3000帧动画图解MySQL为什么必须binlog、redo log和undo log

结算示意图列于，那普通用户能接受吗？

回答是否定的。

那InnoDB是如何要用到示意图列于不都会遗失的呢？

今天的第一个存档——redo log现身了。

恢复原 - redo log

顾名思义，redo是最重要用的意即，redo log就是最重要用存档的意即。

redo log是如何保证示意图列于不都会遗失的呢？

就是在重写此此前，先将重写后的数值日志到内存上的redo log中所，就算突然供电了，Buffer Pool中所的示意图列于全部遗失了，来电的时候也可以根据redo log恢复原Buffer Pool，这样既利用到了Buffer Pool的多寄存器高效性，也保证了示意图列于不都会遗失。

我们通过一个数值得注意暗示，我们先假定没法有Buffer Pool，user列于上会只有一条日志，日志的age = 1，假定只能指派一条SQL：

行政工作A：update user set age = 2

指派步骤如下：

如上示意图，有了redo log此此前，将age重写如此一来2此此前，即刻将age = 2所写进redo log上会，如果这个时候突然供电多寄存器示意图列于遗失，在来电的时候，可以将redo log上会的示意图列于朗读来恢复原示意图列于，用这样的方式则保证了示意图列于不都会遗失。

你可能都会答，redo log档案也在内存上，示意图列于档案也在内存上，都是内存系统所设计，何必多此一举？为什么不直接将重写的示意图列于所写进示意图列于档案上会去呢？

吉米，因为redo log是内存排序所写，示意图列于板盘是内存随机所写，内存的排序所写比随机所写高效的多啊。

这种先预所写存档此前头再行将示意图列于板盘的应该，有一个矮小上的专业名词——WAL（Write-ahead logging），翻译如此一来中所文就是预所写式存档。

虽然内存排序所写仍然很高效了，但是和多寄存器系统所设计还是有一定的差别。

那么，有没法有办法更进一步最佳解构一下呢？

回答是可以。那就是给redo log也沙一个多寄存器buffer，也就是redo log buffer，用这种套娃式的作法更有所增沙灵活性。

redo log buffer基本是怎么为了让板盘呢？

在这个关键答题此此前此此前，我们先来捋一下MySQL多用户和Unix的间的关系：

MySQL多用户是一个多线程，它运行于Unix之上。理论上，Unix摆了MySQL一定摆了，但是MySQL摆了Unix不一定摆。

所以MySQL摆了有两种可能：

MySQL摆了，Unix也摆了，也就是常时说的代理服务器宕机了。这种可能Buffer Pool上会的示意图列于都会全部遗失，Unix的os cache上会的示意图列于也都会遗失。MySQL摆了，Unix没法有摆。这种可能Buffer Pool上会的示意图列于都会全部遗失，Unix的os cache上会的示意图列于不都会遗失。

OK，明了了MySQL多用户和Unix的间的关系此此前，再行来看redo log的落盘应该。redo log的板盘应该由变量innodb_flush_log_at_trx_commit管控，这个变量有3个数值可以分设：

innodb_flush_log_at_trx_commit = 1：系统会所写，系统会板innodb_flush_log_at_trx_commit = 0：延时所写，延时板innodb_flush_log_at_trx_commit = 2：系统会所写，延时板

所写可以认知如此一来所写进Unix的多寄存器（os cache），板可以认知如此一来把Unix上会的多寄存器板到内存。

这三种意示意图的区分，我们分开讨论：

innodb_flush_log_at_trx_commit = 1：系统会所写，系统会板

这种意示意图都会在每次行政工作提请此此前，每次都都会将示意图列于从redo log板到内存中所去，理论上只要内存不出新关键答题，示意图列于就不都会遗失。

起程顾来时说，这种意示意图灵活性最较高，但是丢示意图列于风险也最较高。

innodb_flush_log_at_trx_commit = 0：延时所写，延时板

这种意示意图在行政工作提请时，只都会把示意图列于所写进redo log buffer中所，然后让往常寄存器定时去将redo log buffer上会的示意图列于板到内存。

这种意示意图是最高效的，但是我们都知道，定时任务是有孔洞的，但是如果行政工作提请后，往常寄存器没法来得及将redo log板到内存，这个时候不管是MySQL多线程摆了还是Unix摆了，这一部分示意图列于都都会遗失。

起程顾来时说这种意示意图灵活性最高，丢示意图列于的风险也最高。

innodb_flush_log_at_trx_commit = 2：系统会所写，延时板

这种意示意图在行政工作提请此此前都会把redo log所写进os cache中所，但并不都会系统会地将redo log板到内存，而是都会每秒指派一次板新内存系统所设计。

这种可能下如果MySQL多线程摆了，Unix没法摆的话，Unix还是都会将os cache板到内存，示意图列于不都会遗失，如下示意图：

但如果MySQL所在的代理服务器摆掉了，也就是Unix都摆了，那么os cache也都会被搬走，示意图列于还是都会遗失。如下示意图：

所以，这种redo log板盘意示意图是上会两种意示意图的最适当意示意图，灵活性尤其高，遗失示意图列于的风险尤其较高，恨大多可能下都力荐这种意示意图。

起程顾一下，redo log的依赖性是使用恢复原示意图列于，所写redo log的步骤是内存排序所写，有三种板盘意示意图，有innodb_flush_log_at_trx_commit 变量管控，力荐分设如此一来2。

