盘中读取。
• 当修改数据时，如果数据存在于 Buffer Pool 中，那直接修改 Buffer Pool 中数据所在的页，然后将其页设置为脏页（该页的内存数据和磁盘上的数据已经不一致），为了减少磁盘I/O，不会立即将脏页写入磁盘，后续由后台线程选择一个合适的时机将脏页写入到磁盘。

缓存池存的是页

InnoDB 会把存储的数据划分为若干个「页」，以页作为磁盘和内存交互的基本单位，一个页的默认大小为 16KB。因此，Buffer Pool 同样需要按「页」来划分。

在 MySQL 启动的时候，InnoDB 会为 Buffer Pool 申请一片连续的内存空间，然后按照默认的16KB的大小划分出一个个的页， Buffer Pool 中的页就叫做缓存页。此时这些缓存页都是空闲的，之后随着程序的运行，才会有磁盘上的页被缓存到 Buffer Pool 中。

所以，MySQL 刚启动的时候，你会观察到使用的虚拟内存空间很大，而使用到的物理内存空间却很小，这是因为只有这些虚拟内存被访问后，操作系统才会触发缺页中断，申请物理内存，接着将虚拟地址和物理地址建立映射关系。

缓存池存了那些内容

Buffer Pool 除了缓存「索引页」和「数据页」，还包括了 Undo 页，插入缓存、自适应哈希索引、锁信息等等。

缓冲池存在的问题——持久性，解决方案——WAL，最终实现crash-safe（崩溃恢复）

Buffer Pool 是提高了读写效率没错，但是问题来了，Buffer Pool 是基于内存的，而内存总是不可靠，万一断电重启，还没来得及落盘的脏页数据就会丢失。
所以，我们想到，在更改数据项内存的同时，将我们所做的操作，以日志的方式顺序写到磁盘中，这样如果内存崩溃，就可以根据日志去恢复数据，虽然是涉及磁盘操作，但是由于只记录操作命令本身，且是顺序写，不涉及数据库复杂的那些操作，对性能影响很小。
而这种日志就是redo log 和binlog。

为了防止断电导致数据丢失的问题，当有一条记录需要更新的时候，InnoDB 引擎就会先更新内存（同时标记为脏页），然后将本次对这个页的修改以日志的形式记录下来，这个时候更新就算完成了(落盘操作不算，是后续步骤)。

后续，InnoDB 引擎会在适当的时候，由后台线程将缓存在 Buffer Pool 的脏页刷新到磁盘里，这就是 WAL （Write-Ahead Logging）技术。

WAL 技术指的是， MySQL 的写操作并不是立刻写到磁盘上，而是先写日志，然后在合适的时间再写到磁盘上。

过程如下图：

redolog

redo log 是物理日志，记录了某个数据页做了什么修改，比如对 XXX 表空间中的 YYY 数据页 ZZZ 偏移量的地方做了AAA 更新，每当执行一个事务就会产生这样的一条或者多条物理日志。

在事务提交时，只要先将 redo log 持久化到磁盘即可，可以不需要等到将缓存在 Buffer Pool 里的脏页数据持久化到磁盘。

当系统崩溃时，虽然脏页数据没有持久化，但是 redo log 已经持久化，接着 MySQL 重启后，可以根据 redo log 的内容，将所有数据恢复到最新的状态。

被修改 Undo 页面，需要记录对应 redo log 吗？

需要的。

开启事务后，InnoDB 层更新记录前，首先要记录相应的 undo log，如果是更新操作，需要把被更新的列的旧值记下来，也就是要生成一条 undo log，undo log 会写入 Buffer Pool 中的 Undo 页面。

不过，在内存修改该 Undo 页面后，也是需要记录对应的 redo log，因为undo log也要实现持久性的保护。

redo log 和 undo log 区别在哪？

这两种日志是属于 InnoDB 存储引擎的日志，它们的区别在于：

• redo log 记录了此次事务「修改后」的数据状态，记录的是更新之后的值，主要用于事务崩溃恢复，保证事务的持久性。
• undo log 记录了此次事务「修改前」的数据状态，记录的是更新之前的值，主要用于事务回滚，保证事务的原子性。

