1.Redo 日志概述：
Innodb存储引擎是以页为单位来管理存储空间的。在真正访问页面之前，需要把在磁盘上的页缓存到内存中的Buffer Pool之后才可以访问。所有的变更都必须先更新缓冲池中的数据，然后缓冲池中的脏页会以一定的频率被刷入磁盘(Check Point机制)，通过缓冲池来优化CPU和磁盘之间的鸿沟，这样就可以保证整体的性能不会下降太快。
InnoDB的更新操作采用的是Write Ahead Log（预先日志持久化）策略，即先写日志，再写入磁盘：
2.Redo 日志引入：
缓冲池可以帮助我们消除CPU和磁盘之间的鸿沟，Check Point机制可以保证数据的最终落盘，然而由于Check Point机制并不是每次变更的时候就触发的，而是 master 线程隔一段时间去处理的。所以最环的情况就是事务提交后，刚写完缓冲池，数据库岩机了，那么这段数据就是丢失的，无法恢复另一方面，事务包含持久性的特性，就是说对于一个已经提交的事务，在事务提交后即使系统发生了崩溃，这个事务对数据库中所做的更改也不能丢失。
那么如何保证这个持久性呢？一个简单的做法：在事务提交完成之前把该事务所修改的所有页面都刷新到磁盘但是这个简单粗暴的做法有些问题：
- 修改量与刷新磁盘工作量严重不成比例。
有时候我们仅仅修改了某个页面中的一个字节，但是我们知道在InnoDB中是以页为单位来进行磁盘IO的，也就是说我们在该事务提交时不得不将一个完整的页面从内存中刷新到磁盘，我们又知道一个页面默认是16KB大小，只修改一个字节就要刷新16KB的数据到磁盘上显然是太小题大做了。
- 随机IO刷新较慢。
一个事务可能包含很多语句，即使是一条语句也可能修改许多页面，假如该事务修改的这些页面可能并不相邻，这就意味着在将某个事务修改的Buffer Pool中的页面刷新到磁盘时，需要进行很多的随机IO，随机IO比顺序IO要慢，尤其是对于传统的机械硬盘来说。
什么是随机IO？：
随机IO是指读写操作时间连续，但访问地址不连续，随机分布在磁盘的地址空间中。产生随机IO的业务有OLTP服务，SQL，即时消息服务等。
另一个解决的思路：我们只是想让已经提交了的事务对数据库中数据所做的修改永久生效，即使后来系统扇溃在重启后也能把这种修改恢复出来。所以我们其实没有必要在每次事务提交时就把该事务在内存中修改过的全部页面刷新到磁盘，只需要把修改了哪些东西记录一下就好。比如，某个事务将系统表空间中第10号页面中偏移
量为190处的那个字节的值1改成2。我们只需要记录一下：将第0号表空间的10号页面的偏移量为100处的值更新为2。（这就是 redo log 的基本原理）
InnoDB引擎的事务采用了WAL技术（Write-Ahead Logdhing），这种技术的思想就是先写日志，再写磁盘，只有日志写入成功，才算事务提交成功，这里的日志就是redolog。当发生容机且数据未刷到磁盘的时候，可以通过redo log来恢复，保证ACID中的D，这就是redo log的作用。
3.Redo 日志作用：
redo 日志降低了刷盘的频率，并且redo日志占用的空间非常小。（redo日志主要存储表空间ID、页号、偏移量以及需要更新的值，所需存储的空间很小，刷盘快）。
redo 日志是顺序写入磁盘的。
在执行事务的过程中，每执行一条语句，就可能产生若干条redo日志，这些日志是按照产生的顺序写入磁盘的，也就是使用顺序IO，效率比随机IO快
事务执行过程中，redo log不断记录。
redo log跟bin log的区别，redo log是存储引擎层产生的，而bin log是数据库层产生的。假设一个事务，对表做10万行的记录插入，在这个过程中，一直不断的往redo log顺序记录，而bin log不会记录，直到这个事务提交，才会一次写入到 bin log文件中。
3.1 Redo 日志组成：
Redo Log 可以简单的非为两部分组成：
-
重做日志的缓存（redo log buffer），保存在内存中，容易丢失。
在服务器启动时就向操作系统申请了一大片称之为redo log buffer的连续内存空间，翻译成中文就是redo日志缓冲区。这片内存空间被划分成若十个连续的 redo log block。一个redo log block占用512字节大小。
redo log buffer参数：
redo log buffer默认大小是16MB，最大值4096MB，最小1MB
-
重做日志文件（rodo log file），保存在硬盘中，保证持久性。
可以在MySQL 的data数据目录中找到如下文件，ib_logfile0和ib_logfile1就是Redo日志文件。
3.2 Redo 日志流程：
以更新事务为例，Redo Log流转过程：
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
第2步：生成一条重做日志并写入redo1ogbuffer，记录的是数据被修改后的值
