MySQL 崩溃以后怎么恢复数据？redo log、undo log 与 Crash Recovery

如果 MySQL 突然断电或者进程崩溃，Buffer Pool 中的数据全没了，InnoDB 到底是怎么恢复数据的？

例如服务器宕机前可能是：

事务 A：

已经 COMMIT
但是部分 Dirty Page 还没有刷盘


事务 B：

还没有 COMMIT
但是部分修改过的 Page
可能已经被刷到了磁盘

突然：

 MySQL 崩溃

这时候就同时存在两个问题：

事务 A：
该保留的修改可能还没写入数据文件

事务 B：
不该保留的修改却可能已经写入数据文件

InnoDB 怎么处理？

答案就是：

先利用 redo log 恢复应该存在的数据页修改，再利用 undo log 回滚没有提交完成的事务。

这就是 Crash Recovery 的核心思想。

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1. 什么是 Crash Recovery？

Crash Recovery 就是：

MySQL 在发生异常宕机之后，重新启动时自动把 InnoDB 恢复到一致状态的过程。

例如：

• 操作系统突然崩溃
• 服务器断电
• mysqld 进程被强制终止
• 机器突然重启

都可能导致：

Buffer Pool
中的内容直接丢失

但是磁盘上的：

redo log

undo log

数据文件

等仍然存在。

InnoDB 就利用这些持久化信息完成恢复。

MySQL 官方也把事务、COMMIT、ROLLBACK 和 crash recovery 作为 InnoDB ACID 能力的重要组成部分。

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2. 为什么崩溃以后不能直接使用磁盘数据？

因为：

事务提交成功，并不意味着所有 Dirty Page 都已经写回磁盘。

例如执行：

UPDATE account
SET balance = 900
WHERE id = 1;

事务已经：

COMMIT

但可能仍然是：

Buffer Pool：

balance = 900


磁盘数据文件：

balance = 1000

因为内存中的 Page 是 Dirty Page。

只要对应 redo log 已经满足持久化要求，事务就不需要等待整个数据页刷盘。

如果此时突然宕机：

Buffer Pool
↓
全部丢失

磁盘里却还是：

balance = 1000

所以如果 MySQL 重启以后直接相信数据文件：

已经提交的 900 就丢了。

这就是为什么需要 redo log。

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3. redo log 在崩溃恢复中做什么？

redo log 记录的是数据页发生修改时所需要的重做信息。

它最大的作用之一就是：

恢复那些已经发生、但还没有完整写入数据文件的 Page 修改。

例如：

磁盘：

balance = 1000


redo：

这个 Page 后来发生过修改
1000 → 900

MySQL 重启以后：

读取 redo
    ↓
重新应用需要恢复的修改
    ↓
balance = 900

这就是 redo 这个名字的含义：

redo = 再做一次

MySQL 8.4 官方明确说明，redo log 是用于 crash recovery 的磁盘结构；异常关闭之前没有完成写入数据文件的修改，会在初始化时自动重新应用。

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4. 那 undo log 又是干什么的？

现在再看另一种情况。

假设事务 B：

START TRANSACTION;

UPDATE account
SET balance = 500
WHERE id = 2;

但是还没有：

COMMIT;

服务器就崩了。

你可能会想：

没有 COMMIT，修改应该还只存在 Buffer Pool，宕机以后内存丢了，不就自动恢复了吗？

不一定。

因为 InnoDB 允许脏页在事务提交之前就刷入磁盘。

例如：

事务 B：

balance = 1000
        ↓
修改
        ↓
balance = 500

但还没有 COMMIT

此时某个 Page 可能已经被后台刷盘：

磁盘：

balance = 500

然后突然：

💥 宕机

那么磁盘上已经出现了：

一个未提交事务的修改。

这时候就需要 undo log。

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5. 所以 redo 和 undo 分别解决什么问题？

redo：

把应该存在的修改重新做出来。

undo：

把不应该存在的修改撤销掉。

例如：

事务 A：

已经 COMMIT
但是 Page 没刷盘

↓
redo 恢复

而：

事务 B：

没有 COMMIT
但是 Page 已经刷盘

↓
undo 回滚

所以整个恢复过程可以简单理解为：

Crash
  ↓
redo
  ↓
把数据页恢复到崩溃时应该具有的状态
  ↓
undo
  ↓
回滚未完成事务
  ↓
得到一致的数据状态

这就是 redo + undo 的核心配合。

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6. 例子

假设初始数据：

A = 100
B = 100

现在有两个事务。

事务 T1：

UPDATE account
SET balance = 200
WHERE id = 1;

