01 | 基础架构：一条SQL查询语句是如何执行的？
MySQL分为Server层和存储引擎层两部分。
连接器：负责跟客户端建立连接、获取权限、维持和管理连接。
查询缓存：查询请求先访问缓存(key 是查询的语句，value 是查询的结果)。命中直接返回。不推荐使用缓存，更新会把缓存清除(关闭缓存：参数 query_cache_type 设置成 DEMAND)。
分析器：对 SQL 语句做解析，判断sql是否正确。
优化器：决定使用哪个索引，多表关联（join）的时候，决定各个表的连接顺序。
执行器：执行语句，先判断用户有无查询权限，使用表定义的存储引擎。
MySQL 8.0 版本直接将查询缓存的整块功能删掉了，也就是说8.0之后没有查询缓存这一步了。
02 | 日志系统：一条SQL更新语句是如何执行的？
redo log
MySQL WAL 技术，先写日志，再写磁盘。保证掉电重启，数据不丢失（crash-safe）。redo log 是 InnoDB 引擎特有的日志。当记录更新时，Innodb 先记录 redo log 再更新内存，这时更新就算完成。引擎往往会在系统空闲时刷盘。
redo log 是实现了类似环形缓冲区，一个指针 write pos 是当前记录的位置，另一个指针 checkpoint 是当前要擦除的位置，write pos 和checkpoint 之间是空闲部分。如果 write pos 快追上 checkpoint 时，代表缓冲区快满了，需要暂停刷盘。
innodb_flush_log_at_trx_commit参数：
0：log buffer将每秒一次地写入log file中，并且log file的flush(刷到磁盘)操作同时进行。该模式下在事务提交的时候，不会主动触发写入磁盘的操作。
1：每次事务提交时MySQL都会把log buffer的数据写入log file，并且flush(刷到磁盘)中去，该模式为系统默认。
2：每次事务提交时MySQL都会把log buffer的数据写入log file，但是flush(刷到磁盘)操作并不会同时进行。该模式下，MySQL会每秒执行一次 flush(刷到磁盘)操作。
binlog（归档日志）
Server层日志。binlog 日志只能用于归档，没有crash-safe能力。
三个用途:
- 恢复：利用binlog日志恢复数据库数据
- 复制：主从同步
- 审计：通过二进制日志中的信息来进行审计，判断是否有对数据库进行注入攻击
| format |
定义 |
优点 |
缺点 |
| statement |
记录的是修改SQL语句 |
日志文件小，节约IO，提高性能 |
准确性差，对一些系统函数不能准确复制或不能复制，如now()、uuid()等 |
| row(推荐) |
记录的是每行实际数据的变更，记两条，更新前和更新后 |
准确性强，能准确复制数据的变更 |
日志文件大，较大的网络IO和磁盘IO |
| mixed |
statement和row模式的混合 |
准确性强，文件大小适中 |
有可能发生主从不一致问题 |
sync_binlog参数：
0：当事务提交后，Mysql仅仅是将binlog_cache中的数据写入Binlog文件，但不执行fsync之类的磁盘 同步指令通知文件系统将缓存刷新到磁盘，而让Filesystem自行决定什么时候来做同步，这个是性能最好的。
n：在进行n次事务提交以后，Mysql将执行一次fsync之类的磁盘同步指令，同志文件系统将Binlog文件缓存刷新到磁盘。
不同点:
redo log 是物理日志，记录的是“在某个数据页上做了什么修改”。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 ”。
redo log 是循环写的，空间固定会用完；binlog 是可以追加写入的。binlog 文件到一定大小，会切换到下一个文件。
update执行过程：
mysql> update T set c=c+1 where ID=2;
两阶段提交
1 prepare阶段 2 写binlog 3 commit
当在2之前崩溃时
重启恢复：后发现没有commit，回滚。备份恢复：没有binlog 。
当在3之前崩溃
重启恢复：虽没有commit，但满足prepare和binlog完整，所以重启后会自动commit。备份：有binlog 。
03 | 事务隔离：为什么你改了我还看不见？
| 事务隔离级别 |
脏读 |
不可重复读 |
幻读 |
| 读未提交（read-uncommitted） |
是 |
是 |
是 |
| 不可重复读（read-committed） |
否 |
是 |
是 |
| 可重复读（repeatable-read） |
否 |
否 |
