下面是一个表的创建语句，这个表有一个主键id和一个整型字段c:
create table t(id int primary key,c int);
如果要将 id = 2 这一行的值加 1，sql语句就会这么写：
update t set c = c+1 where id =2;
上一篇文章介绍过sql语句几本的执行链路，首先可以确定的说，查询语句的流程，更新语句也是同样的会走一遍。
我们执行语句之前都要先连接数据库，这是连接器的工作。
前面有说过，当更新一条语句的时候，跟这个表相关的查询缓存会失败，所以现在这条语句会把表t上所有缓存结果都清空。这就是不建议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。优化器决定使用id这个索引，然后执行器负责执行，找到这一行，然后更新。
与查询流程不一样的是，更新流程还涉及到两个重要的日志模块，也就是今天要讨论的主角：redo log(重做日志)和binglog(归档日志)。
重要的日志模块：redo log
用一篇文章来解释《孔乙己》，酒店掌柜有一个粉板，专门用来记录客人的赊账记录。如果赊账的人不多，那么他可以把顾客名和账目写在板上。但如果赊账但人多了，粉板总会有记不住的时候，这个时候掌柜一定还有一个专门记录赊账的账本。
如果有人要赊账或者还账的话，掌柜一般有两种做法：
1.一种是直接把账本翻出来，把这次赊的账加上去或者扣除调；
2.另一种做法是先在粉板上记下来这次的账，等打烊以后再把账本翻出来核算。
在生意红火柜台很忙的时候，掌柜一定选择后者，因为前者操作实在太麻烦了。首先你得找到这个人的赊账总额那条记录。你想想，密密麻麻几十页，掌柜要找到那个名字，可能还得带上老花镜慢慢找，找到以后再拿出来计算，最后再把结果写到账本上。
这整个过程想想都麻烦，还是先在粉板上记一下方便。如果每次没有粉板的帮助，每次记账都得翻账本，效率是不是很低？
同样，在mysql里也有这个问题，如果每次的更新操作都需要写进磁盘，然后磁盘也要找到对应的那条记录，然后再更新，整个过程io成本 查找成本都很高。为了解决这个问题，mysql设计者就用了类似酒店掌柜的思路来提升更新效率。
而粉板和账本配合的过程，其实就是mysql里经常说到的WAL技术，全称是Write-Ahead Logging,它的关键点就是先写日志，再写磁盘，也就是先写粉本，等不忙的时候再写账本。
具体来说，当有一条记录需要更新的时候，innodb引擎就会先把记录写到redo log(粉板）里面，并更新到内存，这个时候更新就算完成了，同时innodb引擎会在适当到时候 将这个操作记录更新到磁盘，而这个更新往往是在系统比较空闲的时候做，这就像打烊以后掌柜做的事。
如果今天赊账的不多，掌柜可以等打烊后再整理。但如果某天赊账的特别多，粉板写满了怎么办？这个时候掌柜只好放下手中的活儿，把粉板中的一部分赊账记录更新到账本中，然后把这些记录从粉板上擦掉，为记录新账腾出空间。
innodb的redo log是固定大小的，比如可以配置一组4个文件，每个文件的大小是1gb，那么这块粉板总共就可以记录4gb的操作。从头开始写，写到末尾就又回到开头循环写。如下图一样
write pos是当前记录的位置，一边写一边后移，写到弟3号文件末尾后就回到0号文件开头。checkpoint是当前要擦出的位置，也是往后推移并且循环的，擦出记录钱要把记录更新到数据文件。
write pos 和 checkpoint之间的是粉板上还空着的部分，可以用来记录新的操作。如果wite pos追上checkpoint，表示粉板已经满了，这时候不能再执行新的更新，得先停下来擦掉一些记录，把checkpoint推进一下。
有了redo log,innodb就可以保证即使数据库发生异常重启，之前提交的记录都不会丢失，这个能力成为crash-safe.
