日志系统

Hi我是阿昌今天学习的是关于MySql的binlog&redoLog的内容。

一条查询语句的执行过程一般是经过连接器、分析器、优化器、执行器等功能模块最后到达存储引擎。

那么一条更新语句的执行流程又是怎样的呢

之前可能经常听 DBA 同事说MySQL 可以恢复到半个月内任意一秒的状态惊叹的同时是不是心中也会不免会好奇这是怎样做到的呢

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 1SQL 语句就会这么写

mysql> update T set c=c+1 where ID=2;

SQL 语句基本的执行链路再把那张图拿过来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。

执行语句前要先连接数据库这是连接器的工作。

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要讨论的主角

• redo log重做日志
• binlog归档日志

不过话说回来redo log 和 binlog 在设计上有很多有意思的地方这些设计思路也可以用到我们自己的程序里。

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一、重要的日志模块redo log

不知道还记不记得《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。

首先得找到这个人的赊账总额那条记录。

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。

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 logInnoDB 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。

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二、重要的日志模块binlog

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。为什么会有两份日志呢

因为最开始 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 使用另外一套日志系统——也就是 redo log 来实现 crash-safe 能力。

这两种日志有以下三点不同。

1. redo log 是 InnoDB 引擎特有的binlog 是 MySQL 的 Server 层实现的所有引擎都可以使用。
2. redo log 是物理日志记录的是“在某个数据页上做了什么修改”binlog 是逻辑日志记录的是这个语句的原始逻辑比如“给 ID=2 这一行的 c 字段加 1 ”。
3. redo log 是循环写的空间固定会用完binlog 是可以追加写入的。“追加写”是指 binlog 文件写到一定大小后会切换到下一个并不会覆盖以前的日志。

有了对这两个日志的概念性理解再来看执行器和 InnoDB 引擎在执行这个简单的 update 语句时的内部流程。

1. 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。
2. 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。
3. 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。
4. 执行器生成这个操作的 binlog并把 binlog 写入磁盘。
5. 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。

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。

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"。

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三、两阶段提交

为什么必须有“两阶段提交”呢这是为了让两份日志之间的逻辑一致。

要说明这个问题得从文章开头的那个问题说起怎样让数据库恢复到半个月内任意一秒的状态

前面说过了binlog 会记录所有的逻辑操作并且是采用“追加写”的形式。

如果DBA 承诺说半个月内可以恢复那么备份系统中一定会保存最近半个月的所有 binlog同时系统会定期做整库备份。

这里的“定期”取决于系统的重要性可以是一天一备也可以是一周一备。

当需要恢复到指定的某一秒时比如某天下午两点发现中午十二点有一次误删表需要找回数据那可以这么做

• 首先找到最近的一次全量备份如果你运气好可能就是昨天晚上的一个备份从这个备份恢复到临时库
• 然后从备份的时间点开始将备份的 binlog 依次取出来重放到中午误删表之前的那个时刻。

这样你的临时库就跟误删之前的线上库一样了然后你可以把表数据从临时库取出来按需要恢复到线上库去。好了说完了数据恢复过程回来说说为什么日志需要“两阶段提交”。这里不妨用反证法来进行解释。

由于 redo log 和 binlog 是两个独立的逻辑如果不用两阶段提交要么就是先写完 redo log 再写 binlog或者采用反过来的顺序。看看这两种方式会有什么问题。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

1. 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。
2. 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。这个概率是不是很低平时也没有什么动不动就需要恢复临时库的场景呀其实不是的不只是误操作后需要用这个过程来恢复数据。

当你需要扩容的时候也就是需要再多搭建一些备库来增加系统的读能力的时候现在常见的做法也是用全量备份加上应用 binlog 来实现的这个“不一致”就会导致你的线上出现主从数据库不一致的情况。

简单说redo log 和 binlog 都可以用于表示事务的提交状态而两阶段提交就是让这两个状态保持逻辑上的一致。

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四、总结

MySQL 里面最重要的两个日志即 物理日志 redo log 和逻辑日志 binlog。

redo log 用于保证 crash-safe 能力。

• innodb_flush_log_at_trx_commit 这个参数设置成 1 的时候表示每次事务的 redo log 都直接持久化到磁盘。这个参数建议你设置成 1这样可以保证 MySQL 异常重启之后数据不丢失。

• sync_binlog 这个参数设置成 1 的时候表示每次事务的 binlog 都持久化到磁盘。这个参数也建议你设置成 1这样可以保证 MySQL 异常重启之后 binlog 不丢失。

两阶段提交是跨系统维持数据逻辑一致性时常用的一个方案即使不做数据库内核开发日常开发中也有可能会用到。

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定期全量备份的周期“取决于系统重要性有的是一天一备有的是一周一备”。
那么在什么场景下一天一备会比一周一备更有优势呢
或者说它影响了这个数据库系统的哪个指标

一天一备份和一周一备份最大的差别就在于备份频率。

那么觉得从下面这几个角度来看看吧

1. 数据是否重要如果重要那么最好还是一天一备份。
2. 如果数据量产生的很大那么还是建议一天一备份毕竟备份是增量式的如果一周一备份但是备份过程就要持续一周。

那么备份的时候会影响数据库哪些指标呢

1. 磁盘io
2. 网络io

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