事务提交前：

• 非宕机崩溃，而是事务执行错误，mysql 还是正常运行，重启后会通过 undo log 回滚事务。
• 宕机崩溃 其实就不需要通过 undo log 回滚了，因为事务没有提交，事务的数据并不会持久化，还是在内存中，宕机崩溃了数据就丢失了，反正事务都没有提交成功，所以数据本身就无意义的，丢失了就丢失了

事务提交之后发生了崩溃（这里的崩溃是宕机崩溃），重启后会通过 redo log 恢复事务，如下图：

redo log 要写到磁盘，数据也要写磁盘，为什么要多此一举？

写入 redo log 的方式使用了追加操作， 所以磁盘操作是顺序写，而写入数据需要先找到写入位置，然后才写到磁盘，所以磁盘操作是随机写。

磁盘的「顺序写 」比「随机写」 高效的多，因此 redo log 写入磁盘的开销更小。

针对「顺序写」为什么比「随机写」更快这个问题，可以比喻为你有一个本子，按照顺序一页一页写肯定比写一个字都要找到对应页写快得多。

可以说这是 WAL 技术的另外一个优点：MySQL 的写操作从磁盘的「随机写」变成了「顺序写」，提升语句的执行性能。这是因为 MySQL 的写操作并不是立刻更新到磁盘上，而是先记录在日志上，然后在合适的时间再更新到磁盘上 。

产生的 redo log 是直接写入磁盘的吗

不是的。

实际上， 执行一个事务的过程中，产生的 redo log 也不是直接写入磁盘的，因为这样会产生大量的 I/O 操作，而且磁盘的运行速度远慢于内存。

所以，redo log 也有自己的缓存—— redo log buffer，每当产生一条 redo log 时，会先写入到 redo log buffer，后续在持久化到磁盘如下图：

redo log buffer 默认大小 16 MB，可以通过 innodb_log_Buffer_size 参数动态的调整大小，增大它的大小可以让 MySQL 处理「大事务」是不必写入磁盘，进而提升写 IO 性能。

redo log 什么时候刷盘？

缓存在 redo log buffer 里的 redo log 还是在内存中，它什么时候刷新到磁盘？

主要有下面几个时机：

• MySQL 正常关闭时；
• 当 redo log buffer 中记录的写入量大于 redo log buffer 内存空间的一半时，会触发落盘；
• InnoDB 的后台线程每隔 1 秒，将 redo log buffer 持久化到磁盘。
• 每次事务提交时都将缓存在 redo log buffer 里的 redo log 直接持久化到磁盘（这个策略可由 innodb_flush_log_at_trx_commit 参数控制

单独执行一个更新语句的时候，InnoDB 引擎会自己启动一个事务，在执行更新语句的过程中，生成的 redo log 先写入到 redo log buffer 中，然后等事务提交的时候，再将缓存在 redo log buffer 中的 redo log 按组的方式「顺序写」到磁盘。

上面这种 redo log 刷盘时机是在事务提交的时候，这个默认的行为。

除此之外，InnoDB 还提供了另外两种策略，由参数 innodb_flush_log_at_trx_commit 参数控制，可取的值有：0、1、2，默认值为 1，这三个值分别代表的策略如下：

当设置该参数为 0 时，表示每次事务提交时 ，还是将 redo log 留在 redo log buffer 中 ，该模式下在事务提交时不会主动触发写入磁盘的操作。
当设置该参数为 1 时，表示每次事务提交时，都将缓存在 redo log buffer 里的 redo log 直接持久化到磁盘，这样可以保证 MySQL 异常重启之后数据不会丢失。
当设置该参数为 2 时，表示每次事务提交时，都只是缓存在 redo log buffer 里的 redo log 写到 redo log 文件，注意写入到「 redo log 文件」并不意味着写入到了磁盘，因为操作系统的文件系统中有个 Page Cache（如果你想了解 Page Cache，可以看这篇 (opens new window)），Page Cache 是专门用来缓存文件数据的，所以写入「 redo log文件」意味着写入到了操作系统的文件缓存。

