REDO LOG称为重做日志 ，当MySQL服务器意外崩溃或者宕机后，保证已经提交的事务持久化到磁盘中（持久性）。
InnoDB是以页为单位去操作记录的，增删改查都会加载整个页到buffer pool中（磁盘->内存），事务中的修改操作并不是直接修改磁盘中的数据，而是先修改内存中buffer pool中的数据，后台线程每隔一段时间再异步刷新到磁盘中。
buffer pool：可存放索引、数据，可加速读写，直接在内存中操作数据页，有专门的线程去把buffer pool中的脏页写入磁盘。
为什么不直接修改磁盘中的数据？
因为直接修改磁盘数据的话，它是随机IO，修改的数据分布在磁盘中不同的位置，需要来回的查找，所以命中率低，消耗大，而且一个小小的修改就不得不将整个页刷新到磁盘，利用率低；
与之相对的是顺序IO，磁盘的数据分布在磁盘的一块，所以省去了查找的过程，节省寻道时间。
使用后台线程以一定的频率去刷新磁盘可以降低随机IO的频率，增加吞吐量，这是使用buffer pool的根本原因。
修改内存再异步同步到磁盘的问题：
因为buffer pool是在内存中的区域，系统意外崩溃的话数据有可能会丢失，有些脏数据可能会来不及刷新到磁盘，事务的持久性得不到保证。因此，引入了redo log。修改数据时，额外记录一次日志，内容是xx页xx偏移量发生了xx变化，当系统崩溃时可以根据日志内容进行恢复。
写日志和直接刷新磁盘的区别是：写日志是追加写入，顺序IO，速度更快，且写入的内容相对更小
redo log由两部分组成：
redo log buffer（内存层面，默认16M，通过innodb_log_buffer_size参数可修改）
redo log file（持久化的，磁盘层面）
修改操作大致过程：
第1步：先将原始数据从磁盘中读入内存中来，修改数据的内存拷贝，产生脏数据
第2步：生成一条重做日志并写入redo log buffer，记录的是数据被修改后的值
第3步：默认在事务提交后将redo log buffer中的内容刷新到redo log file，对redo log file采用追加写的方式
第4步：定期将内存中修改的数据刷新到磁盘中（这里说的是那些还没及时被后台线程刷盘的脏数据）
通常所说的Write-Ahead Log(预先日志持久化)指的是在持久化一个数据页之前，先将内存中相应的日志页持久化。
redo log的好处：
减少了磁盘刷新频率
redo log占用空间小
redo log写入速度快
redo log一定能保证事务的持久性吗？
不一定，这要根据redo log的刷盘策略决定，因为redo log buffer同样是在内存中，如果提交事务之后，redo log buffer还没来得及将数据刷新到redo log file进行持久化，此时发生宕机照样会丢失数据。如何解决？刷盘策略。
redo log刷盘策略InnoDB中给出了innodb_flush_log_at_trx_commit参数控制redo log buffer刷新到redo log file时的三种策略：
值为0：开启一个后台线程，每1s刷新一次到磁盘中，提交事务时就不需要进行刷新了
值为1：commit时再进行同步刷新（默认值），真正保证数据的持久性
值为2：commit的时候，只是刷新进os的内核缓冲区，具体的刷盘时机不确定
值为0的情况：
因为有1s的间隔，所以最坏情况下会丢失1秒的数据。
值为1的情况：
commit时需要先主动刷新redo log buffer到redo log file，如果中途宕机了，事务也就失败了，不会有任何损失，真正能保证事务的持久性。但是效率最差。
值为2的情况：是根据os决定。
可以调整为0或2提高事务的性能，但是丧失了ACID特性
其他参数innodb_log_group_home_dir：指定 redo log文件组所在的路径，默认值为 ./ ，表示在数据库的数据目录下。MySQL的默认数据目录下默认有两个名为ib_logfile0和ib_logfile1的文件，log buffer中的日志默认情况下就是刷新到这两个磁盘文件中。
innodb_log_files_in_group：指明redo log file的个数，命名方式如：ib_logfile0，iblogfile1... iblogfilen。默认2个，最大100个。
innodb_log_file_size：单个 redo log 文件设置大小，默认值为 48M 。
Undo Logundo log用于保证事务的原子性和一致性。作用有两个：①提供回滚操作 ②多版本控制MVVC