是 |
| 串行化（serializable） |
否 |
否 |
否 |
总结：
RR下，事务在第一个Read操作时，会建立read-view
RC下，事务在每次Read操作时，都会建立read-view
不同业务选择不同的隔离级别。
回滚段
rollback segment称为回滚段，每个回滚段中有1024个undo log segment。每个undo操作在记录的时候占用一个undo log segment。
undo log有两个作用：提供回滚和多个行版本控制(MVCC)。
在数据修改的时候，不仅记录了redo，还记录了相对应的undo，如果因为某些原因导致事务失败或回滚了，可以借助该undo进行回滚。
undo log和redo log记录物理日志不一样，它是逻辑日志。可以认为当delete一条记录时，undo log中会记录一条对应的insert记录，反之亦然，当update一条记录时，它记录一条对应相反的update记录。
04 | 深入浅出索引（上）
索引的常见模型
哈希表，不适合做区间搜索。有序数组，只适合静态数据，插入麻烦。二叉搜索树，N叉树。
InnoDB 的索引模型
在 MySQL 中，索引是在存储引擎层实现的。以主键顺序存在B+树中。
主键索引（聚簇索引） 的叶子节点存的是整行数据。主键查询主需要扫描主键索引。
非主键索引（二级索引）的叶子节点内容是主键的值。通过二级索引需要扫描二级索引树，找到主键后再扫描主键索引。该过程称为回表。
索引维护
当插入到索引树最后，只需直接插入。但当插入到索引树中间，需要逻辑上挪动后面的数据，空出位置，并且当数据页满时，需要申请一个新的数据页，然后挪动部分数据过去（页分裂）。
当相邻两个页由于删除了数据，利用率很低之后，会将数据页做合并。自增索引（追加操作，都不涉及到挪动其他记录，也不会触发叶子节点的分裂）业务逻辑的字段做主键，则往往不容易保证有序插入，这样写数据成本相对较高。二级索引的叶子节点为主键，业务字段做主键时会占大量存储空间。什么时候可以使用业务字段做主键？ 只有一个索引；该索引必须是唯一索引。
索引重建
alter table T engine=InnoDB
不推荐drop，再add。并且不论是删除主键还是创建主键，都会将整个表重建。
05 | 深入浅出索引（下）
覆盖索引
当查询值已经在二级索引上时，不需要回表。
最左前缀原则
联合索引合理安排顺序，可以少维护索引，或者减少存储空间。
CREATE TABLE `geek` (
`a` int(11) NOT NULL,
`b` int(11) NOT NULL,
`c` int(11) NOT NULL,
`d` int(11) NOT NULL,
PRIMARY KEY (`a`,`b`),
KEY `c` (`c`),
KEY `ca` (`c`,`a`),
KEY `cb` (`c`,`b`)
) ENGINE=InnoDB;
索引ca可以去掉，因为c和主键ab，和ca和主键ab相同。
索引下推
MySQL 5.6 引入的索引下推优化，可以在索引遍历过程中，对索引中包含的字段先做判断，直接过滤掉不满足条件的记录，减少回表次数。
06 | 全局锁和表锁 ：给表加个字段怎么有这么多阻碍？
mysql锁大致可以分成全局锁、表级锁和行锁三类
全局锁
全局锁的典型使用场景是，做全库逻辑备份。tables with read lock;
官方自带的逻辑备份工具是 mysqldump，当 mysqldump 使用参数–single-transaction 的时候，导数据之前就会启动一个事务，来确保拿到一致性视图。
但当引擎不支持事务时，只能使用FTWRL 命令了。不推荐不使用 set global readonly=true，readonly会被其他逻辑使用（比如判断主从），readonly发生异常会保持该状态。
表级锁
MySQL 里面表级别的锁有两种：一种是表锁，一种是元数据锁（meta data lock，MDL)。表锁的语法是 lock tables … read/write。MDL不需要显式使用，在访问一个表的时候会被自动加上。
当对一个表做增删改查操作的时候，加 MDL 读锁；当要对表做结构变更操作的时候，加 MDL 写锁。
当一个长事务还没提交，进行表结构变更操作，会导致后面的事务block。当客户端有重试机制时，新起session请求，会导致库的线程很快就会爆满。
如何安全地给小表加字段？
避免长事务。
在 alter table 语句里面设定等待时间。
MariaDB 已经合并了 AliSQL 的这个功能，所以这两个开源分支目前都支持 DDL NOWAIT/WAIT n 这个语法。
ALTER TABLE tbl_name NOWAIT add column ...
