逻辑日志： 可简单理解为 mysql 语句 物理日志： 因为 mysql 数据 最终保存在数据页中，物理日志记录数据页的变化

log 会先存在内存中，刷盘就是将内存中的持久化到硬盘上，对于 redo log 的 记录，就是在内存中先记录，找到合适的时候，对数据页 和 日志页进行持久化操作

事务执行中间过程的 redolog 都是直接写在 redolog buffer 中的，也就是说，一个没有提交的事务的 redolog，也是有可能会被后台线程一起持久化到磁盘的。

MySQL 保证数据不会丢的能力主要体现在两方面：

  1. 能够恢复到任何时间点的状态；
  2. 能够保证MySQL在任何时间段突然奔溃，重启后之前提交的记录都不会丢失；

    bin log(二进制日志，逻辑日志)

记录数据库执行的写入性操作，以二进制的形式存在磁盘中，是 mysql 的逻辑日志，由 server 层记录，使用任何引擎的 Mysql 都会记录 binlog

binlog 是通过追加的方式写入的，可通过 修改 max_binlog_size 来设置 binlog 文件的大小，当文件大小达到给定值之后，会生成新的文件保存日志。

使用场景

  1. 主从复制：在 master 端开启 binlog，然后将 binlog 发送到各个 Slave 端，Slave 端重放 binlog 从而达到主从数据一致。
  2. 数据恢复：通过使用 mysqlbinlog 工具恢复数据。（误删）

binlog 刷盘时机

对于 Innodb 只有事务提交时才会提交 binlog，此时记录还在内存中，通过 sunc_binlog 控制 binlog 的 刷盘时机，范围为 0-N

  • 0 : 系统自己判断
  • 1 ：每次 commit 的时候都要写入
  • N：当commit 达到 N 的时候写入

redo log(事务日志，记录数据修改后的值)

redo log 的使用

四大特性中存在一个特性为持久性，具体来说只要事务提交成功，那么对数据库的修改就被永远保存下来了，不可能因为任何原因再回到原来的状态。
mysql 的做法就是每次事务提交的时候，将该事务设计修改的数据页全部刷新到磁盘中，但是会存在严重的性能问题

  1. 每次操作可能只是修改一个数据页里面的借个字节，这样将完整的数据页刷到磁盘会大量浪费资源
  2. 一个事务可能修改多个数据页，写入IO性能太差

redolog 就是记录事务对数据页做了哪些修改

redolog 基本概念

包括两部分：1. 内存中的日志缓冲 2.磁盘上的日志文件
mysql 没执行一条语句，先将记录写入 redo log buffer，后续某个时间点将多个操作记录写入到 redo log file，这就是 WAL 技术。先写日志，再写磁盘。
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redo log buffer 写入 redo log file 的时机，可以通过 innodb_flush_log_at_trx_commit 的参数配置，如下图

参数值 含义
0（延迟写） 事务提交时不会将redo log buffer中日志写入到os buffer，而是每秒写入os buffer并调用fsync()写入到redo log file中。也就是说设置为0时是(大约)每秒刷新写入到磁盘中的，当系统崩溃，会丢失1秒钟的数据。
1（实时写，实时刷） 事务每次提交都会将redo log buffer中的日志写入os buffer并调用fsync()刷到redo log file中。这种方式即使系统崩溃也不会丢失任何数据，但是因为每次提交都写入磁盘，IO的性能较差。
2（实时写，延迟刷） 每次提交都仅写入到os buffer，然后是每秒调用fsync()将os buffer中的日志写入到redo log file。

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redo log 记录形式：

大小固定，循环写入，每次写道结尾时，会回到开头循环写日志。
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刷盘就是持久化到磁盘上。

补充 redolog 的具体落盘操作
在事务运行的过程中，MySQL 会先把日志写到 redolog buffer 中，等到事务真正提交的时候，再统一把 redolog buffer 中的数据写到 redolog 文件中。不过这个从 redolog buffer 写到 redolog 文件中的操作也就是 write 并不就是落盘操作了，这里仅仅是把 redolog 写到了文件系统的 page cache 上，最后还需要执行 fsync 才能够实现真正的落盘。

即在 innodb 中 redolog 需要刷盘， 数据页也需要 刷盘，redo log 的意义就是降低对 **数据页 刷盘的要求。
 write pos ** 标识 redo log 当前记录的 LSN（逻辑序列号） 位置，从 write pos 到 check point 中间就是空着部分，用于记录新的记录，从 check point 到 write pos 中间就是待刷盘的数据页更改记录，当 write pos 追上 check point 时，就会推动 check point 向前移动，空出位置记录新的日志。

然后假如重启时，innodb 都会进行恢复操作，假如 日志中的 LSN > 磁盘中数据页的 LSN，证明关闭前，部分需要刷入磁盘的数据更改没有刷入，此时应该从checkpoint 开始恢复。另一种情况就是，当在进行刷盘时，宕机了，数据页中的刷盘速度超过 redo log，此时 数据页 LSN > redo log 中的 LSN，此时超过日志部分的进度不会再重做。

这个地方为什么会导致 数据页中的 LSN 大于 redo log 中的 LSN，前面我们提到了会先将记录写入操作，后续某个时间点再一次性将多个操作记录写到 redo log file 中，假如宕机的时刻，redo log file 正在刷盘，即同时对日志页 和 数据页 进行操作，此时就可能产生 数据页的 LSN > redo log file 中的 LSN

redo log与binlog区别

redo log binlog
文件大小 redo log的大小是固定的。 binlog可通过配置参数max_binlog_size设置每个binlog文件的大小。
实现方式 redo log是InnoDB引擎层实现的，并不是所有引擎都有。 binlog是Server层实现的，所有引擎都可以使用 binlog日志
记录方式 redo log 采用循环写的方式记录，当写到结尾时，会回到开头循环写日志。 binlog 通过追加的方式记录，当文件大小大于给定值后，后续的日志会记录到新的文件上
适用场景 redo log适用于崩溃恢复(crash-safe) binlog适用于主从复制和数据恢复

undo log

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undo log实现的。undo log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undo log，对于每个UPDATE语句，对应一条相反的UPDATE的undo log，这样在发生错误时，就能回滚到事务之前的数据状态。同时，undo log也是MVCC(多版本并发控制)实现的关键。