COMMIT;

事务 T1 已经提交。

但是：

对应 Dirty Page
还没有刷盘

所以磁盘可能仍然：

A = 100

与此同时事务 T2：

START TRANSACTION;

UPDATE account
SET balance = 300
WHERE id = 2;

但是 T2：

没有 COMMIT

恰好 T2 修改的数据页已经被后台刷盘。

于是宕机前：

T1：

应该是 A = 200
但磁盘还是 A = 100


T2：

不应该保留 B = 300
但磁盘已经是 B = 300

突然：

💥 Crash

磁盘现在可能是：

A = 100
B = 300

但正确结果应该是：

A = 200
B = 100

怎么办？

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7. 第一步：先应用 redo

MySQL 重启以后，InnoDB 会进行 redo log application。

根据 redo，把需要恢复的 Page 修改重新应用。

于是：

磁盘：

A = 100
B = 300

       ↓ redo

恢复相关 Page 修改

这里非常重要：

redo 并不是简单只恢复"已经提交事务"的修改。

redo 首先关注的是：

数据页曾经发生过哪些需要恢复的修改。

因此恢复后的状态可以先理解成接近：

A = 200
B = 300

也就是说：

事务 T1 的修改恢复出来了。

事务 T2 的页面修改也可能存在。

这没问题。

因为：

下一步还有 undo。

官方的恢复流程也是先进行 redo log application，然后再处理未完成事务的回滚。

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8. 第二步：回滚未完成事务

redo 应用以后，InnoDB 还需要检查：

崩溃发生时，有哪些事务没有正常完成？

例如：

T1：

COMMIT

应该保留。

而：

T2：

ACTIVE
没有 COMMIT

就不能保留。

所以 InnoDB 根据 undo log：

B = 300
    ↓
undo
    ↓
B = 100

最终：

A = 200
B = 100

数据库重新恢复到一致状态。

MySQL 官方明确说明，InnoDB 会自动回滚崩溃时存在的未提交事务。

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9. 为什么不直接只 redo 已提交事务？

你可能会想：

既然最终只需要已提交事务，为什么 redo 阶段不直接判断这个 redo 属于已提交还是未提交？

因为 redo 的设计重点是：

Page 级别的物理恢复。

redo 更关心的是：

某个 Page
发生过哪些修改

而事务最终：

提交
还是
回滚

属于更高层次的事务逻辑。

所以 InnoDB 把两件事分开：

redo
↓
恢复 Page 修改

undo
↓
处理事务回滚

这样职责非常清晰。

可以记成：

redo：

先恢复"物理现场"


undo：

再清理"不应该留下的事务修改"

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10. 为什么 redo 要先执行？

假设未提交事务 T2 修改了某个 Page。

这个 Page：

根本还没有完整写到磁盘

但是 undo 自己需要的数据结构也属于 InnoDB 页面体系的一部分。

如果 Page 状态都还没有先恢复好：

InnoDB 可能连完整的事务恢复基础都没有。

所以从整体理解上：

先通过 redo
恢复必要的数据页状态
        ↓
再根据事务信息和 undo
回滚未完成事务

更加合理。

这也就是为什么 Crash Recovery 不是简单的：

找到没提交事务
↓
直接 undo

而是需要先进行 redo recovery。

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11. redo 从哪里开始恢复？

假设 MySQL 已经运行了：

30 天

redo log 中经历了海量修改。

崩溃以后难道要：

从数据库创建的第一天开始把所有 redo 重放一遍？

显然不可能。

所以 InnoDB 需要一个非常重要的机制：

Checkpoint

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12. 什么是 Checkpoint？

Checkpoint 表示：在这个位置之前需要保证的旧修改，已经有足够的数据页状态持久化到磁盘，因此 Crash Recovery 不需要再从更早的位置重新做起。