ALTER TABLE tbl_name WAIT N add column ...
07 | 行锁功过：怎么减少行锁对性能的影响？
行锁
Mysql行锁由引擎层实现
两阶段锁
行锁需要事务结束时才释放，这就是两阶段锁。
所以需要合理安排事务中sql执行顺序，尽量把容易冲突的更新语句放在后面。
死锁和死锁检测
- 设置超时时间，innodb_lock_wait_timeout。
- 死锁检测，发现死锁主动回滚某个事务，innodb_deadlock_detect 默认on。
假设1000个同时更新一行，则死锁检测操作就是 100 万这个量级的。即使没有死锁，检测也会消耗大量的 CPU 资源。
解决方案：
- 业务不会出现死锁，可以临时关闭。
- 在客户端控制并发。
- 修改MySQL 源码，并发进入引擎之前排队。
- 将一行数据改为多行，如将一个余额账户分为多个，但在数据减少操作时需考虑小于0的情况。
08 | 事务到底是隔离的还是不隔离的？
快照”在 MVCC 里是怎么工作的？
InnoDB 里面每个事务有一个唯一的事务 ID，叫作 transaction id。它是在事务开始的时候向InnoDB 的事务系统申请的，是按申请顺序严格递增的。而每行数据也都是有多个版本的。每次事务更新数据的时候，都会生成一个新的数据版本，并且把 transaction id赋值给这个数据版本的事务 ID，记为 row trx_id。也就是说，数据表中的一行记录，其实可能有多个版本 (row)，每个版本有自己的 row trx_id。
上图中的三个虚线箭头就是undo log。
某个事务建立快照，只需根据transaction id。只认事务启动时小于数据版本的数据，除自己更新的数据。
快照实现
InnoDB在每个事务启动瞬间，构造了数组保存了当前启动但未提交的事务ID。
数组ID最小值为低水位，当前系统最大事务ID+1为高水位。
数组和高水位，组成了当前事务的一致性事务（read-view）。
黄色部分需分为以下两种情况，因为有可能大于低水位的某个事务已经提交：
若 row trx_id 在数组中，表示这个版本是由还没提交的事务生成的，不可见；
若 row trx_id 不在数组中，表示这个版本是已经提交了的事务生成的，可见。
select read-view创建在03 | 事务隔离中提过了，就不写了。
更新数据都是先读后写的，而这个读，只能读当前的值，称为“当前读”（current read）。
如果当前的记录的行锁被其他事务占用的话，就需要进入锁等待。
不同隔离级别：
对于可重复读，查询只承认在事务启动前就已经提交完成的数据
对于读提交，查询只承认在语句启动前就已经提交完成的数据
而当前读，总是读取已经提交完成的最新版本。
09 | 普通索引和唯一索引，应该怎么选择？
查询过程
操作成本相差无几。
更新过程
change buffer概念
change buffer是持久化数据，在内存中有拷贝，也会写到磁盘上。
当更新数据页时，如数据页在内存中直接更新。如果不在，在不影响数据一致性的前提下，innodb会将更新操作先缓存到change buffer中，当下次查询该数据页时，执行change buffer中与该页相关的操作。该操作称为merge，除了该情况，系统后台线程也会定期merge，数据库正常关闭也会merge。
change buffer可以减少读磁盘，而且数据读入内存会占用buffer pool。
什么条件下可以使用 change buffer 呢？
对于唯一索引，更新操作都需要判断操作是否违反唯一约束，所以需要将数据都读入到内存，所以会直接更新内存。
所以只有普通索引会使用change buffer。
change buffer使用buffer pool里的内存，参数innodb_change_buffer_max_size设置为50时，表示 change buffer 的大小最多只能占用 buffer pool 的 50%。
当更新记录的目标页不在内存中时，InnoDB 的处理流程如下：
对于唯一索引来说，需要将数据页读入内存，判断到没有冲突，插入这个值，语句执行结束；
对于普通索引来说，则是将更新记录在change buffer，语句执行就结束了。
所以这种情况，唯一索引会导致磁盘大量随机IO的访问（机械硬盘瓶颈）。
