总结下重做日志（redo log）、回滚日志（undo log）、归档日志（binlog）的概念
- redo log 是物理日志，undo log 和 binlog 是逻辑日志
- binlog归档日志是server层的无论MySQL用什么引擎都会有的，主要是左主从复制，时间点恢复使用
- redo log重做日志是InnoDB存储引擎层的，用来保证事务安全
- undo log回滚日志也是InnoDB存储引擎层的，保存了事务发生之前的数据的一个版本，可以用于回滚，同时可以提供多版本并发控制下的读（MVCC），也即非锁定读
crash-safe概念
InnoDB 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。举个列子：
当我们修改的时候，写完内存了（buffer），但数据还没真正写到磁盘的时候。此时我们的数据库挂了，我们可以对数据进行恢复
Write-Ahead Log（WAL-预先日志持久化）
在计算机体系中，CPU处理速度和硬盘的速度，是不在同一个数量级上的，为了让它们速度匹配，从而催生了我们的内存模块，但是内存有一个特点，就是掉电之后，数据就会丢失，不是持久的，我们需要持久化的数据，最后都需要存储到硬盘上。InnoDB引擎设计者也利用了类似的设计思想，先写内存，再写硬盘，这样就不会因为redo log写硬盘IO而导致数据库性能问题。在InnoDB中，这种技术有一个专业名称，叫做Write-Ahead Log（预先日志持久化）：先写buffer 再写磁盘
redo log (重做日志)
redo log是物理日志，记载着每次在某个页上做了什么修改。写redo log也是需要写磁盘的，但它的好处就是顺序IO（我们都知道顺序IO比随机IO快非常多）。redo log是InnoDB 引擎特有的日志。持久性就是靠redo log来实现的（如果写入内存成功，但数据还没真正刷到磁盘，如果此时的数据库挂了，我们可以靠redo log来恢复内存的数据，这就实现了持久性）
redo log写入策略
InnoDB引擎的设计者也设计了一种写入的策略，首先有一个后台线程，每隔1秒，就会把redo log buffer中的日志，调用write写到文件系统的page cache，然后调用fsync持久化到磁盘（即redo log文件 ib_logfile0 ib_logfile1）如果不是对性能要求高的，一般把该参数设置为 1
为了控制 redo log写入策略，InnoDB提供了innodb_flush_log_at_trx_commit配置参数，它有三种取值：
- 设置为 0 的时候，表示每次事务提交时都只是把 redo log 留在 redo log buffer 中
- 设置为 1 的时候，表示每次事务提交时都将 redo log 直接持久化到磁盘
- 设置为 2 的时候，表示每次事务提交时都只是把 redo log 写到 page cache
生命周期
- 事务开始之后，就开始产生 redo log 日志了，在事务执行的过程中，redo log 开始逐步落盘
- 当对应事务的脏页写入到磁盘之后，redo log 的使命就完成了，它所占用的空间也就可以被覆盖了
- 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 8MB，那么这个redo log总共就可以记录32M的操作，这个参数可以通过
innodb_log_file_size设置，写到末尾就又回到开头循环写
redo log的擦除
- 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
何时会擦除redo log并更新到数据文件中
- 系统空闲时
- Redo log文件没有空闲空间时，即write pos追上check point的时候
- MySQL Server正常关闭时
存储内容
redo log 包括两部分：
- 一是内存中的日志缓冲(redo log buffer)，该部分日志是易失性的
- 二是磁盘上的重做日志文件(redo log file)，该部分日志是持久的，redo log存储的是物理格式的日志，记录的是物理数据页面的修改信息，它是顺序写入 redo log file 中的
落盘方式（将 innodb 日志缓冲区的日志刷新到磁盘）
- Master Thread 每秒一次执行刷新 Innodb_log_buffer 到重做日志文件
- 每个事务提交时会将重做日志刷新到重做日志文件
