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【MySQL实战45讲笔记】基础篇——redo log 和 binlog

news 来源：原创 2025/8/2 20:26:27

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基础篇——MySQL 的基础架构

1. 重要的日志模块：redo log 和 binlog

前面系统的了解了一个查询语句的执行流程，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。对于一条更新语句，还是会同样经历一遍这个过程，与查询流程不一样的是，更新流程还涉及两个重要的日志模块：redo log（重做日志）和 binlog（归档日志）。

mysql> update T set c=c+1 where ID=2;

1.1 redo log

《孔乙己》这篇文章，酒店掌柜有一个粉板，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：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；另一种做法是先在粉板上记下这次的账，等打烊以后再把账本翻出来核算。在生意红火柜台很忙时，掌柜一定会选择后者，因为前者操作实在是太麻烦了。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，可能还得带上老花镜慢慢找，找到之后再拿出算盘计算，最后再将结果写回到账本上。

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 的全称是 Write-Ahead Logging，它的关键点就是先写日志，再写磁盘，也就是先写粉板，等不忙的时候再写账本。

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（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，而这个更新往往是在系统比较空闲的时候做，这就像打烊以后掌柜做的事。

以上就是为什么需要日志，原因之一是写磁盘是随机写，效率低，写日志是顺序写，并且还可以组提交，磁盘压力相对小。

redo log就相当于“粉板”，它是InnoDB引擎独有的，是存储引擎层的，是物理日志。并且是循环写，配合checkpoint来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，即crash-safe。

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（innodb_log_file_size 设置大小和 innodb_log_files_in_group 设置个数），那么这块“粉板”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“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。

1.2 binlog

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）。

binlog是Server层的，是逻辑日志，并且是追加写的，意思是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（就像是“账本”）。

会有两份日志的原因：

一个是历史原因，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
另一个是操作原因：binlog是可以关的，你如果有权限，可以set sql_log_bin=0关掉本线程的binlog日志。所以只依赖binlog来恢复就靠不住

redo log 和 binlog 主要有三个区别：

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，比如“给 ID=2 这一行的 c 字段加 1 ”。
- 关于逻辑日志和物理日志的区别：
  
  物理日志存储数据库中特定记录的变更，通常是 page oriented，即描述具体某一个 page 的修改操作。比如一条更新请求对应的初始值（original value）以及更新值（after value）；逻辑日志存储事务中的一个操作。比如事务中的 UPDATE、DELETE 以及 INSERT 操作。
  
  逻辑日志更抽象，其不需要指明更新操作具体作用于哪一块 page，因此也对底层少了一些限制。如果利用物理日志进行宕机后的数据恢复，那么需要确保 page 不能够改变，但利用逻辑日志并不在乎底层 page 是否改变。
  MySQL中逻辑日志的本质就是对更新语句（update query）本身的落盘，只需要指明在哪一张表上的哪一行，对哪一些字段进行什么修改即可。逻辑日志不用物理上的 page，而用逻辑上的表。
  所以一个逻辑日志可以对应多条物理日志。
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。

1.3 执行器和 InnoDB 引擎内部如何执行更新语句

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。

这里redo log 的写入被拆成了两个步骤：prepare 和 commit，这就是"两阶段提交"。

要有两阶段提交的原因是保障数据一致性。如果不使用“两阶段提交”，那么原数据库的状态就有可能和用binlog 恢复出来的库的状态不一致。

所以简单来说两阶段提交就是： 1. redo log prepare –> 2. binlog –> 3. redo log commit

就是以binlog为基准，有binlog就算作已经提交，没有binlog就算作没有提交
如果在2步骤之前系统崩溃，当重启回复后，发现没有commit就会回滚，如果使用备份恢复，因为binlog还没有记录，所以两个数据库数据一致
如果在3步骤之前系统崩溃，当重启回复后，发现虽然没有commit，但满足prepare和binlog完整，所以重启后会自动commit，所以可以通过redo log恢复数据，如果使用备份恢复，因为binlog已经成功记录，所以两个数据库数据也一致。
所以事务正常执行是要commit 才算完，但是崩溃恢复过程的话，可以接受“redolog prepare 并且binlog完整” 的情况，因为这种情况可以达到“用binlog恢复的库跟原库逻辑相同” 这个要求。

最后是本篇的思维导图作为参考：

在这里插入图片描述

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1. 重要的日志模块：redo log 和 binlog

1.1 redo log

1.2 binlog

1.3 执行器和 InnoDB 引擎内部如何执行更新语句

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