1、二進位制日誌server層產生，redo是innodb層產生。並且binlog先於redolog被記錄
2、binlog記錄操作的方法是邏輯性的語句，基於行格式。redolog是innodb層產生的日誌，記錄資料庫每個頁的修改。
3、binlog是事務提交的時候，一次性寫入，redolog是資料準備修改的時候寫入redobuffer,然後才對快取中資料操作。並且保證，事務提交時：redobuffer沖刷到磁碟
4、binlog是一次性寫入，所以有順序。redolog是物理頁的修改，所以可能同乙個事務多次記錄，並且redolog是併發寫入的，不同事務之間的不同版本會穿插到redolog中。
5、事務日誌記錄的是物理頁的情況，它具有冪等性，因此記錄日誌的方式極其簡練。而二進位制日誌記錄的是所有影響資料的操作，記錄的內容較多。
redo包含兩個部分：記憶體中的日誌緩衝redobuffer + 磁碟上的日誌檔案redolog.事務提交的時候，必須把該事務的所有日誌都寫入到磁碟的redolog中。
redobuffer 在使用者區，先複製到核心取，然後fsync刷盤。
關於為何要經過核心緩衝區的理解：使用o_direct表示寫磁碟繞過os buffer，但是這樣會降低順序寫的效率(寫abcde，將發起五次fsync)。
double write的思路很簡單:
a. 在覆蓋磁碟上的資料前，先將page的內容寫入到磁碟上的其他地方(innodb儲存引擎中的doublewrite buffer，這裡的buffer不是記憶體空間，是持久儲存上的空間).
b. 然後再將page的內容覆蓋到磁碟上原來的資料。
如果在a步驟時系統故障，原來的資料沒有被覆蓋，還是完整的。
如果在b步驟時系統故障，原來的資料不完整了，但是新資料已經被完整的寫入了doublewrite buffer. 因此系統恢復時就可以用doublewrite buffer中的新page來覆蓋這個不完整的page。
doublewrite由兩部分組成,一部分是記憶體中的 doublewrite buffer,大小為2mb,另部分是物理磁碟上共享表空間中連續的128個頁,
即2個區( extent),大小同樣為2mb。在對緩衝池的髒頁進行重新整理時,並不直接寫磁碟,而是會通過 memcpy函式將髒頁先複製到記憶體中的
doublewrite buffer,之後通過 doublewrite buffer再分兩次,每次1mb順序地寫入共享表空間的物理磁碟上,然後馬上呼叫 fsync函式,
同步磁碟,避免緩衝寫帶來的問題。在這個過程中,因為 doublewrite頁是連續的,因此這個過程是順序寫的,開銷並不是很大。
在完成 doublewrite頁的寫入後,再將 doublewrite buffer中的頁寫入各個表空間檔案中,此時的寫入則是離散的。
innodb_flush_log_at_trx_commit引數決定：
0：提交事務的時候，並不把redolog重新整理到磁碟上去。而是等待主線程每秒的重新整理
1：提交事務的時候，同時刷盤redolog。
2：表示將事務非同步寫到磁碟，即寫到檔案系統的快取中去。
redo buffer 或者redo file 由很多日誌塊組成。
block = 塊頭(12位元組) + 塊(492) + 塊尾(8位元組)
塊頭 = 日誌塊在buffer中的id + 日誌塊已寫日誌的大小 + 日誌塊中第乙個日誌的位置 +寫入檢查點資訊的位置、
塊尾 = 日誌塊在buffer中的id
乙個log group由多個完全相同的redolog file 組成。log group是邏輯的。redo log file是物理的。
innodb_log_files_group 引數決定 redo log file 的數量
innodb_log_group_home_dir 引數決定 redo log file的位置
每個redo log file前2kb都是預留空間。第乙個redo log file記錄了group的資訊。其他redo log file的這2kb為空。
在redo block 中，中間的塊部分是log body（492位元組）
log body = 日誌型別（1位元組）+ 表空間id(4位元組) + 頁的偏移量 + 資料
其中資料部分，插入和刪除格式是不一樣的。
1.發出commit動作時。已經說明過，commit發出後是否刷日誌由變數 innodb_flush_log_at_trx_commit 控制。
2.每秒刷一次。這個刷日誌的頻率由變數 innodb_flush_log_at_timeout 值決定，預設是1秒。要注意，這個刷日誌頻率和commit動作無關。
3.當log buffer中已經使用的記憶體超過一半時。
4.當有checkpoint時，checkpoint在一定程度上代表了刷到磁碟時日誌所處的lsn位置。
在innodb中，資料刷盤的規則只有乙個：checkpoint。但是觸發checkpoint的情況卻有幾種。
兩種觸發：
sharp(銳利的; 急劇的) checkpoint：在資料庫關閉的時候，將所有髒頁刷盤
fuzzy(毛茸茸的) checkpoint：
master ：執行緒每秒或者每10秒，進行重新整理。
flush_lru_list :保證lru中有100個空閒(數量可調整)。page clearner thread 重新整理
async/sync flush：重做日誌檔案不可用的時候進行的重新整理(75%—>非同步、90%—>同步)。（redo log是迴圈使用的，避免覆蓋，見上文）
dirty page too much：髒頁太多了，導致緩衝區沒有足夠可用的頁。mysql 5.6預設的值為75，即當髒頁佔緩衝池的百分之75後，就強制刷一部分髒頁到磁碟。
由變數innodb_fast_shutdown=控制，預設值為1，即停止時只做一部分purge，忽略大多數flush操作(但至少會刷日誌)，在下次啟動的時候再flush剩餘的內容，實現fast shutdown。
log sequence number就是當前的redo log(in buffer)中的lsn；
log flushed up to是刷到redo log file on disk中的lsn；
pages flushed up to是已經刷到磁碟資料頁上的lsn；
last checkpoint at是上一次檢查點所在位置的lsn。
但是其實：記憶體資料頁也有lsn。所以
記憶體資料頁的lsn >= redo log(buffer)的lsn >= redo log(disk)的lsn >= 已經刷到磁碟資料頁上的ls >= 上一次檢查點所在位置的lsn(上一次checkpoint)
1、重啟innodb時，checkpoint表示已經完整刷到磁碟上data page上的lsn，因此恢復時僅需要恢復從checkpoint開始的日誌部分
2、還有一種情況，在宕機前正處於checkpoint的刷盤過程，且資料頁的刷盤進度超過了日誌頁的刷盤進度。這時候一宕機，資料頁中記錄的lsn就會大於日誌頁中的lsn，在重啟的恢復過程中會檢查到這一情況，這時超出日誌進度的部分將不會重做，因為這本身就表示已經做過的事情，無需再重做。
3、另外，事務日誌具有冪等性，所以多次操作得到同一結果的行為在日誌中只記錄一次。而二進位制日誌不具有冪等性，多次操作會全部記錄下來，在恢復的時候會多次執行二進位制日誌中的記錄，速度就慢得多。
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