MySQL重要的日志模块：redo log
不知道大家还记不记得《孔乙己》这篇文章，酒店掌柜又一个粉板，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。但是如果赊账的人多了，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：
1.一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；
2.另一种方法是先在粉板上记下这次的长，等打烊之后再把账本翻出来核算。
在生意红火柜台很忙的时候，掌柜一定会选择后者，因为前者操作是在是太麻烦了。首先，你得找到这个人的赊账总额那条记录。你想想，密密麻麻几十页，掌柜要找到那个名字，可能还得带上老花眼镜慢慢找，找到之后再拿出算盘计算，最后再讲结果写回到账本上。
这整个过程想想都麻烦。相比之下，还是现在粉板上记一下方便。
同样，在MySQL里也有这个问题，如果每一次的更新操作都需要接近磁盘，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的设计者就用雷士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Write-Ahead Logging，它的关键点就在先写日志，在写磁盘。
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在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，而和这个更新往往是在系统比较空闲的适合做，这就像打烊以后掌柜做的事。
如果今天赊账不多，掌柜可以等打烊后再整理。但是如果某一天赊账的特别多，粉板写满了，又怎么办呢？这个时候掌柜只好放下手中的活，把粉板中的一部分记录更新到账本中，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，写的末尾就有回到开头循环写，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，这个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 log，InnoDB就可以保证即使数据库发生异常重启，之后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，可以想想赊账记录的例子，只要赊账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，恢复生意以后依然可以通过账本和粉板上的数据明确赊账账目。
重要的日志模块：binlog
MySQL整体来看，其实就是两块：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，负载存储相关的具体事宜。上面我们聊到的粉板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，既然依靠binlog是没有crash-safe能力的，所以InnoDB使用另外一套系统——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这个一行的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，我们再来开执行器和InnoDB引擎在执行这个简单的update语句时的内部流程。
1.执行器先找引擎去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在redo log里面，此时redo log处于prepare状态。然后告知执行完成了，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。
这里给出这个update语句的执行流程图，图中浅色框表示实在InnoDB内部执行的，深色框表示实在执行器中执行的。
你可能注意到了，最后三步看上去有点”绕“，将redo log的写入拆成两个步骤：prepare和commit，这就是”两阶段提交“。
两阶段提交
为什么必须有”两阶段提价“呢？这就是为了让两份日志之间的逻辑一致。要说明这个问题，我们得从”怎么让数据库恢复到半个月内任意一秒的状态？“这个问题说起
前面提到，binlog会记录所有的逻辑操作，并且采用”追加写“的形式。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，可以是一天一备份，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：
1.首先，找到最近的一次全量备份，如果你运气好，可以能就是昨天晚上的一个备份，从这个备份恢复到临时库。
2.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。
那为什么日志需要”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在写binlog，或者反过来的顺序，我们来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，系统即使奔溃，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变成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状态不一致。
你可能会说，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，不只有误操作需要用到这个过程来恢复数据。当你需要扩容的时候，也就是需要在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个两个状态保持逻辑上的一致。
