redo log 重做日志

InnoDB 引擎特有的日志
作用

• 更快
• crash-safe

如果每一次的更新操作都需要写进磁盘,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 的先写日志，等不忙的时候再写磁盘
就是 MySQL 里经常说到的 WAL 技术，WAL 的全称是 Write-Ahead Logging

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（转成顺序写, 省了），并更新内存(所以马上查也是能看到最新的值的)，这个时候更新就算完成了。InnoDB 引擎会在适当(系统比较空闲)的时候，将这个操作记录更新到磁盘里面

redo log 主要节省的是随机写磁盘的 IO 消耗（转成顺序写）

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“总共就可以记录 4GB 的操作。

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 之间的还可以记录的空间,如果 write pos 追上 checkpoint，表示满了，这时候不能再执行新的更新，写满了只好马上写入磁盘

有了 redo log，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。

binlog 归档日志

Server 层的日志

binlog 是没有 crash-safe 能力的，所以 InnoDB 需要自己使用一套日志系统——也就是 redo log 来实现 crash-safe 能力。

2者不同:

• 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 ”。

• 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。

mysql> update T set c=c+1 where ID=2;
来看执行器(Server 层)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。

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。

• 3. 执行器:得到引擎告知完成,生成这个操作的 binlog，并把 binlog 写入磁盘。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。

浅色框表示是在 InnoDB 内部执行的

两阶段提交

浅色是引擎
可以看到 引擎干完活以后(更新到内存),
1.写入自己的redolog, 状态prepare
2.再通知Server的执行器,让执行器更新执行器的binlog日志
3.引擎再把自己的redolog 状态改为commit

2个都表示事务提交,两阶段提交是为了:让两份日志之间的逻辑一致。
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。我们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，

假设没有2阶段提交,而是一个一个日志记

• 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。
• 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。

数据备份恢复用binlog

redo log是循环写,binlog才采用“追加写”的形式 会记录所有的逻辑操作。
如果你的 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，那你可以这么做：

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。

不只是误操作后需要用这个过程来恢复数据。
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。

设置推荐

• 每次事务的 redo log 都直接持久化到磁盘:
  推荐: innodb_flush_log_at_trx_commit 这个参数设置成 1
  这样可以保证 MySQL 异常重启之后数据不丢失。

• 每次事务的 binlog 都持久化到磁盘
  推荐: sync_binlog 这个参数设置成 1 ,保证 MySQL 异常重启之后 binlog 不丢失。