百木园前面我们了解了SQL查询语句是如何执行的,一条SQL查询语句的过程需要经过连接器、分析器、优化器、执行器等功能模块，最终到达存储引擎。
在MySQL中，可以恢复到半个月内的任何一个时间点，这时基于日志系统来实现的。
更新语句的流程
在这个例子中，假设创建了表T。
create table T(ID int primary key, c int)
前面提到了查询语句的流程如上所示，首先可以确定的是，更新语句的流程也和查询语句的流程一样。
再假如我们在表T中执行更新语句如下：
update T set c = c + 1 where ID = 2;
执行任何语句前都需要连接上MySQL，这就是连接器的工作。
接下来，因为我们执行的是更新操作，所以查询缓存就需要刷新以确保缓存中数据的正确性，因此需要将表T中的查询缓存都清空，这也是之前不推荐使用查询缓存的原因。
接下来，分析器会通过词法和语法解析知道这是一条更新语句。
优化器决定来使用ID这个索引。
然后，执行器负责具体执行，找到对应的数据行，然后执行更新。
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\\(bin\\ log\\)(归档日志)。
redo log
在MySQL中，如果每一次的更新都需要重新写入磁盘，然后从磁盘中找到那条记录，然后再执行更新，整个过程的I/O成本、查找成本都很高，为了解决这个问题，MySQL使用了WAL技术，全称为\\(Write-Ahead-Logging\\)，关键点在于先写日志，再写磁盘。
具体的做法是，当有记录需要更新时，InnoDB引擎会先把记录写到\\(redo\\ log\\)中，这时更新就算是完成了。同时，InnoDB引擎会在适当的时候，将这次操作更新到磁盘中，这个更新往往是在系统比较空闲的时候执行的。
再继续联想，如果更新的记录不多，系统可以等待空闲时再执行真正的更新，如果更新的记录比较多，就只好先暂停下系统，将更新写入磁盘，再把这些记录从日志中移去，为新的更新提供空间。
InnoDB的\\(redo\\ log\\)大小是固定的，比如可以配置一组4个文件，每个文件的大小是1GB，那么整个日志的大小就是4GB。
如上所示，从头开始写，写到末尾又从头开始写。
\\(write\\ pos\\)是当前记录的位置，一边写一边后移，写到第3号文件末尾就又从第0号文件开头开始写。
\\(checkpoint\\)是当前要擦除的位置，也是往后推移并且循环的。
\\(write\\ pos\\)和\\(checkpoint\\)之间的空间是空着的部分，用来记录新的操作。
当\\(write\\ pos\\)追上\\(checkpoint\\)后，表示\\(redo\\ log\\)满了，这时候不能执行新的更新，必须先把操作写入磁盘后，才能继续更新，需要把\\(checkpoint\\)往后推移一些距离。
有了\\(redo\\ log\\)，InnoDB就可以保证即使数据库发生了异常重启，之前提交的记录不会丢失，这个能力成为\\(crash-safe\\)。
bin log
前面的\\(redo\\ log\\)更多的是数据引擎层面的日志，在Server层也有\\(bin\\ log\\)日志。
因为最初时MySQL并没有InnoDB引擎，自带的引擎是MyISAM，MyISAM并不具备\\(crash-safe\\)能力，\\(bin\\ log\\)日志用于归档。
这两种日志有以下三点不同。
案例分析
在上面提到的例子中，update语句的流程如下：
上图中深色部分表示在执行器中执行，浅色部分表示在引擎中执行。
将\\(redo\\ log\\)的写入拆分为两个步骤：prepared和commit也成为两阶段提交。
两阶段提交
两阶段提交这是为了让两份日志之间的逻辑一致。
我们先查看一下如何使用两份日志来做数据恢复。
\\(bin\\ log\\)会记录下所有的逻辑操作，并且是追加写方式，因此当我们对某个时间的系统进行备份后，如果在某天下午2点发现12点有一次误删操作，需要找回数据，我们可以这么操作。
- 首先，找到最近的一次全量备份，如昨天晚上的一次备份，我们将其备份到临时库中；
- 然后从备份的时间点开始，将备份的\\(bin\\ log\\)依次取出来，重放到中午误删表之前的那个时刻；
这时我们的临时库就和误删之前的线上库一样了，这时再把表数据从临时库中取出来，按需要恢复到线上库去。
由于 \\(redo\\ log\\) 和 \\(bin\\ log\\) 是两个独立的逻辑，如果不用两阶段提交，要么就是先写完 \\(redo\\ log\\) 再写 \\(bin\\ log\\)，或者采用反过来的顺序。我们看看这两种方式会有什么问题。
假定当前ID=2的行，字段c的值是0，再假定update过程中，我们写完第一个日志后，第二个日志还没有写入就发生了\\(crash\\)，会出现如下情况：
但是由于 \\(bin\\ log\\) 没写完就 crash 了，这时候 \\(bin\\ log\\) 里面就没有记录这个语句。因此，之后备份日志的时候，存起来的 \\(bin\\ log\\) 里面就没有这条语句。
然后你会发现，如果需要用这个 \\(bin\\ log\\) 来恢复临时库的话，由于这个语句的 \\(bin\\ log\\) 丢失，这个临时库就会少了这一次更新，恢复出来的这一行 c 的值就是 0，与原库的值不同。
因此，可以看到，如果不使用两阶段性提交，那么数据库的状态就很可能和它日志恢复出来的状态不一样。
其实不只是恢复时需要迁移数据，当我们需要增加库容量或者是增加备份库来增加系统的读能力时，都需要迁移数据。
现在的常用做法也是全量备份+\\(bin\\ log\\)来实现的。
简单说，\\(redo\\ log\\) 和 \\(bin\\ log\\) 都可以用于表示事务的提交状态，而两阶段提交就是让这两个状态保持逻辑上的一致。
来源：https://www.cnblogs.com/nullpointer-c/p/15864479.html
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