数据安全性和写入性能是熊掌不可得兼的，要不追求数据安全性，牺牲性能；要不追求性能，牺牲数据安全性。

在一些对数据安全性要求比较高的场景中，显然 innodb_flush_log_at_trx_commit 参数需要设置为 1。
在一些可以容忍数据库崩溃时丢失 1s 数据的场景中，我们可以将该值设置为 0，这样可以明显地减少日志同步到磁盘的 I/O 操作。
安全性和性能折中的方案就是参数 2，虽然参数 2 没有参数 0 的性能高，但是数据安全性方面比参数 0 强，因为参数 2 只要操作系统不宕机，即使数据库崩溃了，也不会丢失数据，同时性能方便比参数 1 高。

redo log 文件写满了怎么办？

默认情况下， InnoDB 存储引擎有 1 个重做日志文件组( redo log Group），「重做日志文件组」由有 2 个 redo log 文件组成，这两个 redo 日志的文件名叫 ：ib_logfile0 和 ib_logfile1 。
在重做日志组中，每个 redo log File 的大小是固定且一致的，假设每个 redo log File 设置的上限是 1 GB，那么总共就可以记录 2GB 的操作。

重做日志文件组是以循环写的方式工作的，从头开始写，写到末尾就又回到开头，相当于一个环形。

所以 InnoDB 存储引擎会先写 ib_logfile0 文件，当 ib_logfile0 文件被写满的时候，会切换至 ib_logfile1 文件，当 ib_logfile1 文件也被写满时，会切换回 ib_logfile0 文件。

我们知道 redo log 是为了防止 Buffer Pool 中的脏页丢失而设计的，那么如果随着系统运行，Buffer Pool 的脏页刷新到了磁盘中，那么 redo log 对应的记录也就没用了，这时候我们擦除这些旧记录，以腾出空间记录新的更新操作。

redo log 是循环写的方式，相当于一个环形，InnoDB 用 write pos 表示 redo log 当前记录写到的位置，用 checkpoint 表示当前要擦除的位置，如下图：

• write pos 和 checkpoint 的移动都是顺时针方向；
• write pos ～ checkpoint 之间的部分（图中的红色部分），用来记录新的更新操作；
• check point ～ write pos 之间的部分（图中蓝色部分）：待落盘的脏数据页记录；

如果 write pos 追上了 checkpoint，就意味着 redo log 文件满了，这时 MySQL 不能再执行新的更新操作，也就是说 MySQL 会被阻塞（因此所以针对并发量大的系统，适当设置 redo log 的文件大小非常重要），此时会停下来将 Buffer Pool 中的脏页刷新到磁盘中，然后标记 redo log 哪些记录可以被擦除，接着对旧的 redo log 记录进行擦除，等擦除完旧记录腾出了空间，checkpoint 就会往后移动（图中顺时针），然后 MySQL 恢复正常运行，继续执行新的更新操作。

所以，一次 checkpoint 的过程就是脏页刷新到磁盘中变成干净页，然后标记 redo log 哪些记录可以被覆盖的过程。

bin log

为什么还要有bin log

前面介绍的 undo log 和 redo log 这两个日志都是 Innodb 存储引擎生成的。

MySQL 在完成一条更新操作后，Server 层还会生成一条 binlog，等之后事务提交的时候，会将该事物执行过程中产生的所有 binlog 统一写 入 binlog 文件。

binlog 文件是记录了所有数据库表结构变更和表数据修改的日志，不会记录查询类的操作，比如 SELECT 和 SHOW 操作。

为什么有了 binlog， 还要有 redo log？

这个问题跟 MySQL 的时间线有关系。

最开始 MySQL 里并没有 InnoDB 引擎，MySQL 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 redo log 来实现 crash-safe 能力。

MySQL 是以页为单位进行刷盘的，每一页的数据单位为16K，所以在刷盘的过程中需要把数据刷新到磁盘的多个扇区中去。而把16K数据刷到磁盘的每个扇区里这个过程是无法保证原子性的，如果数据库宕机，那么就可能会造成一部分数据成功，而一部分数据失败的情况。而通过 binlog 这种级别的日志是无法恢复的，因为一个update可能更改了多个磁盘区域的数据，所以这个时候得需要通过redo log这种记录到磁盘数据级别的日志进行数据恢复。
binlog 日志只用于归档，只依靠 binlog 是没有 crash-safe 能力的。