要理解crash-safe这个概念，可以想想我们前面赊账记录的例子。只要赊账记录记在了粉板上或者写在了账本上，之后即使掌柜忘记了，比如突然停业几天，恢复生意后依然可以通过账本和粉板上的数据明确赊账账目。
重要的日志模块：binlog
mysql整体看分为两块：一是server层，它主要做的是mysql功能层面的事情，二是引擎层，负责存储相关的具体事宜。上面我们聊到粉板redo log是innodb引擎特有的日志，而server层也有自己的日志，称为binlog(归档日志)。
为什么会有两份日志呢？
因为最开始mysql里并没有innodb引擎。mysql自带的引擎是myisam，但是myisam没有crash-safe能力，binlog日志只能用来归档。而innodb以插件的形式引入到mysql的，既然只依靠binlog是没有crash-safe能力的，所以innodb使用另外一套日志系统---也就是redo log来实现crash-safe能力。
这两种日志有以下三点不同。
1.redo log是innodb引擎特有的；binlog是mysql的server层实现的，所有的引擎都可以使用。
2.redo log是物理日志，记录的是“在某个数据页上做来什么修改”；binlog是逻辑日志，记录的是这个语句的原始逻辑，比如“给 ID = 2 这一行的c字段加1“。
3.redo log是循环写的，空间固定会用完；binlog是可以追加写入的。“追加写”是指binlog文件写到一定大小后会切换到下一个，并不会覆盖以前的日志。
有了对这两个日志的概念性理解，我们再来看执行器和innodb引擎在执行这个简单的update语句时的内部流程。
1.执行器先找引擎取ID =2 这一行。ID是主键，引擎直接用树搜索找到这一行。如果ID = 2这一行所在的数据页本来就在内存中，就直接返回给执行器；否则，需要先从磁盘读入内存，然后再返回。
2.执行器拿到引擎给的行数据，把这个值加上1，比如原来是n,现在就是n+1，得到新的一行数据，再调用引擎接口写入这行新数据。
3.引擎将这行新数据更新到内存中，同时将这个更新操作记录到redo log中，此时redo log处于prepare状态。然后告知执行器执行完成了，随时可以提交事务。
4.执行器生成这个操作的binlog，并把binlog写入磁盘。
5.执行器调用引擎的提交事务接口，引擎把刚刚写入的redo log改成提交（commit）状态，更新完成。
两阶段提交
为什么必须有两阶段提交呢？这是为了让两份日志之间的逻辑一致。要说明这个问题，我们得从文章开头的那个问题说起：怎样让数据库回复到半个月内任意一秒的状态？
binlog会记录所有的逻辑操作，并且是采用追加写的形式。
当需要恢复到指定的某一秒时，比如某天下午两点发现中午12点有一次误删表，需要找回数据，那么你可以这么做：
首先，找到最近的一次全量备份，如果运气好，可能就是昨天晚上的一个备份，从这个备份恢复到临时?；
然后，从备份的时间点开始，将备份的binlog依次取出来，重放到中午误删表之前的那个时刻。
这样你的临时库就跟误删之前的线上库一样了，然后可以把表数据从临时库取出来，按需要恢复到线上库。
说完了数据恢复过程，我们回来说，为什么日志需要两阶段提交
由于redo log和binlog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binlog，或者反过来。但是这两种方式都会有问题，比如当前id = 2的行字段c的值是0，再比如执行update语句过程中再写完第一个日志后，第二个日志还没写完期间发生了crash,会出现什么情况呢？
1.先写redo log 后写binlog。假设redo log写完，binlog还没有写完的时候，mysql进程异常重启。由于我们前面说过，redo log写完之后，系统即使崩溃，仍然能够把数据恢复回来，所以恢复后这一行c的值是1.但是由于binlog没写完就crash了，这时候binlog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binlog里面就没有这条语句。然后你会发现，如果需要用这个binlog来恢复临时库的话，由于这个语句的binlog丢失，这个临时库就会少了这一次更新，恢复处理的这一行c的值就是0，与原库的值不同。
2.先写binlog后写redo log.如果在binlog写完之后crash,由于redo log还没写，崩溃恢复以后这个事务无效，所以这一行c的值是0.但是binlog里面已经记录了把c从0改成1这个日志。所以，在之后用binlog来恢复的时候就多了一个事务出来，恢复出来的这一行c的值就是1，与原库值不同。
可以看到如果不使用两阶段提交，那么数据库的状态就有可能和用它的日志恢复出来的库的状态不一致。
当你需要扩容的时候，也就是需要再多搭建一些备库来增加系统的读能力的时候，现在常见的做法也是用全量备份加上应用binlog来实现的，这个不一致就会导致你的线上出现主从数据库不一致的情况。
简单说，redo log和binlog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一致。
