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在执行更新 SQL 时，同样是需要完成 [[Server]]层的一系列流程。但在更新流程中，还涉及两个重要的日志模块：redo log（重做日志）和 binlog（归档日志）

两者的对比：

	Redo Log	BinLog
实现方式	InnoDB 引擎特有	MySQL Server 层实现，所有引擎都可以使用
日志类型	物理日志，记录的是“在某个数据页上做了什么修改”	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 ”
写入方式	循环写的，空间固定会用完	追加写入，文件达到一定大小后会切换到下一个
重要参数	innodb_flush_log_at_trx_commit = 1 每次事务的 redo log 都直接持久化到磁盘	sync_binlog = 1 每次事务的 binlog 都持久化到磁盘

Redo Log

主要用到了 MySQL 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。
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 redo log 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。
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 之间还空着的部分，可以用来记录新的操作。如果 write pos 追上 checkpoint，这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，之前提交的记录都不会丢失，这个能力称为 crash-safe。

bash

mysql> 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。
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。
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。 ![[Pasted image 20250325233134.png]] (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)

第 3 步中，redo log 的写入拆成了两个步骤：prepare 和 commit，这就是"两阶段提交"

如果在 Update 之后，第二个日志还没写完之前发生了 Crash：

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。