第3步：当事务commit时，将redo1ogbuffer中的内容刷新到redo1ogfile，对redo1ogfile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
Write-Ahead Log（预先日志持久化）：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。
4.Redo 日志刷盘策略：
Redo Log写入并不是直接写入磁盘的，Innodb引擎会在写Redo Log的时候先写redo log buffer，之后再以一定的频率刷入到真正的redo log file中。这里的一定的频率就是所谓的刷盘策略。
注意，redo log buffer刷盘到redo log file的过程并不是真正的刷到磁盘中去，只是刷入到文件系统缓存 Page Cache中去（这是现代操作系统为了提高文件写入效率做的一个优化），真正的写入会交给系统自己来决定（比如 Page Cache 足够大了）。那么对于InnoDB来说就存在一个问题，如果交给系统来同步，同样如果系统岩机，那么数据也丢失了（虽然整个系统岩机的概率还是比较小的）
针对这种情况，InnoDB给出innodb_flush_log_at_trx_commit参数，该参数控制commit提交事务时，如何将redo log buffer中的日志刷新到redo log file中。它支持三种策略：
- 设置为
0：表示每次事务提交时不进行刷盘操作。（系统默认master thread每隔1秒进行一次重做日志的同步） - 设置为
1：表示每次事务提交时都将进行同步，刷盘操作（默认值） - 设置为
2：表示每次事务提交时都只把redo log buffer内容写入Page Cache，不进行同步。由OS自己决定什么时候同步到磁盘文件。
show variables like '%innodb_flush_log_at_trx_commit%';
Innodb存储引擎有一个后台线程，每隔1秒，就会把redo log buffer中的内容写到文件系统缓存（Page Cache），然后调用刷盘操作。
也就是说，一个没有提交的事务的 redo log 记录，也有可能会刷盘。因为事务执行过程中 redo log 记录会写入redo log buffer中，这些 redo log 记录会被后台线程刷盘。（刷盘策略设置为0时的默认情况）
除了后台线程每秒1次的轮询操作，还有一种情况：当redo log buffer占用空间即将达到innodb_log_buffer_size（默认16MB）一半的时候，后台线程会主动刷盘。
策略详解：
小结：innodb_flush_log_at_trx_commit=o
为0时，master thread中每1秒进行一次重做日志的fsync操作，因此实例crash最多丢失1秒钟内的事务
（master thread是负责将缓冲池中的数据异步刷新到磁盘，保证数据的一致性）。数值0的话，是一种折中的做法，它的IO效率理论是高于1的，低于2的，这种策略也有去失数据的风险，也无法保证D。
小结：innodb_flush_log_at_trx_commit=1
为1时，只要事务提交成功，redo log记录就一定在硬盘里，不会有任何数据丢失。如果事务执行期间MySQL挂了或宕机，这部分日志丢了，但是事务并没有提交，所以日志丢了也不会有损失。可以保证ACID的D，数据绝对不会丢失，但是效率最差的。建议使用默认值，虽然操作系统岩机的概率理论小于数据库岩机的概率，但是一般既然使用了事务，那么数据的安全相对来说更重要些。
小结innodb_flush_log_at_trx_commit=2
为2时，只要事务提交成功，redo log buffer中的内容只写入文件系统缓存（Page Cache）。如果仅仅只是MySQL挂了不会有任何数据丢失，但是操作系统岩机可能会有1秒数据的丢失，这种情况下无法满足ACID中的D。但是数值2肯定是效率最高的。
4.1 Redo Log Buffer：
Mini-Transaction：
MySQL把对底层页面中的一次原子访问的过程称之为一个Mini-Transaction，简称mtr，比如，向某个素引对应的B+树中插入一条记录的过程就是一个Mini-Transaction。一个所谓的mtr可以包含一组redo日志，在进行崩溃恢复时，这一组redo日志作为一个不可分割的整体。
一个事务可以包含若干条语句，每一条语句其实是由若干个mtr组成，每一个mtr又可以包含若干条redo日志。画个图表示它们的关系就是这样：
Redo 日志写入log buffer：
向log buffer中写入redo日志的过程是顺序的，也就是先往前边的block中写，当该block的空闲空间用完之后再往下一个block中写。当我们想往log buffer中写入redo日志时，第一个遇到的问题就是应该写在哪个block的哪个偏移量处，所以InnoDB的设计者特意提供了一个称之为buf_free的全局变量，该变量指明后续写入的redo日志应该写入到log buffer中的哪个位置，如图所示：
