MySQL 日志系统中的redolog和binlog的用法，相信很多没有经验的人对此束手无策，为此本文总结了问题出现的原因和解决方法，通过这篇文章希望你能解决这个问题。
之前我们了解了一条查询语句的执行流程，并介绍了执行过程中涉及的处理模块。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 SQL 更新语句的执行流程又是怎样的呢？
首先我们创建一个表 user_info，主键为 id，创建语句如下：
CREATE TABLE `T` ( `ID` int(11) NOT NULL, `c` int(11) DEFAULT NULL, PRIMARY KEY (`ID`) ) ENGINE=InnoDB DEFAULT CHARSET=utf8mb4;
插入一条数据：
INSERT INTO T VALUES ('2', '1');
如果要将 ID=2 这一行的 c 的值加 1，SQL 语句为：
UPDATE T SET c = c + 1 WHERE ID = 2;
前面介绍过 SQL 语句基本的执行链路，这里把那张图拿过来。因为，更新语句同样会走一遍查询语句走的流程。
通过连接器，客户端与 MySQL 建立连接
update 语句会把 T 表上的所有查询缓存结果清空
分析器会通过词法分析和语法分析识别这是一条更新语句
优化器会决定使用 ID 这个索引（聚簇索引）
执行器负责具体执行，找到匹配的一行，然后更新
更新过程中还会涉及 redo log（重做日志）和 binlog（归档日志）的操作
其中，这两种日志默认在数据库的 data 目录下，redo log 是 ib_logfile0 格式的，binlog 是 xxx-bin.000001 格式的。
接下来让我们分别去研究下日志模块中的 redo log 和 binlog。
在 MySQL 中，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 的设计者就采用了日志（redo log）来提升更新效率。
而日志和磁盘配合的整个过程，其实就是 MySQL 里的 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。
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（redolog buffer）里面，并更新内存（buffer pool），这个时候更新就算完成了。同时，InnoDB 引擎会在适当的时候（如系统空闲时），将这个操作记录更新到磁盘里面（刷脏页）。
redo log 是 InnoDB 存储引擎层的日志，又称重做日志文件，redo log 是循环写的，redo log 不是记录数据页更新之后的状态，而是记录这个页做了什么改动。
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，那么日志总共就可以记录 4GB 的操作。从头开始写，写到末尾就又回到开头循环写，如下图所示。
图中展示了一组 4 个文件的 redo log 日志，checkpoint 是当前要擦除的位置，擦除记录前需要先把对应的数据落盘（更新内存页，等待刷脏页）。write pos 到 checkpoint 之间的部分可以用来记录新的操作，如果 write pos 和 checkpoint 相遇，说明 redolog 已满，这个时候数据库停止进行数据库更新语句的执行，转而进行 redo log 日志同步到磁盘中。checkpoint 到 write pos 之间的部分等待落盘（先更新内存页，然后等待刷脏页）。
有了 redo log 日志，那么在数据库进行异常重启的时候，可以根据 redo log 日志进行恢复，也就达到了 crash-safe。
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。这个参数建议设置成 1，这样可以保证 MySQL 异常重启之后数据不丢失。
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。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）。
binlog 属于逻辑日志，是以二进制的形式记录的是这个语句的原始逻辑，依靠 binlog 是没有 crash-safe 能力的。
binlog 有两种模式，statement 格式的话是记 sql 语句，row 格式会记录行的内容，记两条，更新前和更新后都有。
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。这个参数也建议设置成 1，这样可以保证 MySQL 异常重启之后 binlog 不丢失。
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。
redo log 和 binlog 区别：
redo log 是 InnoDB 引擎特有的；binlog 是 MySQL 的 Server 层实现的，所有引擎都可以使用。
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。
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后，再来看执行器和 InnoDB 引擎在执行这个 update 语句时的内部流程。
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。
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（InnoDB Buffer Pool）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。
执行器生成这个操作的 binlog，并把 binlog 写入磁盘。
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。
下图为 update 语句的执行流程图，图中灰色框表示是在 InnoDB 内部执行的，绿色框表示是在执行器中执行的。
其中将 redo log 的写入拆成了两个步骤：prepare 和 commit，这就是两阶段提交（2PC）。
MySQL 使用两阶段提交主要解决 binlog 和 redo log 的数据一致性的问题。
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。下图为 MySQL 二阶段提交简图：
两阶段提交原理描述:
InnoDB redo log 写盘，InnoDB 事务进入 prepare 状态。
如果前面 prepare 成功，binlog 写盘，那么再继续将事务日志持久化到 binlog，如果持久化成功，那么 InnoDB 事务则进入 commit 状态(在 redo log 里面写一个 commit 记录)
