正文

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。

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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是如何保证持久性的呢？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：

参数值	含义
0（延迟写）	事务提交时不会将redo log buffer中日志写入到os buffer，而是每秒写入os buffer并调用fsync()写入到redo log file中。也就是说设置为0时是(大约)每秒刷新写入到磁盘中的，当系统崩溃，会丢失1秒钟的数据。
1（实时写，实时刷）	事务每次提交都会将redo log buffer中的日志写入os buffer并调用fsync()刷到redo log file中。这种方式即使系统崩溃也不会丢失任何数据，但是因为每次提交都写入磁盘，IO的性能较差。
2（实时写，延迟刷）	每次提交都仅写入到os buffer，然后是每秒调用fsync()将os buffer中的日志写入到redo log file。

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。

redo log 与 binlog 区别

	redo log	binlog
文件大小	redo log的大小是固定的。	binlog可通过配置参数max_binlog_size设置每个binlog文件的大小。
实现方式	redo log是InnoDB引擎层实现的，并不是所有引擎都有。	binlog是Server层实现的，所有引擎都可以使用 binlog日志。
记录方式	redo log 采用循环写的方式记录，当写到结尾时，会回到开头循环写日志。	binlog 通过追加的方式记录，当文件大小大于给定值后，后续的日志会记录到新的文件上。
适用场景	redo log适用于崩溃恢复（crash-safe）。	binlog适用于主从复制和数据恢复。

由binlog和redo log的区别可知：binlog日志只用于归档，只依靠binlog是没有crash-safe能力的。但只有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。

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，篇幅有限，不再赘述。

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