但这种情况不是绝对的，写多读少的场景change buffer记录的变更多，收益越大。常见业务模型账单类、日志类的系统。对于写完马上读取的情况，会立即触发merge，反而增加了维护change buffer的成本。
所以尽量选择普通索引。
change buffer 和 redo log
假设当前 k 索引树的状态，查找到位置后，k1 所在的数据页在内存(InnoDB buffer pool) 中，k2 所在的数据页不在内存中。下图所示是带 change buffer 的更新状态图。
操作顺序：
- Page 1 在内存中，直接更新内存
- Page 2 没有在内存中，就在内存的change buffer 区域，记录下“我要往 Page 2 插入一行”这个信息
- 将上述两个动作记入 redo log 中（图中 3 和 4）
图中的两个虚线箭头，是后台操作，不影响更新的响应时间。
执行查询操作：select * from t where k in (k1, k2);
假设内存中的数据都还在，此时的这两个读操作就与系统表空间（ibdata1）和 redo log（ib_log_fileX）无关。
读 Page 1 的时候，直接从内存返回。不需要等内存中的数据更新后返回。
要读 Page 2 的时候，需要把 Page 2 从磁盘读入内存中，然后应用 change buffer 里面的操作日志（可能有多个），依次merge一个正确的版本。然后写redo log，redo log中包含数据变更和change buffer 变更。此时内存中数据页为脏页，刷脏是后台线程的流程。如果某个数据页刷脏完成，当redo log中对应的该条刷盘时会识别出来并且跳过。
redo log 主要节省的是随机写磁盘的 IO 消耗（转成顺序写），而 change buffer 主要节省的则是随机读磁盘的 IO 消耗。
最后到底怎么选索引：
- 业务正确性优先，业务可以保证不重复，普通索引提升效率。业务不能保证重复，就需要唯一索引保证。
- 历史数据归档库没有唯一索引冲突，可以选择普通索引。
10 | MySQL为什么有时候会选错索引？
平常不断地删除历史数据和新增数据的场景，mysql有可能会选错索引。
优化器的逻辑
优化器选择索引的目的就是选择一个扫描行数最少的方案。行数越少，磁盘读取越少。
扫描行数不是唯一标准，优化器还会结合是否使用临时表，是否排序等因素。
扫描行数怎么判断？
真正执行语句之前，mysql不知道具体有多少条，只能根据统计信息估算。
这个统计信息就是索引的“区分度”。索引上不同值越多，区分度越好。而一个索引上不同值的个数称为“基数”。
使用show index可以查看。下图中，每行三个字段值都是一样的，但在统计信息中，基数值都不准确。
mysql怎么得到索引的基数？
mysql采用采样统计，InnoDB 默认会选择 N 个数据页，统计这些页面上的不同值，得到一个平均值，然后乘以这个索引的页面数，就得到了这个索引的基数。当变更的数据行数超过 1/M 的时候，会自动触发重新做一次索引统计。
参数 innodb_stats_persistent有两种不同的模式
- 设置为 on 的时候，表示统计信息会持久化存储。默认 N 是 20，M 是 10。
- 设置为 off 的时候，表示统计信息只存储在内存中。默认 N 是 8，M 是 16。
如果统计信息不对，可以使用analyze table t 命令重新统计。
索引选择异常和处理
- force index 强行选择一个索引
- 修改语句，引导 MySQL 使用我们期望的索引
- 新建索引，或者删除误用的索引
11 | 怎么给字符串字段加索引？
mysql支持前缀索引，可以以字符串一部分作为索引。默认包含整个字符串。alter table t index idx(a(6));
使用前缀索引虽然可以减少存储空间，但有可能会增加回表次数。
建前缀索引前可以使用下面的sql统计一下重复数：select count(distinct left(a,字符长度));
并且前缀索引会影响覆盖索引。其他方式
- 倒序存储
由于身份证前面的地区码都是相同的，所以存储身份证时，可以将它倒过来存。身份证后6位作为前缀索引有一定的区分度。select field_list from t where id_card = reverse(‘input_id_card_string’);
- 使用hash字段