InnoDB 会记录：

Checkpoint LSN

服务器崩溃以后：

找到最近 Checkpoint
        ↓
从 Checkpoint 附近开始扫描 redo
        ↓
应用之后需要恢复的修改

而不是：

从 redo 历史最开始的位置
一路恢复到最后

MySQL 官方明确说明，在 crash recovery 时，InnoDB 会寻找日志中的 checkpoint 标记，并从该 checkpoint 向前扫描 redo、应用之后的修改。

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13. 什么是 LSN？

Log Sequence Number

可以简单理解成：

redo log 中不断向前增长的位置编号。

随着 redo 不断产生：

LSN 100

LSN 200

LSN 300

LSN 400

LSN 500

不断向前增长。

例如：

Checkpoint LSN = 300

Current LSN = 500

那么 crash recovery 大致关注：

300
 ↓
400
 ↓
500

这个范围中的 redo。

MySQL 8.4 还提供了诸如 Innodb_redo_log_checkpoint_lsn、Innodb_redo_log_current_lsn、Innodb_redo_log_flushed_to_disk_lsn 等状态变量，用来表示 checkpoint、当前 redo 位置和已持久化位置。

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14. Checkpoint 是把整个 Buffer Pool 一次性刷盘吗？

不是。

你可能会认为：

Checkpoint
↓
暂停数据库
↓
把所有 Dirty Page 全刷盘
↓
继续运行

InnoDB 并不是这么做的。

它采用的是：

Fuzzy Checkpoint

可以理解成：

后台逐渐把 Dirty Page 分批刷盘，然后不断向前推进 Checkpoint。

官方明确说明，InnoDB 使用 fuzzy checkpoint，不需要一次性把整个 Buffer Pool 全部刷盘，而是以小批量方式持续 Flush 修改过的数据页。

所以更接近：

Dirty Page
Dirty Page
Dirty Page
Dirty Page
     ↓
后台逐步 Flush
     ↓
Checkpoint LSN
逐渐向前推进

而不是：

停止整个数据库
↓
一次性刷完全部脏页

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15. 为什么 Checkpoint 很重要？

主要有两个原因。

第一：

减少 Crash Recovery 需要扫描和重做的 redo 范围。

例如没有 Checkpoint：

redo：

1 → 1000000

崩溃以后可能需要处理大量日志。

有 Checkpoint：

Checkpoint = 950000

Current = 1000000

就只需要重点处理：

950000 → 1000000

恢复速度明显更合理。

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第二：

允许旧 redo 空间被重新利用。

redo log 的空间不是无限增长的。

当某些旧 redo 已经对应到：

相关 Dirty Page
已经安全刷盘

以后，这些旧日志就不再是 Crash Recovery 必需的信息。

因此对应日志空间可以被后续 redo 重用。

MySQL 的 redo 实现文档也说明，last_checkpoint_lsn 之前的 redo 已经不再需要用于恢复，可以被覆盖重用。

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16. WAL、Checkpoint、Crash Recovery 是什么关系？

首先 WAL 保证：

对应 Dirty Page 刷入数据文件之前，相关 redo 必须先持久化。

于是：

修改 Buffer Pool
       ↓
产生 Dirty Page
       +
产生 redo
       ↓
redo 先持久化
       ↓
Dirty Page 后续才能安全刷盘

然后后台：

不断 Flush Dirty Page
       ↓
Checkpoint 向前推进

如果发生：

💥 Crash

则：

找到最近 Checkpoint
       ↓
扫描之后的 redo
       ↓
恢复需要恢复的数据页修改

所以：

WAL
     ↓
确保恢复信息先存在


Checkpoint
     ↓
确定恢复从哪里开始


redo
     ↓
真正重做 Page 修改

三者并不是三个孤立的知识点。

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17. 一张图把正常运行和崩溃恢复连起来

正常运行：

UPDATE
   ↓
修改 Buffer Pool
   ↓
Dirty Page
   +
redo
   ↓
redo 持久化
   ↓
COMMIT
   ↓
后台 Flush Dirty Page
   ↓
Checkpoint 不断推进