同样只有 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。

redo log 和 binlog 有什么区别？

这两个日志有四个区别。

1、适用对象不同：

• binlog 是 MySQL 的 Server 层实现的日志，所有存储引擎都可以使用；
• redo log 是 Innodb 存储引擎实现的日志；

2、文件格式不同：

• binlog 有 3 种格式类型，分别是 STATEMENT（默认格式）、ROW、 MIXED，区别如下：

  • STATEMENT：每一条修改数据的 SQL 都会被记录到 binlog 中（相当于记录了逻辑操作，所以针对这种格式， binlog 可以称为逻辑日志），主从复制中 slave 端再根据 SQL 语句重现。但 STATEMENT 有动态函数的问题，比如你用了 uuid 或者 now 这些函数，你在主库上执行的结果并不是你在从库执行的结果，这种随时在变的函数会导致复制的数据不一致；
  • ROW：记录行数据最终被修改成什么样了（这种格式的日志，就不能称为逻辑日志了），不会出现 STATEMENT 下动态函数的问题。但 ROW 的缺点是每行数据的变化结果都会被记录，比如执行批量 update 语句，更新多少行数据就会产生多少条记录，使 binlog 文件过大，而在 STATEMENT 格式下只会记录一个 update 语句而已；
  • MIXED：包含了 STATEMENT 和 ROW 模式，它会根据不同的情况自动使用 ROW 模式和 STATEMENT 模式；

  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。
  旧的statement是导致mysql需要设置默认级别为可重复读的原因

• redo log 是物理日志，记录的是在某个数据页做了什么修改，比如对 XXX 表空间中的 YYY 数据页 ZZZ 偏移量的地方做了AAA 更新；

3、写入方式不同：

• binlog 是追加写，写满一个文件，就创建一个新的文件继续写，不会覆盖以前的日志，保存的是全量的日志。
• redo log 是循环写，日志空间大小是固定，全部写满就从头开始，保存未被刷入磁盘的脏页日志。

4、用途不同：

• binlog 用于备份恢复、主从复制；
• redo log 用于掉电等故障恢复。

5、写入时机不桶

• redolog感觉随时都在写
• binlog是在事务提交那个节点前后

如果不小心整个数据库的数据被删除了，能使用 redo log 文件恢复数据吗？

不可以使用 redo log 文件恢复，只能使用 binlog 文件恢复。

因为 redo log 文件是循环写，是会边写边擦除日志的，只记录未被刷入磁盘的数据的物理日志，已经刷入磁盘的数据都会从 redo log 文件里擦除。

binlog 文件保存的是全量的日志，也就是保存了所有数据变更的情况，理论上只要记录在 binlog 上的数据，都可以恢复，所以如果不小心整个数据库的数据被删除了，得用 binlog 文件恢复数据。

主从复制是怎么实现？binlog与relay log

MySQL 的主从复制依赖于 binlog ，也就是记录 MySQL 上的所有变化并以二进制形式保存在磁盘上。复制的过程就是将 binlog 中的数据从主库传输到从库上。

这个过程一般是异步的，也就是主库上执行事务操作的线程不会等待复制 binlog 的线程同步完成。

MySQL 集群的主从复制过程梳理成 3 个阶段：

写入 Binlog：主库写 binlog 日志，提交事务，并更新本地存储数据。
同步 Binlog：把 binlog 复制到所有从库上，每个从库把 binlog 写到暂存日志中。
回放 Binlog：回放 binlog，并更新存储引擎中的数据。

具体详细过程如下：

MySQL 主库在收到客户端提交事务的请求之后，会先写入 binlog，再提交事务，更新存储引擎中的数据，事务提交完成后，返回给客户端“操作成功”的响应。
从库会创建一个专门的 I/O 线程，连接主库的 log dump 线程，来接收主库的 binlog 日志，再把 binlog 信息写入 relay log 的中继日志里，再返回给主库“复制成功”的响应。
从库会创建一个用于回放 binlog 的线程，去读 relay log 中继日志，然后回放 binlog 更新存储引擎中的数据，最终实现主从的数据一致性。

在完成主从复制之后，你就可以在写数据时只写主库，在读数据时只读从库，这样即使写请求会锁表或者锁记录，也不会影响读请求的执行。

binlog 什么时候刷盘？

事务执行过程中，先把日志写到 binlog cache（Server 层的 cache），事务提交的时候，再把 binlog cache 写到 binlog 文件中。

