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妖精的杂七杂八|log和undo log，必须了解的mysql三大日志-binlog、redo( 二 )


redolog包括两部分：一个是内存中的日志缓冲(redologbuffer) ， 另一个是磁盘上的日志文件(redologfile) 。 mysql每执行一条DML语句 ， 先将记录写入redologbuffer ， 后续某个时间点再一次性将多个操作记录写到redologfile 。 这种先写日志 ， 再写磁盘的技术就是MySQL里经常说到的WAL(Write-AheadLogging)技术 。
在计算机操作系统中 ， 用户空间(userspace)下的缓冲区数据一般情况下是无法直接写入磁盘的 ， 中间必须经过操作系统内核空间(kernelspace)缓冲区(OSBuffer) 。 因此 ， redologbuffer写入redologfile实际上是先写入OSBuffer ， 然后再通过系统调用fsync()将其刷到redologfile中 ， 过程如下：
妖精的杂七杂八|log和undo log，必须了解的mysql三大日志-binlog、redo
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mysql支持三种将redologbuffer写入redologfile的时机 ， 可以通过innodb_flush_log_at_trx_commit参数配置 ， 各参数值含义如下：
妖精的杂七杂八|log和undo log，必须了解的mysql三大日志-binlog、redo
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redolog记录形式
前面说过 ， redolog实际上记录数据页的变更 ， 而这种变更记录是没必要全部保存 ， 因此redolog实现上采用了大小固定 ， 循环写入的方式 ， 当写到结尾时 ， 会回到开头循环写日志 。 如下图：
妖精的杂七杂八|log和undo log，必须了解的mysql三大日志-binlog、redo
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同时我们很容易得知 ， 在innodb中 ， 既有redolog需要刷盘 ， 还有数据页也需要刷盘 ， redolog存在的意义主要就是降低对数据页刷盘的要求 。 在上图中 ， writepos表示redolog当前记录的LSN(逻辑序列号)位置 ， checkpoint表示数据页更改记录刷盘后对应redolog所处的LSN(逻辑序列号)位置 。 writepos到checkpoint之间的部分是redolog空着的部分 ， 用于记录新的记录；checkpoint到writepos之间是redolog待落盘的数据页更改记录 。 当writepos追上checkpoint时 ， 会先推动checkpoint向前移动 ， 空出位置再记录新的日志 。
【妖精的杂七杂八|log和undo log，必须了解的mysql三大日志-binlog、redo】启动innodb的时候 ， 不管上次是正常关闭还是异常关闭 ， 总是会进行恢复操作 。 因为redolog记录的是数据页的物理变化 ， 因此恢复的时候速度比逻辑日志(如binlog)要快很多 。 重启innodb时 ， 首先会检查磁盘中数据页的LSN ， 如果数据页的LSN小于日志中的LSN ， 则会从checkpoint开始恢复 。 还有一种情况 ， 在宕机前正处于checkpoint的刷盘过程 ， 且数据页的刷盘进度超过了日志页的刷盘进度 ， 此时会出现数据页中记录的LSN大于日志中的LSN ， 这时超出日志进度的部分将不会重做 ， 因为这本身就表示已经做过的事情 ， 无需再重做 。 redolog与binlog区别
妖精的杂七杂八|log和undo log，必须了解的mysql三大日志-binlog、redo
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由binlog和redolog的区别可知：binlog日志只用于归档 ， 只依靠binlog是没有crash-safe能力的 。 但只有redolog也不行 ， 因为redolog是InnoDB特有的 ， 且日志上的记录落盘后会被覆盖掉 。 因此需要binlog和redolog二者同时记录 ， 才能保证当数据库发生宕机重启时 ， 数据不会丢失 。 undolog
数据库事务四大特性中有一个是原子性 ， 具体来说就是原子性是指对数据库的一系列操作 ， 要么全部成功 ， 要么全部失败 ， 不可能出现部分成功的情况 。 实际上 ， 原子性底层就是通过undolog实现的 。 undolog主要记录了数据的逻辑变化 ， 比如一条INSERT语句 ， 对应一条DELETE的undolog ， 对于每个UPDATE语句 ， 对应一条相反的UPDATE的undolog ， 这样在发生错误时 ， 就能回滚到事务之前的数据状态 。 同时 ， undolog也是MVCC(多版本并发控制)实现的关键


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