一个mtr执行过程中可能产生若干条redo日志，这些redo日志是一个不可分割的组，所以其实并不是每生成一条redo日志，就将其插入到log buffer中，而是每个mtr运行过程中产生的日志先暂时存到一个地方，当该mtr结束的时候，将过程中产生的一组redo日志再全部复制到log buffer中。我们现在假设有两个名为T1、T2的事务，每个事务都包含2个mtr，我们给这几个mtr命名一下：
- 事务T1的两个mtr分别称为
mtr_T1_1和mtr_T1_2。 - 事务T2的两个mtr分别称为
mtr_T2_1和mtr_T2_2。
每个mtr都会产生一组redo日志，用示意图来描述一下这些mtr产生的日志情况：
不同的事务可能是并发执行的，所以T1、T2之间的mtr可能是交替执行的。每当一个mtr执行完成时，伴随该
mtr生成的一组redo日志就需要被复制到log buffer中，也就是说不同事务的mtr可能是交替写入log buffer的，我们画个示意图（为了美观，我们把一个mtr中产生的所有的redo日志当作一个整体来画）：
有的mtr产生的redo日志量非常大，比如mtr_t1_2产生的redo日志占用空间就比较大，占用了3个block来存储。
Redo log block 结构图：
一个redo log block是由：日志头、日志体、日志尾组成。日志头占用12个字节，日志尾占用8个字节，所以一个block真正能存储数据就是512-12-8=492字节。
真正的redo日志都是存储到占用496字节大小的log block body中，图中的log block header和log block trailer存储的是一些管理信息。我们来看看这些所谓的管理信息都有什么：
4.2 Redo Log File：
Redo Log File 优化参数：
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(var/lib/mysql)下默认有两个名为ib_1ogfile0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。此redo日志文件位置还可以修改。
innodb_log_files_in_group：指明redo log file的个数，命名方式如：ib_logfile0，ib_logfile1...ib_logfilen。默认2个，最大100个。
innodb_flush_log_at_trx_commit：控制redo log刷新到磁盘的策略，默认为1。
innodb_log_file_size：单个redo log文件设置大小，默认值为48M。最大值为512G，注意最大值指的是整个redo log系列文件之和，即（innodb_log_files_in_group * innodb_log_file_size）不能大于最大值512G。
根据业务修改Redo Log File 大小，以便于容纳比较大的事务，编辑my.cnf文件并重启数据库生效：
在数据库实例更新比较频繁的情况下，可以适当加大redo log组数和大小。但也不推荐redo log设置过大，在MySQL崩溃恢复时回重新执行Redo日志中的记录。
日志文件组：
从上边的描述中可以看到，磁盘上的redo日志文件不只一个，而是以一个日志文件组的形式出现的。这些文件以ib_logfile[数字]（数字可以是0、1、2..）的形式进行命名，每个的redo日志文件大小都是一样的。在将redo日志写入日志文件组时，是从ib_logfile0开始写，如果ib_logfile0写满了，就接着ib_logfile1写。同理，ib_logfi1e1写满了就去写ib-logfi1e2，依此类推。如果写到最后一个文件该咋办？那就重新转到ib_logfile0继续写，所以整个过程如下图所示
总共的redo日志文件大小其实就是：innodb_log_file_size x innodb_log_files_in_group
采用循环使用的方式向redo日志文件组里与数据的话，会导致后与入的redo日志覆盖掉前边写的redo日志?当然！所以InnoDB的设计者提出了checkpoin的概念。
Check Point：
在整个日志文件组中还有两个重要的属性，分别是write pos、checkpoint：
-
write pos：是记录当前位置，一边写一边后移。 -
checkpoint：是当前要擦除的位置，也是往后推移。
每次刷盘redolog记录到日志文件组中，write pos位置就会后移更新。每次MySQL加载日志文件组恢复数据时，会清空加载过的redo log记录，并把checkpoint后移更新。write pos和checkpoint之间的还空着的部分可以用来写入新的redolog记录。
如果write pos追上check point，表示日志文件组满了，这时不能再写入新的redo log记录，MySQL需要停止，并清空记录，把checkpoint推进一下。