一个事务的 binlog 是不能被拆开的，因此无论这个事务有多大（比如有很多条语句），也要保证一次性写入。这是因为有一个线程只能同时有一个事务在执行的设定，所以每当执行一个 begin/start transaction 的时候，就会默认提交上一个事务，这样如果一个事务的 binlog 被拆开的时候，在备库执行就会被当做多个事务分段自行，这样破坏了原子性，是有问题的。

MySQL 给每个线程分配了一片内存用于缓冲 binlog ，该内存叫 binlog cache，参数 binlog_cache_size 用于控制单个线程内 binlog cache 所占内存的大小。如果超过了这个参数规定的大小，就要暂存到磁盘。

什么时候 binlog cache 会写到 binlog 文件？

在事务提交的时候，执行器把 binlog cache 里的完整事务写入到 binlog 文件中，并清空 binlog cache。
但是，这里的写入是指，执行命令，告诉操作系统，我要将它写入到磁盘了，但是具体什么时候写 还涉及操作系统自身的调度。不过一般不会出问题，我们主要防范的是mysql自身的崩溃。所以仍然可以认为是事务提交的时候写。

如下图：

虽然每个线程有自己 binlog cache，但是最终都写到同一个 binlog 文件：
图中的 write，指的就是指把日志写入到 binlog 文件，但是并没有把数据持久化到磁盘，因为数据还缓存在文件系统的 page cache 里，write 的写入速度还是比较快的，因为不涉及磁盘 I/O。
图中的 fsync，才是将数据持久化到磁盘的操作，这里就会涉及磁盘 I/O，所以频繁的 fsync 会导致磁盘的 I/O 升高。

MySQL提供一个 sync_binlog 参数来控制数据库的 binlog 刷到磁盘上的频率：

sync_binlog = 0 的时候，表示每次提交事务都只 write，不 fsync，后续交由操作系统决定何时将数据持久化到磁盘；
sync_binlog = 1 的时候，表示每次提交事务都会 write，然后马上执行 fsync；
sync_binlog =N(N>1) 的时候，表示每次提交事务都 write，但累积 N 个事务后才 fsync。
在MySQL中系统默认的设置是 sync_binlog = 0，也就是不做任何强制性的磁盘刷新指令，这时候的性能是最好的，但是风险也是最大的。因为一旦主机发生异常重启，还没持久化到磁盘的数据就会丢失。
而当 sync_binlog 设置为 1 的时候，是最安全但是性能损耗最大的设置。因为当设置为 1 的时候，即使主机发生异常重启，最多丢失一个事务的 binlog，而已经持久化到磁盘的数据就不会有影响，不过就是对写入性能影响太大。

如果能容少量事务的 binlog 日志丢失的风险，为了提高写入的性能，一般会 sync_binlog 设置为 100~1000 中的某个数值。

两阶段写

为什么需要

这里的持久化到磁盘指的是我们告诉操作系统要去写到磁盘，具体什么时候操作系统会安排。但是一般操作系统这个过程不会出错。所以我们认为是写到磁盘就行

事务提交后，redo log 和 binlog 都要持久化到磁盘，但是这两个是独立的逻辑，可能出现半成功的状态，这样就造成两份日志之间的逻辑不一致。

举个例子，假设 id = 1 这行数据的字段 name 的值原本是 ‘jay’，然后执行 UPDATE t_user SET name = ‘xiaolin’ WHERE id = 1; 如果在持久化 redo log 和 binlog 两个日志的过程中，出现了半成功状态，那么就有两种情况：

• 如果在将 redo log 刷入到磁盘之后， MySQL 突然宕机了，而 binlog 还没有来得及写入。MySQL 重启后，通过 redo log 能将 Buffer Pool 中 id = 1 这行数据的 name 字段恢复到新值 xiaolin，但是 binlog 里面没有记录这条更新语句，在主从架构中，binlog 会被复制到从库，由于 binlog 丢失了这条更新语句，从库的这一行 name 字段是旧值 jay，与主库的值不一致性；
• 如果在将 binlog 刷入到磁盘之后， MySQL 突然宕机了，而 redo log 还没有来得及写入。由于 redo log 还没写，崩溃恢复以后这个事务无效，所以 id = 1 这行数据的 name 字段还是旧值 jay，而 binlog 里面记录了这条更新语句，在主从架构中，binlog 会被复制到从库，从库执行了这条更新语句，那么这一行 name 字段是新值 xiaolin，与主库的值不一致性；

