WAl
WAL 的全称是 Write-Ahead Logging，它的关键点就是先写日志，再写磁盘，（先写日志 也是写入磁盘，写日志是顺序写盘，速度很快）
redo log
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，而这个更新往往是在系统比较空闲的时候做。
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，表示满了，不能再执行新的更新，得停下来处理掉一些记录，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，之前提交的记录都不会丢失，这个能力称为 crash-safe。本质上说，crash-safe 就是落盘处理，将数据存储到了磁盘上，断电重启也不会丢失
bin log
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。
这两种日志有以下三点不同
- 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。
更新流程
执行器和 InnoDB 引擎在执行简单 update 语句时的内部流程。
1 | update T set c=c+1 where ID=2; |
- 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。(所以对于更新操作，并不会更新某条记录就把某条记录查询到内存中对其做修改就行，而是将对应记录所在页都加载到内存中。)
- 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（写入内存）。
- 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。
- 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。
以下是 update 语句的执行流程图，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。
redo log 的写入拆成了两个步骤：prepare 和 commit，这就是”两阶段提交“。
两阶段提交
两阶段提交为了让两份日志之间的逻辑一致。
binlog 会记录所有的逻辑操作，并且是采用追加写的形式。备份系统中会保存最近一段时间的所有 binlog，同时系统会定期做整库备份。根据系统的重要性，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，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。
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。看看这两种方式会有什么问题。
1 | update T set c=c+1 where ID=2; |
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？
- 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。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。
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的状态不一致。
本质上是因为 redo log 负责事务； binlog负责归档恢复； 各司其职，相互配合，才保证了现有功能的完整性；
redolog和binlog具有关联行，在恢复数据时，redolog用于恢复主机故障时的未更新的物理数据，binlog用于备份操作。每个阶段的log操作都是记录在磁盘的，在恢复数据时，redolog 状态为commit则说明binlog也成功，直接恢复数据；如果redolog是prepare，则需要查询对应的binlog事务是否成功(一个完整的binlog结尾有固定的格式)，决定是回滚还是执行。
细节
redo log buffer 是什么？是先修改内存，还是先写 redo log 文件？
- log 也是先记录在内存中(redo log buffer )，然后在写入磁盘。
- mysql肯定是没有权限直接操作磁盘的，必须要通过OS提供的接口操作。这种情况就可能会丢数据：mysql调用OS的接口将redo log写入磁盘，OS返回true，但是实际这个页的数据还是在buffer里没有实际刷盘，此时OS崩了，那么数据也就没了。
- innodb_flush_log_at_trx_commit 这个参数设置成 1 ，表示每次事务的 redo log 都直接持久化到磁盘。这样可以保证 MySQL 异常重启之后数据不丢失。
- sync_binlog 设置成 1 ，表示每次事务的 binlog 都持久化到磁盘，可以保证 MySQL 异常重启之后 binlog 不丢失。
MySQL 怎么知道 binlog 是完整的?
- row 格式的 binlog，最后会有一个 XID event。
- statement 格式的 binlog，最后会有 COMMIT；
redo log 和 binlog 是怎么关联起来的?
- 它们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。
为什么只用bin log没有crash-safe的能力
- binlog 没有能力恢复数据页 。在图中位置发生crash，这时对数据的更新可能还停留在内存中，并未刷盘。mysql重启后。binlog2可以将事务2进行恢复。但是对于事务1来说，系统已经认为提交完成了，不会再对它做处理。这样会导致一次事务的丢失。
- redo log 记录的就是更新的操作，而且没有被写入磁盘的。所以重启后redo log里所有的记录都是需要更新到磁盘的。但是binlog记录的是所有的记录，不知道那些记录被写入磁盘了。
数据写入后的最终落盘，是从 redo log 更新过来的还是从 buffer pool 更新过来的呢？
- 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。
- 如果是正常运行的实例的话，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。
- 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，最终数据落盘。