回滚操作
前面redo log中说过，后台线程会不定时的去刷新buffer pool中的数据到磁盘，但是如果该事务执行期间出现各种错误(宕机)或者执行rollback语句，那么前面刷进去的操作都是需要回滚的，保证原子性，undo log就是提供事务回滚的。
MVVC
当读取的某一行被其他事务锁定时，它可以从undo log中分析出该行记录以前的数据版本是怎样的，从而让用户能够读取到当前事务操作之前的数据——快照读。
快照读：SQL读取的数据是历史版本，不用加锁，普通的SELECT就是快照读。
undo log的组成部分：
当insert记录的时候，必须将该记录的主键值记录下来，这样才可以回滚时删除该数据。
当update记录的时候，必须将修改的旧值全部记录下来，回滚时更新为旧值即可。
当delete的时候，必须将所有的记录都记录下来，回滚时再重新插入该内容的记录。
select操作不会产生undo log
回滚段与undo页在InnoDB存储引擎中，undo log使用rollback segment回滚段进行存储，每隔回滚段包含了1024个undo log segment。 MySQL5.5之后，一共有128个回滚段。即总共可以记录128 * 1024个undo操作。
每个事务只会使用一个回滚段，一个回滚段在同一时刻可能会服务于多个事务。
事务提交后不能立即删除该undo log，可能有些事务会想要读取之前的数据版本（快照读）。所以事务提交时将undo log放入一个链表中，称为版本链，undo log的删除与否由一个称为purge的线程判断。
Undo类型undo log分为：
insert undo log
因为insert操作的记录，只对事务本身可见，对其他事务不可见(这是事务隔离性的要求)，故该undo log可以在事务提交后直接删除。不需要进行purge操作。
update undo log
update undo log记录的是对delete和update操作产生的undo log。该undo log可能需要提供MVCC机制，因此不能在事务提交时就进行删除。提交时放入undo log链表，等待purge线程进行最后的删除。
undo log的生命周期假设有2个数值，分别为A=1和B=2，然后某个事务将A修改为3，B修改为4，修改过程可简化为：
1.begin
2.记录A=1到undo log
3.update A=3
4.记录A=3到redo log
5.记录B=2到undo log
6.update B=4
7.记录B=4到redo log
8.将redo log刷新到磁盘
9.commit
在1-8步骤的任意一步系统宕机，事务未提交，该事务就不会对磁盘上的数据做任何影响。
如果在8-9之间宕机，恢复之后可以选择回滚，也可以选择继续完成事务提交，因为此时redo log已经持久化。
若在9之后系统宕机，内存映射中变更的数据还来不及刷回磁盘，那么系统恢复之后，可以根据redo log把数据刷回磁盘。
详细生成过程对于InnoDB引擎来说，每个行记录除了记录本身的数据之外，还有几个隐藏的列:
DB_ROW_ID∶记录的主键id。
DB_TRX_ID：事务ID，当对某条记录发生修改时，就会将这个事务的Id记录其中。
DB_ROLL_PTR︰回滚指针，版本链中的指针。
当我们执行INSERT时：
begin;INSERTINTOuser(name)VALUES('tom');插入的数据都会生成一条insert undo log，并且数据的回滚指针会指向它。undo log会记录undo log的序号、插入主键的列和值...，那么在进行rollback的时候，通过主键直接把对应的数据删除即可。
当我们执行UPDATE时：
对于更新的操作会产生update undo log，并且会分更新主键的和不更新主键的，假设现在执行:
UPDATEuserSETname='Sun'WHEREid=1;
这时会把新的undo log记录加入到版本链中，它的undo no是1，并且新的undo log的回滚指针会指向老的undo log (undo no=0)。
假设现在执行：
UPDATEuserSETid=2WHEREid=1;
对于更新主键的操作，会先把原来的数据deletemark标识打开，这时并没有真正的删除数据，真正的删除会交给清理线程去判断，然后在后面插入一条新的数据，新的数据也会产生undo log，并且undo log的序号会递增。