可以看到，在持久化 redo log 和 binlog 这两份日志的时候，如果出现半成功的状态，就会造成主从环境的数据不一致性。这是因为 redo log 影响主库的数据，binlog 影响从库的数据，所以 redo log 和 binlog 必须保持一致才能保证主从数据一致。

MySQL 为了避免出现两份日志之间的逻辑不一致的问题，使用了「两阶段提交」来解决，两阶段提交其实是分布式事务一致性协议，它可以保证多个逻辑操作要不全部成功，要不全部失败，不会出现半成功的状态。

两阶段提交把单个事务的提交拆分成了 2 个阶段，分别是「准备（Prepare）阶段」和「提交（Commit）阶段」，每个阶段都由协调者（Coordinator）和参与者（Participant）共同完成。注意，不要把提交（Commit）阶段和 commit 语句混淆了，commit 语句执行的时候，会包含提交（Commit）阶段。

举个拳击比赛的例子，两位拳击手（参与者）开始比赛之前，裁判（协调者）会在中间确认两位拳击手的状态，类似于问你准备好了吗？

• 准备阶段：裁判（协调者）会依次询问两位拳击手（参与者）是否准备好了，然后拳击手听到后做出应答，如果觉得自己准备好了，就会跟裁判说准备好了；如果没有自己还没有准备好（比如拳套还没有带好），就会跟裁判说还没准备好。
• 提交阶段：如果两位拳击手（参与者）都回答准备好了，裁判（协调者）宣布比赛正式开始，两位拳击手就可以直接开打；如果任何一位拳击手（参与者）回答没有准备好，裁判（协调者）会宣布比赛暂停，对应事务中的回滚操作。

两阶段提交的过程是怎样的？

在 MySQL 的 InnoDB 存储引擎中，开启 binlog 的情况下，MySQL 会同时维护 binlog 日志与 InnoDB 的 redo log，为了保证这两个日志的一致性，MySQL 使用了内部 XA 事务（是的，也有外部 XA 事务，跟本文不太相关，我就不介绍了），内部 XA 事务由 binlog 作为协调者，存储引擎是参与者。

当客户端执行 commit 语句或者在自动提交的情况下，MySQL 内部开启一个 XA 事务，分两阶段来完成 XA 事务的提交，如下图：

从图中可看出，事务的提交过程有两个阶段，就是将 redo log 的写入拆成了两个步骤：prepare 和 commit，中间再穿插写入binlog，具体如下：

• prepare 阶段：将 XID（内部 XA 事务的 ID） 写入到 redo log，同时将 redo log 对应的事务状态设置为 prepare，然后将 redo log 持久化到磁盘（innodb_flush_log_at_trx_commit = 1 的作用）；

• commit 阶段：把 XID 写入到 binlog，然后将 binlog 持久化到磁盘（sync_binlog = 1 的作用），接着调用引擎的提交事务接口，将 redo log 状态设置为 commit，此时该状态并不需要持久化到磁盘，只需要 write 到文件系统的 page cache 中就够了，因为只要 binlog 写磁盘成功，就算 redo log 的状态还是 prepare 也没有关系，一样会被认为事务已经执行成功；

异常重启会出现什么现象？

我们来看看在两阶段提交的不同时刻，MySQL 异常重启会出现什么现象？下图中有时刻 A 和时刻 B 都有可能发生崩溃：

不管是时刻 A（redo log 已经写入磁盘， binlog 还没写入磁盘），还是时刻 B （redo log 和 binlog 都已经写入磁盘，还没写入 commit 标识）崩溃，此时的 redo log 都处于 prepare 状态。

在 MySQL 重启后会按顺序扫描 redo log 文件，碰到处于 prepare 状态的 redo log，就拿着 redo log 中的 XID 去 binlog 查看是否存在此 XID：

• 如果 binlog 中没有当前内部 XA 事务的 XID，说明 redolog 完成刷盘，但是 binlog 还没有刷盘（此时 从库也不会收到这个binlog），则回滚事务。对应时刻 A 崩溃恢复的情况。
• 如果 binlog 中有当前内部 XA 事务的 XID，说明 redolog 和 binlog 都已经完成了刷盘，则提交事务。对应时刻 B 崩溃恢复的情况。

