[[442100]]

刚看见这个题见识时间如故有点懵逼的，其后才响应过来其实问的便是 redo log 的两阶段提交

老规矩，背诵版在文末。点击阅读原文不错直达我收录整理的各大厂口试真题

为什么说 redo log 具有崩溃规复的才能

前边咱们说过，MySQL Server 层领有的 bin log 只可用于存档，不及以已毕崩溃规复(crash-safe)，需要借助 InnoDB 引擎的 redo log 才能领有崩溃规复的才能。所谓崩溃规复便是：即使在数据库宕机的情况下，也不会出现操作一半的情况

至于为什么说 redo log 具有崩溃规复的才能，而 bin log 莫得，咱们先来浅易看一下这两种日记有哪些不同点：

1)适用对象不同：

bin log 是 MySQL 的 Server 层已毕的，所有引擎王人不错使用

而 redo log 是 InnoDB 引擎专有的

2)写入内容不同：

bin log 是逻辑日记，记载的是这个语句的原始逻辑，比如 “给 id = 1 这一排的 age 字段加 1”

redo log 是物理日记，记载的是 “在某个数据页上作念了什么修改”

3)写入方式不同：

bin log 是不错追加写入的。“追加写” 是指 bin log 文献写到一定大小后会切换到下一个，并不会褪色以前的日记

redo log 是轮回写的，空间固定会被用完

不错看到，redo log 和 bin log 的一个很大的分袂便是，一个是轮回写，一个是追加写。也便是说 redo log 只会记载未刷入磁盘的日记，仍是刷入磁盘的数据王人会从 redo log 这个有限大小的日记文献里删除。

而 bin log 是追加日记，保存的是全量的日记。这就会导致一个问题，那便是莫得象征能让 InnoDB 从 bin log 中判断哪些数据仍是刷入磁盘了，哪些数据还莫得。

举个例子，bin log 记载了两条日记：

记载 kaiyun.com1：给 id = 1 这一排的 age 字段加 1 记载 2：给 id = 1 这一排的 age 字段加 1 

假定在记载 1 刷盘后，记载 2 未刷盘时，数据库崩溃。重启后，只通过 bin log 数据库是无法判断这两札记载哪条仍是写入磁盘，哪条莫得写入磁盘，不论是两条王人规复至内存，如故王人不规复，对 id = 1 这行数据来说，王人是不合的。

但 redo log 不一样，唯有刷入磁盘的数据，王人会从 redo log 中被抹掉，数据库重启后，径直把 redo log 中的数据王人规复至内存就不错了。

这便是为什么说 redo log 具有崩溃规复的才能，而 bin log 不具备。

redo log 两阶段提交

前边咱们先容过一条 SQL 查询语句的实施过程，浅易回顾：

MySQL 客户端与管事器间开采集会，客户端发送一条查询给管事器;

管事器先检查查询缓存，要是射中了缓存，则坐窝复返存储在缓存中的效果;不然投入下一阶段;

管事器端进行 SQL 解析、预处理，生成正当的解析树;

再由优化器生成对应的实施筹画;

实施器左证优化器生成的实施筹画，调用相应的存储引擎的 API 来实施，并将实施效果复返给客户端

关于更新语句来说，这套历程相似亦然要走一遍的，不同的是，更新历程还触及两个迫切的日记模块 bin log 和 redo log。

以底下这条浅易的 SQL 语句为例，咱们来评释下实施器和 InnoDB 存储引擎在更新时作念了哪些事情：

update table set age = age + 1 where id = 1; 

实施器：找存储引擎取到 id = 1 这一排记载

存储引擎：左证主键索引树找到这一排，要是 id = 1 这一排地点的数据页原本就在内存池(Buffer Pool)中，就径直复返给实施器;不然，需要先从磁盘读入内存池，然后再复返

实施器：拿到存储引擎复返的行记载，把 age 字段加上 1，获得一排新的记载，然后再调用存储引擎的接口写入这行新记载

存储引擎：将这行新数据更新到内存中，同期将这个更新操作记载到 redo log 内部，此时 redo log 处于 prepare 景况。然后禀报实施器实施完成了，随时不错提交事务

防护不要把这里的提交事务和咱们 sql 语句中的提交事务 commit 呐喊搞混了哈，咱们这里说的提交事务，指的是事务提交过程中的一个小法子，亦然临了一步。当这个法子实施完成后，commit 呐喊就实施见效了。

实施器：生成这个操作的 bin log，并把 bin log 写入磁盘

实施器：调用存储引擎的提交事务接口

存储引擎：把刚刚写入的 redo log 景况改成提交(commit)景况，更新完成

如下图所示：

不错看到，所谓两阶段提交，其实便是把 redo log 的写入拆分红了两个法子：prepare 和 commit。

是以，为什么要这么贪图呢?这么贪图若何就大约已毕崩溃规复呢?