可以在表上再创建一个整数字段，来保存身份证的校验码，同时在这个字段上创建索引。插入新数据，使用crc32()得到该字段填入。查询语句如下：select field_list from t where id_card_crc=crc32(‘input_id_card_string’) and id_card=’input_id_card_string’；
另外，如果前缀后缀都重复，可以考虑去掉前缀后缀，只存中间一部分数据。
12 | 为什么我的MySQL会“抖”一下？
当内存数据页跟磁盘数据页内容不一致的时候，我们称这个内存页为“脏页”。内存数据写入到磁盘后，内存和磁盘上的数据页的内容就一致了，称为“干净页”。
MySQL 偶尔慢一下的那个瞬间，可能在刷脏页（flush）。
什么时候会触发刷脏？
- innodb的redo log写满了，这时候系统会停止所有更新。把checkpoint 往前推进。
- buffer pool内存不足，此时需要淘汰一些数据页，有可能会淘汰脏页，就要先把脏页刷到磁盘。
- 刷脏页一定会写盘，就保证了每个数据页有两种状态：
a. 内存里的一定是正确数据。
b. 内存里没有，磁盘上的一定是正确数据。
- mysql认为系统空闲时，会刷盘。当然系统繁忙时，也会见缝插针刷盘。
- mysql正常关闭。
InnoDB 刷脏页的控制策略
告诉 InnoDB 所在主机的 IO 能力，正确地设置innodb_io_capacity 参数，使用fio工具统计：fio -filename=$filename -direct=1 -iodepth 1 -thread -rw=randrw -ioengine=psync -bs=16k -size=500M -numjobs=10 -runtime=1
innodb_max_dirty_pages_pct是脏页比例上限，默认值是 75%。
平时要多关注脏页比例，不要让它经常接近 75%。
脏页比例是通过Innodb_buffer_pool_pages_dirty/Innodb_buffer_pool_pages_total 得到：
select VARIABLE_VALUE into @a from global_status where VARIABLE_NAME = ‘Innodb_buffer_pool_pages_dirty’;
select VARIABLE_VALUE into @b from global_status where VARIABLE_NAME = ‘Innodb_buffer_pool_pages_total’;
select @a/@b;
另外还有一个策略，当刷脏页时，该页边上也是脏页，也会把边上的脏页一起刷掉。而且该逻辑会一直蔓延。innodb_flush_neighbors 参数就是来控制该行为的，值为1会有上述机制，0则不会。
机械硬盘可能会有不错的效果，但ssd建议设置为0。并且mysql 8.0 innodb_flush_neighbors 默认为0。
13 | 为什么表数据删掉一半，表文件大小不变？
mysql8.0 之前，表结构以.frm为后缀的文件里。而8.0版本允许表结构定义放在系统数据表中，因为该部分占用空间很小。参数 innodb_file_per_table表数据既可以存在共享表空间里，也可以是单独的文件。
- OFF，表示表的数据放在系统共享表空间，也就是跟数据字典放在一起。drop table及时表删掉了，空间也不会回收。
- ON（5.6.6版本后默认值），表示每个innodb表数据存储在以.ibd为后缀的文件中。drop table系统会直接删除这个文件。
以下内容基于innodb_file_per_table on展开。
假设要删除R4，innodb只会标记R4删除。如果之后插入一个ID在300和600之间的记录时，可能会复用该位置。如果删掉整页，整个数据页可以被复用。所以磁盘文件大小不会缩小。
但记录复用，只能插入符合范围的数据。不能插入300~600范围外的数据。
页的复用，可以插入任何新数据。如pageA数据删除后，可以插入ID=50的数据。
如果相邻数据页利用率都很小，系统会把两个页的数据合到其中一个页上，另一个标记为可复用。
如果使用delete命令，那么所有数据页标记为可复用。
插入数据也会产生空洞，如果按索引递增插入，那么索引是紧凑的。如果数据插入随机，可能造成索引数据页分裂。