可以看到，对于处于 prepare 阶段的 redo log，即可以提交事务，也可以回滚事务，这取决于是否能在 binlog 中查找到与 redo log 相同的 XID，如果有就提交事务，如果没有就回滚事务。这样就可以保证 redo log 和 binlog 这两份日志的一致性了。

所以说，两阶段提交是以 binlog 写成功为事务提交成功的标识，因为 binlog 写成功了，就意味着能在 binlog 中查找到与 redo log 相同的 XID。

处于 prepare 阶段的 redo log 加上完整 binlog，重启就提交事务，MySQL 为什么要这么设计?

binlog 已经写入了，之后就会被从库（或者用这个 binlog 恢复出来的库）使用。

所以，在主库上也要提交这个事务。采用这个策略，主库和备库的数据就保证了一致性。

事务没提交的时候，redo log 会被持久化到磁盘吗？

会的。

事务执行中间过程的 redo log 也是直接写在 redo log buffer 中的，这些缓存在 redo log buffer 里的 redo log 也会被「后台线程」每隔一秒一起持久化到磁盘。

也就是说，事务没提交的时候，redo log 也是可能被持久化到磁盘的。

有的同学可能会问，如果 mysql 崩溃了，还没提交事务的 redo log 已经被持久化磁盘了，mysql 重启后，数据不就不一致了？

放心，这种情况 mysql 重启会进行回滚操作，因为事务没提交的时候，binlog 是还没持久化到磁盘的。

所以， redo log 可以在事务没提交之前持久化到磁盘，但是 binlog 必须在事务提交之后，才可以持久化到磁盘。

两阶段提交有什么问题？

两阶段提交虽然保证了两个日志文件的数据一致性，但是性能很差，主要有两个方面的影响：

• 磁盘 I/O 次数高：对于“双1”配置，每个事务提交都会进行两次 fsync（刷盘），一次是 redo log 刷盘，另一次是 binlog 刷盘。
• 锁竞争激烈：两阶段提交虽然能够保证「单事务」两个日志的内容一致，但在「多事务」的情况下，却不能保证两者的提交顺序一致，因此，在两阶段提交的流程基础上，还需要加一个锁来保证提交的原子性，从而保证多事务的情况下，两个日志的提交顺序一致。

为什么两阶段提交的磁盘 I/O 次数会很高？

binlog 和 redo log 在内存中都对应的缓存空间，binlog 会缓存在 binlog cache，redo log 会缓存在 redo log buffer，它们持久化到磁盘的时机分别由下面这两个参数控制。一般我们为了避免日志丢失的风险，会将这两个参数设置为 1：

• 当 sync_binlog = 1 的时候，表示每次提交事务都会将 binlog cache 里的 binlog 直接持久到磁盘；
• 当 innodb_flush_log_at_trx_commit = 1 时，表示每次事务提交时，都将缓存在 redo log buffer 里的 redo log 直接持久化到磁盘；

可以看到，如果 sync_binlog 和 当 innodb_flush_log_at_trx_commit 都设置为 1，那么在每个事务提交过程中， 都会至少调用 2 次刷盘操作，一次是 redo log 刷盘，一次是 binlog 落盘，所以这会成为性能瓶颈。

可以看到，如果 sync_binlog 和 当 innodb_flush_log_at_trx_commit 都设置为 1，那么在每个事务提交过程中， 都会至少调用 2 次刷盘操作，一次是 redo log 刷盘，一次是 binlog 落盘，所以这会成为性能瓶颈。

为什么锁竞争激烈？

在早期的 MySQL 版本中，通过使用 prepare_commit_mutex 锁来保证事务提交的顺序，在一个事务获取到锁时才能进入 prepare 阶段，一直到 commit 阶段结束才能释放锁，下个事务才可以继续进行 prepare 操作。

通过加锁虽然完美地解决了顺序一致性的问题，但在并发量较大的时候，就会导致对锁的争用，性能不佳。

组提交

MySQL 引入了 binlog 组提交（group commit）机制，当有多个事务提交的时候，会将多个 binlog 刷盘操作合并成一个，从而减少磁盘 I/O 的次数，如果说 10 个事务依次排队刷盘的时间成本是 10，那么将这 10 个事务一次性一起刷盘的时间成本则近似于 1。

