hello，大家好，我是张张，「架构精进之路」公号作者。
在MySQL 中我们经常会接触到三个核心日志，它们分别是：binlog 、redo log、undo log。
好多同学对于它们可能并不陌生，但是具体区分起来各自的功能用途以及实现原理，那可能认知就会比较模糊了，今天就跟大家一起，来清晰明了的介绍一下这些日志的核心思想和功能原理。
1 binlog
1.1 binlog 设计目标
binlog 记录了对MySQL数据库执行更改的所有的写操作，包括所有对数据库的数据、表结构、索引等等变更的操作。
注意：这其中不包含SELECT、SHOW等，因为对数据没有修改
只要是对数据库有变更的操作都会记录到binlog里面来，我们可以把数据库的数据看做银行账户里的余额，而binlog就相当于我们银行卡的流水记录。账户余额只是一个结果，至于这个结果怎么来的，那就必须得看流水了。
在实际应用中， binlog 的主要应用场景分别是 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 来达到主从数据一致。
数据恢复 ：通过使用 mysqlbinlog 工具来恢复数据。
1.2 binlog 数据格式
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。
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。如果一个update语句修改一百行数据，那么这种模式下就会记录100行对应的记录日志。
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 。相对于ROW模式，STATEMENT模式下只会记录这个 update 的语句，所以此模式下会非常节省日志空间，也避免着大量的IO操作。
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 ，对于一些函数，STATEMENT 模式无法复制的操作使用 ROW 模式保存 binlog。
基于这三种模式需要注意的是：
1）使用 row 格式的 binlog 时，在进行数据同步或恢复的时候不一致的问题更容易被发现，因为它是基于数据行记录的。
2）使用 mixed 或者 statement 格式的 binlog 时，很多事务操作都是基于SQL逻辑记录，我们都知道一个SQL在不同的时间点执行它们产生的数据变化和影响是不一样的，所以这种情况下，数据同步或恢复的时候就容易出现不一致的情况。
1.3 binlog 写入策略
对于 InnoDB 存储引擎而言，在进行事务的过程中，首先会把binlog 写入到binlog cache中（因为写入到cache中会比较快，一个事务通常会有多个操作，避免每个操作都直接写磁盘导致性能降低），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 其实是通过 sync_binlog 参数控制 biglog 的刷盘时机，取值范围是 0-N：
0：每次提交事务binlog不会马上写入到磁盘，而是先写到page cache。不去强制要求，由系统自行判断何时写入磁盘，在Mysql 崩溃的时候会有丢失日志的风险；
1：每次提交事务都会执行 fsync 将 binlog 写入到磁盘；
N：每次提交事务都先写到page cach，只有等到积累了N个事务之后才 fsync 将 binlog 写入到磁盘，在 MySQL 崩溃的时候会有丢失N个事务日志的风险。
很显然三种模式下，sync_binlog=1 是强一致的选择，选择0或者N的情况下在极端情况下就会有丢失日志的风险，具体选择什么模式还是得看系统对于一致性的要求。
2、redo log
2.1 redo log 设计目标
redo log 是属于引擎层(innodb)的日志，称为重做日志 ，当MySQL服务器意外崩溃或者宕机后，保证已经提交的事务持久化到磁盘中（持久性）。
它能保证对于已经COMMIT的事务产生的数据变更，即使是系统宕机崩溃也可以通过它来进行数据重做，达到数据的持久性，一旦事务成功提交后，不会因为异常、宕机而造成数据错误或丢失。
2.2 redo log 数据格式
redo log 包括两部分：
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。
通常所说的Write-Ahead Log(预先日志持久化)指的是在持久化一个数据页之前，先将内存中相应的日志页持久化。
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 logfile 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：
修改数据的操作流程：
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先将原始数据从磁盘中读入内存中来，修改数据的内存拷贝，产生脏数据
生成一条重做日志并写入redo log buffer，记录的是数据被修改后的值
默认在事务提交后将redo log buffer中的内容刷新到redo log file，对redo log file采用追加写的方式
定期将内存中修改的数据刷新到磁盘中（这里说的是那些还没及时被后台线程刷盘的脏数据）
2.3 关于 redo log 的几点疑惑
读到这里，相必有同学会有如下疑问：
Q1：为什么不直接修改磁盘中的数据？
因为直接修改磁盘数据的话，它是随机IO，修改的数据分布在磁盘中不同的位置，需要来回的查找，所以命中率低，消耗大，而且一个小小的修改就不得不将整个页刷新到磁盘，利用率低；
与之相对的是顺序IO，磁盘的数据分布在磁盘的一块，所以省去了查找的过程，节省寻道时间。
使用后台线程以一定的频率去刷新磁盘可以降低随机IO的频率，增加吞吐量，这是使用buffer pool的根本原因。
Q2：同为操作数据变更的日志，有了binlog为什么还要redo log？
我认为最核心的一点就是两者记录的数据变更粒度是不一样的。
以修改数据为例，binlog 是以表为记录主体，在ROW模式下，binlog保存的表的每行变更记录。