- 当重做日志缓存可用空间少于一半时，重做日志缓存被刷新到重做日志文件
undo log (回滚日志)
undo log保存了事务发生之前的数据的一个版本，作用：
- 可以用于回滚
- 同时可以提供多版本并发控制下的读（MVCC），也即非锁定读 生命周期
- 事务开始之前，将当前事务版本生成 undo log，undo log 也会产生 redo log 来保证 undo log 的可靠性
- 当事务提交之后，undo log 并不能立马被删除，而是放入待清理的链表
- 由 purge 线程判断是否有其它事务在使用 undo 段中表的上一个事务之前的版本信息，从而决定是否可以清理 undo log 的日志空间
存储内容
undo log 存储的是逻辑格式的日志，保存了事务发生之前的上一个版本的数据，可以用于回滚。当一个旧的事务需要读取数据时，为了能读取到老版本的数据，需要顺着 undo 链找到满足其可见性的记录
存储位置
默认情况下，undo 文件是保存在共享表空间的，也即 ibdatafile 文件中，当数据库中发生一些大的事务性操作的时候，要生成大量的 undo log 信息，这些信息全部保存在共享表空间中，因此共享表空间可能会变得很大，默认情况下，也就是 undo log 使用共享表空间的时候，被“撑大”的共享表空间是不会、也不能自动收缩的。因此，MySQL5.7 之后的“独立 undo 表空间”的配置就显得很有必要了
binlog （归档日志）
- binlog我们可以简单理解为：存储着每条变更的SQL语句
- 可以通过binlog来对数据进行恢复
- binlog 可以用于主从复制中，从库利用主库上的 binlog 进行重播，实现主从同步。用于数据库的基于时间点、位点等的还原操作
binlog写入策略
binlog是追加写入的，所以与redo log写入相比，没有擦除的概念。binlog的写入逻辑比较简单：事务执行过程中，先把日志写到binlog cahce，事务提交的时候，再把binlog cache写到binlog文件中（落盘）
从上图可以看到，每个线程都有自己的binlog cache，但是共用同一份binlog文件。图中的write，指的就是把日志写入到数据库系统的page cache，并没有把数据持久化到磁盘，所有速度很快。图中的fsync才是将数据持久化到磁盘的操作。write 和 fsync 的时机，是由参数 sync_binlog 控制的：
sync_binlog=0 的时候，表示每次提交事务都只 write，不 fsync
sync_binlog=1 的时候，表示每次提交事务都会执行 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
因此，在出现 IO 瓶颈的场景里，将 sync_binlog 设置成一个比较大的值，可以提升性能。在实际的业务场景中，考虑到丢失日志量的可控性，一般不建议将这个参数设成 0，比较常见的是将其设置为 100~1000 中的某个数值。但是，将 sync_binlog 设置为 N，对应的风险是：如果主机发生异常重启，会丢失最近 N 个事务的 binlog 日志。引用《极客时间MySQL45讲》
生命周期
事务提交的时候，一次性将事务中的 sql 语句（一个事务可能对应多个 sql 语句）按照一定的格式记录到 binlog 中，这里与 redo log 很明显的差异就是 redo log 并不一定是在事务提交的时候才刷新到磁盘，而是在事务开始之后就开始逐步写入磁盘。binlog 的默认保存时间是由参数 expire_logs_days 配置的，对于非活动的日志文件，在生成时间超过 expire_logs_days 配置的天数之后，会被自动删除
bin-log三种模式：Statement、Row、Mixed
Statement 模式
每一条修改数据的 sql 都会记录到 master 的 binlog 中，slave 在复制的时候，sql 进程会解析成和原来在 master 端执行时的相同的 sql 再执行
- 优点：在 statement 模式下首先就是解决了 row 模式的缺点，不需要记录每一行数据的变化，从而减少了 binlog 的日志量，节省了 I/O 以及存储资源，提高性能。因为它只需要记录在 master 上执行的语句的细节以及执行语句的上下文信息