左证两阶段提交，崩溃规复时的判断王法是这么的：

要是 redo log 内部的事务是齐全的，也便是仍是有了 commit 象征，则径直提交

要是 redo log 内部的事务处于 prepare 景况，则判断对应的事务 binlog 是否存在并齐全

a. 要是 binlog 存在并齐全，则提交事务; b. 不然，回滚事务。

固然，这么说小伙伴们笃定没法理会，底下来看几个骨子的例子：

如下图所示，假定数据库在写入 redo log(prepare) 阶段之后、写入 binlog 之前，发生了崩溃，此时 redo log 内部的事务处于 prepare 景况，binlog 还没写(对应 2b)，是以崩溃的时间，这个事务会回滚。

Why?

因为 binlog 还莫得写入，之后从库进行同步的时间，无法实施这个操作，然而骨子上主库仍是完成了这个操作，是合计了主备一致，在主库上需要回滚这个事务

何况，由于 binlog 还没写，是以也就不会传到备库，从而幸免主备不一致的情况。

而要是数据库在写入 binlog 之后，redo log 景况修改为 commit 前发生崩溃，此时 redo log 内部的事务仍然是 prepare 景况，binlog 存在并齐全(对应 2a)，是以即使在这个技术数据库崩溃了，事务仍然会被泛泛提交。

Why?

因为 binlog 仍是写入见效了，这么之后就会被从库同步当年，然而骨子上主库并莫得完成这个操作，是合计了主备一致，在主库上需要提交这个事务。

是以，其实不错看出来，处于 prepare 阶段的 redo log 加上齐全的 bin log，就能保证数据库的崩溃规复了。

可能有同学就会问了，MySQL 咋知谈 bin log 是不是齐全的?

浅易来说，一个事务的 binlog 是有齐全花式的(这个咱们在后头的著作中会详实评释)：

statement 花式的 bin log，临了会有 COMMIT row 花式的 bin log，临了会有 XID event

而关于 bin log 可能会在中间出错的情况，MySQL 5.6.2 版块以后引入了 binlog-checksum 参数，用来考据 bin log 内容的正确性。

想考一个问题，两阶段提交是必要的吗?可弗成以先 redo log 写完，再写 bin log 或者反过来?

1)关于先写完 redo log 后写 bin log 的情况：

假定在 redo log 写完，bin log 还莫得写完的时间，MySQL 崩溃。主库中的数据照实仍是被修改了，然而这时间 bin log 内部并莫得记载这个语句。因此，从库同步的时间，就会丢失这个更新，和主库不一致。

2)关于先写完 binlog 后写 redo log 的情况：

要是在 bin log 写完，redo log 还没写的时间，MySQL 崩溃。因为 binlog 仍是写入见效了，这么之后就会被从库同步当年，然而骨子上 redo log 还没写，主库并莫得完成这个操作，是以从库比较主库就会多实施一个事务，导致主备不一致

临了放上这谈题的背诵版：

口试官：

问法 1：若何经管 bin log 与 redo log 的一致性问题? 问法 2：一条 SQL 更新语句是若何实施的? 问法 3：讲一下 redo log / redo log 两阶段提交旨趣

小牛肉：

所谓两阶段提交，其实便是把 redo log 的写入拆分红了两个法子：prepare 和 commit。

最初，存储引擎将实施更新好的新数据存到内存中，同期将这个更新操作记载到 redo log 内部，此时 redo log 处于 prepare 景况。然后禀报实施器实施完成了，随时不错提交事务

然后实施器生成这个操作的 bin log，并把 bin log 写入磁盘

临了实施器调用存储引擎的提交事务接口，存储引擎把刚刚写入的 redo log 景况改成提交(commit)景况，更新完成

要是数据库在写入 redo log(prepare) 阶段之后、写入 binlog 之前，发生了崩溃：

此时 redo log 内部的事务处于 prepare 景况，binlog 还没写，之后从库进行同步的时间，无法实施这个操作，然而骨子上主库仍是完成了这个操作，是合计了主备一致，MySQL 崩溃时会在主库上回滚这个事务

 

而要是数据库在写入 binlog 之后，redo log 景况修改为 commit 前发生崩溃，此时 redo log 内部的事务仍然是 prepare 景况，binlog 存在并齐全，这么之后就会被从库同步当年，然而骨子上主库并莫得完成这个操作，是合计了主备一致，即使在这个技术数据库崩溃了，主库上事务仍然会被泛泛提交。