起程摇 - undo log

我们都知道，InnoDB是赞同行政工作的，而行政工作是可以起程摇的。

假如一个行政工作将age=1重写如此一来了age=2，在行政工作还没法有提请的时候，往常寄存器仍然将age=2板入了内存。这个时候，不管是多寄存器还是内存上，age都变如此一来了2，如果行政工作要起程摇，找仅仅重写此此前的age=1，无法起程摇了。

那怎么办呢？

很恰当，把重写此此前的age=1存上去，起程摇的时候根据存上去的age=1起程摇就行了。

MySQL无论如何是这么温的！这个日志重写此此前的示意图列于的步骤，叫要用日志undo log。undo翻译如此一来中所文是重设、起程摇的意即，undo log的主要依赖性也就是起程摇示意图列于。

如何起程摇呢？看示意图这个示意图：

MySQL在将age = 1重写如此一来age = 2此此前，先将age = 1存到undo log上会去，这样只能起程摇的时候，可以将undo log上会的age = 1朗读来起程摇。

只能注意的是，undo log当此前假定全局列于空间内上会，你可以恰当的认知如此一来undo log也是日志在一个MySQL的列于上会，断开一条undo log和断开一条普通示意图列于是类似。理论上，所写undo log的步骤中所同样也是要载入redo log的。

录入 - binlog

undo log日志的是重写此此前的示意图列于，给予起程摇的灵活性。

redo log日志的是重写此此前的示意图列于，给予了分崩离析恢复原的灵活性。

那binlog是温什么的呢？

binlog日志的是重写此此前的示意图列于，使用录入。

和redo log存档类似，binlog也有着自己的板盘意示意图，通过sync_binlog变量管控：

sync_binlog = 0 ：每次提请行政工作此前将binlog载入os cache，由Unix管控什么时候板到内存sync_binlog =1 ：采用该系统所写内存的方式则来所写binlog，不使用os cache来所写binlogsync_binlog = N ：当每进行n次行政工作提请此此前，呼叫一次fsync将os cache中所的binlog强制板到内存

那么关键答题来了，binlog和redo log都是日志的重写此此前的数值，这两者有什么区分呢？有redo log为什么还只能binlog呢？

首先看两者的一些区分：

binlog是逻辑存档，日志的是对哪一个列于的哪即刻要用了什么重写；redo log是物理存档，日志的是对哪个示意图列于页中所的哪个日志要用了什么重写，如果你还不明了示意图列于页，你可以认知如此一来对内存上的哪个示意图列于要用了重写。binlog是追沙所写；redo log是循环所写，存档档案有固定大小不一，都会布满此此前的示意图列于。binlog是Server层的存档；redo log是InnoDB的存档。如果不使用InnoDB变速箱，是没法有redo log的。

但时说是，我觉得这些区分并不是redo log不能摒弃binlog的原因，MySQL其网站显然可以微调redo log让他灭掉binlog的灵活性，但他没法有这么要用，为什么呢？

我视为可不redo log摒弃binlog第二大的原因是“没法应该”。

为什么这么时说呢？

第一点，binlog的生态仍然建立联系上去。MySQL高可用主要就是依赖binlog遗传物质，还有很多Corporation的示意图列于归纳系统和示意图列于处理系统，也都是依赖的binlog。摒弃binlog去改变一个生态费力了不讨好。

第二点，binlog并不是MySQL的困难重重，花上时长在没法有困难重重的地方没法应该。

起程顾

起程顾一下：

Buffer Pool是MySQL多线程行政的砖头多寄存器空间内，有增沙内存IO每一次的依赖性。redo log是InnoDB存储器变速箱的一种存档，主要依赖性是分崩离析恢复原，有三种板盘意示意图，有innodb_flush_log_at_trx_commit 变量管控，力荐分设如此一来2。undo log是InnoDB存储器变速箱的一种存档，主要依赖性是起程摇。binlog是MySQL Server层的一种存档，主要依赖性是录入。MySQL摆了有两种可能：Unix摆了MySQL多线程恰巧摆了；Unix没法摆，但是MySQL多线程摆了。

再一，再行用一张示意图起程顾一下全篇的知识点：

所写在再一

这篇文章所写在一年此此前，原先觉得是一篇经纬没法就让发，都只无聊重写了一下发了出新来，努力只能用动示意图的方式则努力到MySQL基础不太好的朋友，众神忽视就好。

只能突显的一点是，由于作者水平受限制，本文只是浅显的远景地阐释了MySQL几种存档的大致依赖性，步骤中所省略了很多细节，比如Buffer Pool的解决问题细节，比如undo log和MVCC的间的关系，比如binlog buffer、change buffer的假定，比如redo log的两阶段提请。

如果您有任何关键答题，我们可以揭示，如果您在文中所发现错误，还望您提到，万分感谢！

好了，今天的文章就到这底下了。

感谢你的写作！我是CoderW，我们下期再行见。

其所《MySQL实战45讲出》《从根儿上认知MySQL》《MySQL电子技术内幕—InnoDB存储器变速箱》第2版。

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