- 缺点：在 statement 模式下，由于它是记录的执行语句，所以，为了让这些语句在 slave 端也能正确执行，那么它还必须记录每条语句在执行的时候的一些相关信息，即上下文信息，以保证所有语句在 slave 端和在 master 端执行结果相同。另外就是，由于 MySQL 现在发展比较快，很多新功能不断的加入，使 MySQL 的复制遇到了不小的挑战，自然复制的时候涉及到越复杂的内容，bug 也就越容易出现。在statement 中，目前已经发现不少情况会造成 MySQL 的复制出现问题，主要是在修改数据的时候使用了某些特定的函数或者功能才会出现，比如：sleep() 函数在有些版本中就不能被正确复制，在存储过程中使用了 last_insert_id() 函数，可能会使 slave 和 master 上得到不一致的 id 等等.由于 row 模式是基于每一行来记录变化的，所以不会出现类似的问题
Row 模式
日志中会记录每一行数据被修改的形式，然后在 slave 端再对相同的数据进行修改。row 模式只记录要修改的数据，只有 value，不会有 sql 多表关联的情况
- 优点：在 row 模式下，binlog 中可以不记录执行的 sql 语句的上下文相关的信息，仅仅只需要记录哪一条记录被修改了，修改成什么样了，所以 row 的日志内容会非常清楚的记录下每一行数据的修改细节，非常容易理解。而且不会出现某些特定情况下的存储过程和 function，以及 trigger 的调用和触发无法被正确复制问题
- 缺点：在 row 模式下，当所有执行语句记录到日志中的时候，都将以每行记录的修改来记录，这样可能会产生大量的日志内容
Mixed 模式
从官方文档中看到，之前的 MySQL一直都只有基于 statement 的复制模式，直到 5.1.5 版本的 MySQL 才开始支持 row 复制。从 5.0 开始，MySQL 的复制已经解决了大量老版本中出现的无法正确复制的问题。但是由于存储过程的出现，给 MySQL Replication 又带来了更大的新挑战。另外，看到官方文档说，从 5.1.8 版本开始，MySQL 提供了除 Statement 和 Row 之外的第三种复制模式：Mixed，实际上就是前两种模式的结合。在 Mixed 模式下，MySQL 会根据执行的每一条具体的 SQL 语句来区分对待记录的日志形式，也就是在 statement 和 row 之间选择一种。新版本中的 statment 还是和以前一样，仅仅记录执行的语句。而新版本的 MySQL 也对 row 模式做了优化，并不是所有的修改都会以 row 模式来记录，比如遇到表结构变更的时候就会以 statement 模式来记录，如果 SQL 语句确实就是 update 或者 delete 等修改数据的语句，那么还是会记录所有行的变更。
binlog和redo log写入的细节 - 两阶段提交
如果redo log持久化并进行了提交，而binlog未持久化数据库就crash了，则从库从binlog拉取数据会少于主库，造成不一致。因此需要内部事务来保证两种日志的一致性。MySQL通过两阶段提交来保证redo log和binlog的数据是一致的
- 将语句执行
- 记录redo log，并将记录状态设置为prepare
- 通知Server，已经修改好了，可以提交事务了
- 将更新的内容写入binlog
- commit，提交事务
- 将redo log里这个事务相关的记录状态设置为commited
举例:
update T set c=c+1 where ID=2;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
将 redo log的写入拆成了两个步骤：prepare 和 commit，这就是"两阶段提交"
prepare： redolog写入log buffer，并fsync持久化到磁盘，在redolog事务中记录2PC的XID，在redolog事务打上prepare标识
commit： binlog写入log buffer，并fsync持久化到磁盘，在binlog事务中记录2PC的XID，同时在redolog事务打上commit标识 其中，prepare和commit阶段所提到的“事务”，都是指内部XA事务，即2PC
与redo log的区别
- redo log是innoDB引擎特有的。binlog是MySQL的Server层实现的，所有引擎都能使用
- redo log是循环写的，空间固定会用完。binlog是追加写入的。“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
总结对比：