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。
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由以上两者的对比可知：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。
Q3：redo log一定能保证事务的持久性吗？
不一定，这要根据redo log的刷盘策略决定，因为redo log buffer同样是在内存中，如果提交事务之后，redo log buffer还没来得及将数据刷新到redo log file进行持久化，此时发生宕机照样会丢失数据。
那该如何解决呢？刷盘写入策略。
2.4 redo log 写入策略
当redo log空间满了之后又会从头开始以循环的方式进行覆盖式的写入。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，各参数含义如下：
0（延迟写）：表示每次事务提交时都只是把 redo log 留在 redo log buffer 中，开启一个后台线程，每1s刷新一次到磁盘中 ;
1（实时写，实时刷）：表示每次事务提交时都将 redo log 直接持久化到磁盘，真正保证数据的持久性；
2（实时写，延迟刷）：表示每次事务提交时都只是把 redo log 写到 page cache，具体的刷盘时机不确定。
除了上面几种机制外，还有其它两种情况会把redo log buffer中的日志刷到磁盘。
3、undo log
3.1 undo log设计目标
redo log 是也属于引擎层(innodb)的日志，从上面的redo log介绍中我们就已经知道了，redo log 和undo log的核心是为了保证innodb事务机制中的持久性和原子性，事务提交成功由redo log保证数据持久性，而事务可以进行回滚从而保证事务操作原子性则是通过undo log 来保证的。
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。
undo log 的主要应用场景分别：
事务回滚 ：前面提到过，后台线程会不定时的去刷新buffer pool中的数据到磁盘，但是如果该事务执行期间出现各种错误(宕机)或者执行rollback语句，那么前面刷进去的操作都是需要回滚的，保证原子性，undo log就是提供事务回滚的。
MVCC：当读取的某一行被其他事务锁定时，可以从undo log中分析出该行记录以前的数据版本是怎样的，从而让用户能够读取到当前事务操作之前的数据——快照读。
3.2 undo log 数据格式
undo log 数据主要分两类：
insert 操作的记录，只对事务本身可见，对其他事务不可见(这是事务隔离性的要求)，故该undo log可以在事务提交后直接删除，不需要进行purge操作。
update undo log记录的是对delete和update操作产生的undo log。该undo log可能需要提供MVCC机制，因此不能在事务提交时就进行删除。提交时放入undo log链表，等待purge线程进行最后的删除。
在InnoDB存储引擎中，undo log使用rollback segment回滚段进行存储，每隔回滚段包含了1024个undo log segment。MySQL5.5之后，一共有128个回滚段。即总共可以记录128 * 1024个undo操作。
每个事务只会使用一个回滚段，一个回滚段在同一时刻可能会服务于多个事务。
3.3 undo log 操作实例
1、首先准备一张原始原始数据表（user_info）
对于InnoDB引擎来说，每个行记录除了记录本身的数据之外，还有几个隐藏的列:
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2、开启一个事务A
对 user_info 表执行如下SQL：
update user_info set name =“李四”where id=1
将会进行如下流程操作：
1、首先获得一个事务编号 104
2、把user_info表修改前的数据拷贝到undo log
3、修改user_info表 id=1的数据
4、把修改后的数据事务版本号改成 当前事务版本号，并把DB_ROLL_PTR 地址指向undo log数据地址。
3、最后执行结束
结果如下所示：
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可以发现每次对数据的变更都会产生一个undo log，当一条记录被变更多次时，那么就会产生多条undo log，undo log记录的是变更前的日志，并且每个undo log的序号是递增的，那么当要回滚的时候，按照序号依次向前推，就可以找到我们的原始数据了。
总结
binlog 是MySQL server层的日志，而redo log 和undo log都是引擎层（InnoDB）的日志，要换其他数据引擎那么就未必有redo log和undo log了。
它的设计目标是支持innodb的“事务”的特性，事务ACID特性分别是原子性、一致性、隔离性、持久性， 一致性是事务的最终追求的目标，隔离性、原子性、持久性是达成一致性目标的手段，根据的之前的介绍我们已经知道隔离性是通过锁机制来实现的，而事务的原子性和持久性则是通过redo log 和undo log来保障的。
写入策略
事务执行过程中，先把日志写到bin log 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。
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binlog vs redo log
两个侧重点也不同， redo log让InnoDB有了崩溃恢复的能力，binlog保证了MySQL集群架构的数据一致性。
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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。
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