当某页满时，再插入数据，就会申请一个新页，将旧页的部分数据保存到新页中。所以旧页中可能有空洞。
更新索引，可能理解为删除旧值，插入新值。也会造成空洞。
重建表
重建表，可以新建一个表，将旧表中的数据一行一行读出来插入到新表中。然后以新表替换旧表。
可以使用 alter table A engine=InnoDB 命令来重建表。在mysql 5.5版本前，该命令流程与上述流程类似。
在此过程中，不能更新旧表数据。
MySQL 5.6 版本开始引入的 Online DDL，对该操作流程做了优化。
- 建立一个临时文件，扫描表 A 主键的所有数据页；
- 用数据页中表 A 的记录生成 B+ 树，存储到临时文件中；
- 生成临时文件的过程中，将所有对 A 的操作记录在一个日志文件（row log）中，对应的是图中 state2 的状态；
- 临时文件生成后，将日志文件中的操作应用到临时文件，得到一个逻辑数据上与表 A 相同的数据文件，对应的就是图中state3 的状态；
- 用临时文件替换表 A 的数据文件。
重建方法都会扫描原表数据和构建临时文件。对于很大的表来说，这个操作是很消耗 IO 和 CPU 资源的。
如果是线上服务，要控制操作时间。如果想要比较安全的操作，推荐使用github开源的gh-ost。
optimize table、analyze table和 alter table 这三种方式重建表的区别。
- 从 MySQL 5.6 版本开始，alter table t engine = InnoDB（也就是 recreate）默认是上图的流程；
- analyze table t 其实不是重建表，只是对表的索引信息做重新统计，没有修改数据，这个过程中加了 MDL 读锁；
- optimize table t 等于 recreate+analyze。
14 | count(*)这么慢，我该怎么办？
count(*) 的实现方式
- MyISAM 引擎保存总行数，所以count很快。但如果加了where不能很快返回。
- Innodb需要一行一行读出来累积计数。
innodb由于多版本并发控制（MVCC）的原因，多个事务count的行数不同，所以不能保存总行数。
但count(*)做了优化，引擎会选择最小的普通索引树，来计数。而不是直接统计聚集索引树。
show table status 命令输出TABLE_ROWS 显示这个表当前有多少行，但它也是采样估算来的。官方文档说误差可能达到 40% 到 50%。
用缓存系统保存计数
两个问题：
- 缓存会丢失
- 缓存不准确，因为缓存计数和插入数据不是原子操作，有可能在中间过程，其他事务读取了数据。
在数据库保存计数
使用一张表保存计数，由于事务可以解决使用缓存问题。
不同的 count 用法
下面的讨论还是基于 InnoDB 引擎的
- count(主键 id) ，InnoDB 引擎会遍历整张表，把每一行的 id 值都取出来，返回给 server 层。server 层拿到 id 后，判断是不可能为空的，就按行累加。
- count(1)，InnoDB 引擎遍历整张表，但不取值。server 层对于返回的每一行，放一个数字“1”进去，判断是不可能为空的，按行累加。
- count(字段)
a. 如果这个“字段”是定义为 not null 的话，一行行地从记录里面读出这个字段，判断不能为 null，按行累加；
b. 如果这个“字段”定义允许为 null，那么执行的时候，判断到有可能是 null，还要把值取出来再判断一下，不是 null 才累加。
- count(*)，并不会把全部字段取出来，而是专门做了优化，不取值。count(*) 肯定不是 null，按行累加。
按照效率排序的话，count(字段)<count(主键 id)<count(1)≈count(*)，所以建议尽量使用 count(*)。
15 | 答疑文章（一）：日志和索引相关问题
如果redo处理perpare阶段，写binlog之前崩溃（crash），恢复时事务回滚。
如果binlog写完了，redo未commit前崩溃（crash）：
- 如果redo log事务完整，有了commit标识，直接提交；
- 如果redo log里事务只有完整的perpare，则判断对应事务binlog是否完整：
a. 如果是，则提交事务；
b. 否则回滚。
追问 1：MySQL 怎么知道 binlog 是完整的?