备注: 每个事务 binlog 的末尾，会记录一个 XID event，标志着事务是否提交成功，也就是说，recovery 过程中，binlog 最后一个 XID event 之后的内容都应该被 purge。
binlog 会记录所有的逻辑操作，并且是采用追加写的形式。当需要恢复到指定的某一秒时，比如今天下午二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，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。
redo log 和 binlog 有一个共同的数据字段，叫 XID。崩溃恢复的时候，会按顺序扫描 redo log：
如果碰到既有 prepare、又有 commit 的 redo log，就直接提交；
如果碰到只有 parepare、而没有 commit 的 redo log，就拿着 XID 去 binlog 找对应的事务。
一个事务的 binlog 是有完整格式的：
statement 格式的 binlog，最后会有 COMMIT
row 格式的 binlog，最后会有一个 XID event
在 MySQL 5.6.2 版本以后，还引入了 binlog-checksum 参数，用来验证 binlog 内容的正确性。对于 binlog 日志由于磁盘原因，可能会在日志中间出错的情况，MySQL 可以通过校验 checksum 的结果来发现。所以，MySQL 是有办法验证事务 binlog 的完整性的。
redo log 太小的话，会导致很快就被写满，然后不得不强行刷 redo log，这样 WAL 机制的能力就发挥不出来了。
如果是几个 TB 的磁盘的话，直接将 redo log 设置为 4 个文件，每个文件 1GB。
实际上，redo log 并没有记录数据页的完整数据，所以它并没有能力自己去更新磁盘数据页，也就不存在由 redo log 更新过去数据最终落盘的情况。
数据页被修改以后，跟磁盘的数据页不一致，称为脏页。最终数据落盘，就是把内存中的数据页写盘。这个过程与 redo log 毫无关系。
在崩溃恢复场景中，InnoDB 如果判断到一个数据页可能在崩溃恢复的时候丢失了更新，就会将它读到内存，然后让 redo log 更新内存内容。更新完成后，内存页变成脏页，就回到了第一种情况的状态。
在一个事务的更新过程中，日志是要写多次的。比如下面这个事务：
begin;
INSERT INTO T1 VALUES ('1', '1');
INSERT INTO T2 VALUES ('1', '1');
commit;这个事务要往两个表中插入记录，插入数据的过程中，生成的日志都得先保存起来，但又不能在还没 commit 的时候就直接写到 redo log 文件里。
因此就需要 redo log buffer 出场了，它就是一块内存，用来先存 redo 日志的。也就是说，在执行第一个 insert 的时候，数据的内存被修改了，redo log buffer 也写入了日志。
但是，真正把日志写到 redo log 文件，是在执行 commit 语句的时候做的。
以下是我截取的部分 redo log buffer 的源代码：
/** redo log buffer */
struct log_t{
char pad1[CACHE_LINE_SIZE];
lsn_t lsn;
ulint buf_free; // buffer 内剩余空间的起始点的 offset
#ifndef UNIV_HOTBACKUP
char pad2[CACHE_LINE_SIZE];
LogSysMutex mutex;
LogSysMutex write_mutex;
char pad3[CACHE_LINE_SIZE];
FlushOrderMutex log_flush_order_mutex;
#endif /* !UNIV_HOTBACKUP */
byte* buf_ptr; // 隐性的 buffer
byte* buf; // 真正操作的 buffer
bool first_in_use;
ulint buf_size; // buffer大小
bool check_flush_or_checkpoint;
UT_LIST_BASE_NODE_T(log_group_t) log_groups;
#ifndef UNIV_HOTBACKUP
/** The fields involved in the log buffer flush @{ */
ulint buf_next_to_write;
volatile bool is_extending;
lsn_t write_lsn; /*!< last written lsn */
lsn_t current_flush_lsn;
lsn_t flushed_to_disk_lsn;
ulint n_pending_flushes;
os_event_t flush_event;
ulint n_log_ios;
ulint n_log_ios_old;
time_t last_printout_time;
/** Fields involved in checkpoints @{ */
lsn_t log_group_capacity;
lsn_t max_modified_age_async;
lsn_t max_modified_age_sync;
lsn_t max_checkpoint_age_async;
lsn_t max_checkpoint_age;
ib_uint64_t next_checkpoint_no;
lsn_t last_checkpoint_lsn;
lsn_t next_checkpoint_lsn;
mtr_buf_t* append_on_checkpoint;
ulint n_pending_checkpoint_writes;
rw_lock_t checkpoint_lock;
#endif /* !UNIV_HOTBACKUP */
byte* checkpoint_buf_ptr;
byte* checkpoint_buf;
/* @} */
};redo log buffer 本质上只是一个 byte 数组，但是为了维护这个 buffer 还需要设置很多其他的 meta data，这些 meta data 全部封装在 log_t 结构体中。
这篇文章主要介绍了 MySQL 里面最重要的两个日志，即物理日志 redo log（重做日志）和逻辑日志 binlog（归档日志），还讲解了有与日志相关的一些问题。
另外还介绍了与 MySQL 日志系统密切相关的两阶段提交（2PC），两阶段提交是解决分布式系统的一致性问题常用的一个方案，类似的还有 三阶段提交（3PC） 和 PAXOS 算法。
看完上述内容，你们掌握MySQL 日志系统中的redolog和binlog的用法的方法了吗？如果还想学到更多技能或想了解更多相关内容，欢迎关注亿速云行业资讯频道，感谢各位的阅读！
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