引入了组提交机制后，prepare 阶段不变，只针对 commit 阶段，将 commit 阶段拆分为三个过程：

flush 阶段：多个事务按进入的顺序将 binlog 从 cache 写入文件（不刷盘）；
sync 阶段：对 binlog 文件做 fsync 操作（多个事务的 binlog 合并一次刷盘）；
commit 阶段：各个事务按顺序做 InnoDB commit 操作；
上面的每个阶段都有一个队列，每个阶段有锁进行保护，因此保证了事务写入的顺序，第一个进入队列的事务会成为 leader，leader领导所在队列的所有事务，全权负责整队的操作，完成后通知队内其他事务操作结束。

对每个阶段引入了队列后，锁就只针对每个队列进行保护，不再锁住提交事务的整个过程，可以看的出来，锁粒度减小了，这样就使得多个阶段可以并发执行，从而提升效率。

有 binlog 组提交，那有 redo log 组提交吗？

这个要看 MySQL 版本，MySQL 5.6 没有 redo log 组提交，MySQL 5.7 有 redo log 组提交。

在 MySQL 5.6 的组提交逻辑中，每个事务各自执行 prepare 阶段，也就是各自将 redo log 刷盘，这样就没办法对 redo log 进行组提交。

所以在 MySQL 5.7 版本中，做了个改进，在 prepare 阶段不再让事务各自执行 redo log 刷盘操作，而是推迟到组提交的 flush 阶段，也就是说 prepare 阶段融合在了 flush 阶段。

这个优化是将 redo log 的刷盘延迟到了 flush 阶段之中，sync 阶段之前。通过延迟写 redo log 的方式，为 redolog 做了一次组写入，这样 binlog 和 redo log 都进行了优化。

更多看https://xiaolincoding.com/mysql/log/how_update.html#%E4%B8%A4%E9%98%B6%E6%AE%B5%E6%8F%90%E4%BA%A4%E6%9C%89%E4%BB%80%E4%B9%88%E9%97%AE%E9%A2%98

MySQL 磁盘 I/O 很高，有什么优化的方法？

现在我们知道事务在提交的时候，需要将 binlog 和 redo log 持久化到磁盘，那么如果出现 MySQL 磁盘 I/O 很高的现象，我们可以通过控制以下参数，来 “延迟” binlog 和 redo log 刷盘的时机，从而降低磁盘 I/O 的频率：

• 设置组提交的两个参数： binlog_group_commit_sync_delay 和 binlog_group_commit_sync_no_delay_count 参数，延迟 binlog 刷盘的时机，从而减少 binlog 的刷盘次数。这个方法是基于“额外的故意等待”来实现的，因此可能会增加语句的响应时间，但即使 MySQL 进程中途挂了，也没有丢失数据的风险，因为 binlog 早被写入到 page cache 了，只要系统没有宕机，缓存在 page cache 里的 binlog 就会被持久化到磁盘。
• 将 sync_binlog 设置为大于 1 的值（比较常见是 100~1000），表示每次提交事务都 write，但累积 N 个事务后才 fsync，相当于延迟了 binlog 刷盘的时机。但是这样做的风险是，主机掉电时会丢 N 个事务的 binlog 日志。
• 将 innodb_flush_log_at_trx_commit 设置为 2。表示每次事务提交时，都只是缓存在 redo log buffer 里的 redo log 写到 redo log 文件，注意写入到「 redo log 文件」并不意味着写入到了磁盘，因为操作系统的文件系统中有个 Page Cache，专门用来缓存文件数据的，所以写入「 redo log文件」意味着写入到了操作系统的文件缓存，然后交由操作系统控制持久化到磁盘的时机。但是这样做的风险是，主机掉电的时候会丢数据。

面试题

redo log的概念是什么? 为什么会存在.
什么是WAL(write-ahead log)机制, 好处是什么.
redo log 为什么可以保证crash safe机制.
binlog的概念是什么, 起到什么作用, 可以做crash safe吗?
binlog和redolog的不同点有哪些?
物理一致性和逻辑一致性各应该怎么理解?
执行器和innoDB在执行update语句时候的流程是什么样的?
如果数据库误操作, 如何执行数据恢复?
什么是两阶段提交, 为什么需要两阶段提交, 两阶段提交怎么保证数据库中两份日志间的逻辑一致性(什么叫逻辑一致性)?
如果不是两阶段提交, 先写redo log和先写bin log两种情况各会遇到什么问题?