可以发现每次对数据的变更都会产生一个undo log，当一条记录被变更多次时，那么就会产生多条undo log，undo log记录的是变更前的日志，并且每个undo log的序号是递增的，那么当要回滚的时候，按照序号依次向前推，就可以找到我们的原始数据了。
undo log是如何回滚的以上面的例子来说，假设执行rollback，那么对应的流程应该是这样：
1. 通过undo no=3的日志把id=2的数据删除
2. 通过undo no=2的日志把id=1的数据的deletemark还原成0
3. 通过undo no=1的日志把id=1的数据的name还原成Tom
4. 通过undo no=0的日志把id=1的数据删除
MySQL MVVC多版本并发控制
扩展bin logbinlog即binary log，二进制日志文件，也叫作变更日志（update log）。它记录了数据库所有执行的更新语句。
binlog主要应用场景：
数据恢复：如果MySQL意外停止，可以通过该日志进行恢复、备份
数据复制：master把它的二进制日志传递给slaves来达到master-slave数据的一致性
showvariableslike'%log_bin%';
查看bin log日志:
mysqlbinlog-v"/var/lib/mysql/binlog/xxx.000002"
使用日志恢复数据:
mysqlbinlog[option]filename|mysql–uuser-ppass;
删除二进制日志:
PURGE{MASTER|BINARY}LOGSTO‘指定日志文件名'PURGE{MASTER|BINARY}LOGSBEFORE‘指定日期'写入时机事务执行过程中，先把日志写到bin log cache ，事务提交的时候，再把binlog cache写到binlog文件中。因为一个事务的binlog不能被拆开，无论这个事务多大，也要确保一次性写入，所以系统会给每个线程分配一个块内存作为binlog cache。
binlog与redo log对比redo log是物理日志，记录内容是“在xx数据页做了xx修改”，属于InnoDB存储引擎层产生的。
而binlog是逻辑日志，记录内容是语句的原始逻辑，类似于给ID=2这一行的c字段加1，属于服务层。
两个侧重点也不同， redo log让InnoDB有了崩溃恢复的能力，binlog保证了MySQL集群架构的数据一致性。
两阶段提交在执行更新语句过程，会记录redo log与binlog两块日志，以基本的事务为单位，redo log在事务执行过程中可以不断写入，而binlog只有在提交事务时才写入，所以redo log与binlog的写入时机不一样。
redo log与binlog两份日志之间的逻辑不一致，会出现什么问题？
以update语句为例，假设id=2的记录，字段c值是0，把字段c值更新成1，SQL语句为update T set c=1 where id=2。
假设执行过程中写完redo log日志后，binlog日志写期间发生了异常，会出现什么情况呢?
由于binlog没写完就异常，这时候binlog里面没有对应的修改记录。因此，之后用binlog日志恢复数据或者slave读取master的binlog时，就会少这一次更新，恢复出来的这一行c值是0，而原库因为redo log日志恢复，这一行c值是1，最终数据不一致。
为了解决两份日志之间的逻辑一致问题，InnoDB存储引擎使用两阶段提交方案。将redo log拆成了两个步骤prepare和commit，这就是两阶段提交。
让redo log和bin log最终的提交绑定到一起，前面说过的，事务commit时默认需要让redo log先同步完才算commit成功，所以如果绑定到一起的话，bin log也具有该特性了，就保证了数据不会丢失。
使用两阶段提交后，写入binlog时发生异常也不会有影响，因为MySQL根据redo log日志恢复数据时发现redo log还处于prepare阶段，并且没有对应binlog日志，就会提交失败，回滚数据。
另一个场景，redo log的commit阶段发生异常，那会不会回滚事务呢？
并不会回滚事务，它会执行上图框住的逻辑，虽然redo log是处于prepare阶段，但是能通过事务id找到对应的binlog日志，所以MySQL认为是完整的，就会提交事务恢复数据。
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