回答：一个事务的binlog是有完整格式的：
- statement 格式的 binlog，最后会有 COMMIT；
- row 格式的 binlog，最后会有一个 XID event。
mysql 5.6.2版本以后，引入binlog-checksum验证binlog内容是否正确。
追问 2：redo log 和 binlog 是怎么关联起来的？
回答：它们有个共同的数据字段：XID。
追问 3：处于 prepare 阶段的 redo log 加上完整 binlog，重启就能恢复，MySQL 为什么要这么设计?
回答：因为写入binlog后，会被从库使用，为了保证主备一致性。
追问 4：如果这样的话，为什么还要两阶段提交呢？干脆先 redo log 写完，再写 binlog。崩溃恢复的时候，必须得两个日志都完整才可以。是不是一样的逻辑？
回答：两阶段提交是经典分布式系统问题，并不是mysql独有的。
innodb，如果redo log提交完成，事务就不能回滚（如果还允许回滚，可能覆盖掉别的事务的更新）。但如果redo log直接提交，binlog写失败时，innodb回滚不了 ，数据和binlog日志会不一致。两阶段提交就是为了每个“人”都ok，在一起提交。
追问 5：不引入两个日志，也就没有两阶段提交的必要了。只用 binlog 来支持崩溃恢复，又能支持归档，不就可以了？
回答：不可以，历史原因，innodb不是mysql原生引擎，binlog不支持崩溃恢复，所以innodb实现了redo log。
追问 6：那能不能反过来，只用 redo log，不要 binlog
回答：如果从崩溃恢复角度来讲是可以的。但redo log是循环写，历史日志没法保留，而binlog有归档功能。binlog还有可以实现复制主从同步。
追问 7：redo log 一般设置多大？
回答：redo log太小会导致很快写满，然后就会强行刷redo log。如果几个TB硬盘，直接将redo log设置为4个文件，每个文件1G。
追问 8：正常运行中的实例，数据写入后的最终落盘，是从 redo log 更新过来的还是从 buffer pool 更新过来的呢？
redo log没有记录数据页完整数据，所以它没有能力自己去更新磁盘数据页。
- 如果再次运行的实例，数据页被修改，跟磁盘数据页不一致，称为脏页。最终数据落盘，就是把内存中的数据页写盘。这过程和redo log毫无关系。
- 在崩溃恢复场景，Innodb如果判断一个数据页可能在崩溃恢复时丢失更新，就会将它读到内存，然后让redo log更新内存内容。更新完成内存也变成脏页，就回到第一种情况。
回答：在一个事务的更新过程中，日志是要写多次的。比如下面这个事务：
begin;
insert into t1 …
insert into t2 …
commit;
这个事务往两个表中插记录过程中，生成的日志都要先保存起来，但不能在未commit的时候写到redo log里。
所以redo log buffer就是一块内存，用来先存redo日志。也就是说，在执行第一个 insert 的时候，数据的内存被修改了，redo log buffer 也写入了日志。
但是，真正写redo log文件（文件名是ib_logfile+数字），是在执行commit时做的。单独执行一个更新语句，innodb会自己启动一个事务，过程和上述内容一致。