突然：

 Crash

重新启动：

读取 Checkpoint LSN
        ↓
扫描后续 redo
        ↓
Redo Log Application
        ↓
恢复 Page
        ↓
识别未完成事务
        ↓
使用 undo 回滚
        ↓
数据库恢复一致

这就是 InnoDB Crash Recovery 的主线。

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18. 一个已经 COMMIT 的事务一定能恢复吗？

这里必须加一个很重要的前提：

取决于 redo 是否真正达到了对应的持久化条件。

默认可靠配置下，事务提交时会保证相应日志持久化。

但 MySQL 存在参数：

innodb_flush_log_at_trx_commit

它会影响事务提交时 redo 的写入和刷盘策略。

如果为了性能使用了更弱的持久化配置，那么：

服务器突然掉电时，最近一小段已经返回 COMMIT 成功的事务仍可能丢失。

MySQL 8.4 官方文档也明确指出，弱化日志刷盘策略可能在崩溃时损失最近的事务；对于需要完整 ACID durability 的场景，应使用可靠的日志同步配置。

所以不能把 Crash Recovery 理解成：

无论怎么配置，只要客户端看到 COMMIT，就绝对永远不会丢。

正确理解是：

Crash Recovery 能恢复已经可靠持久化到 redo 中的信息；持久性本身还受到日志刷盘配置影响。

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19. 两阶段提交在 Crash Recovery 时又怎么发挥作用？

前面讲 UPDATE 时，我们学过：

InnoDB PREPARE
       ↓
写 binlog
       ↓
InnoDB COMMIT

现在考虑最危险的情况：

InnoDB PREPARE
       ↓
binlog 已经成功
       ↓
💥 Crash
       ↓
InnoDB 还没完成最终 COMMIT

重启以后怎么办？

不能简单看到：

PREPARED

就回滚。

因为 binlog 已经成功写入了这个事务。

MySQL 重启恢复时会检查 binary log 中完整记录的事务 XID，并告诉存储引擎：

prepared transaction

如果 XID 在完整 binlog 中
↓
提交


如果不在
↓
回滚

MySQL 8.4 官方文档明确说明，服务器重启时会扫描最新 binary log 中的事务标识，并让 InnoDB 完成已经成功写入 binlog 的 prepared transaction，从而保证 binlog 和 InnoDB 数据保持一致。

这样上一章的：

两阶段提交

就和这一篇的：

Crash Recovery

真正连起来了。

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20. 所以 binlog 会参与 InnoDB 的页面恢复吗？

不会直接替代 redo。

需要区分两个职责。

redo log：

恢复 InnoDB 数据页。

binlog：

在事务协调场景下，帮助确定某些 PREPARED 事务最终应该 COMMIT 还是 ROLLBACK。

所以：

redo
↓
Page Recovery


binlog
↓
Transaction Commit Coordination

这也是为什么前面我们说：

不能只留下 binlog，然后不要 redo log。

binlog 根本不是 InnoDB 的 Page 级恢复日志。

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21. 那 undo log 会不会把已提交事务回滚掉？

不会。

undo log 本身只是：

提供"如何撤销修改"的信息。

最终到底要不要执行 undo，要看事务状态。

例如：

事务 A：

COMMITTED

那么对应修改应该保留。

不会因为存在 undo 就把它撤销。

而：

事务 B：

Crash 时仍然 ACTIVE

则需要：

undo
↓
ROLLBACK

所以：

undo 是撤销能力，不等于所有修改最终都会被撤销。

这和正常执行：

ROLLBACK;

是同一个道理。

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22. Crash Recovery 完成前 MySQL 一直不能连接吗？

这里实际实现比我们画的简单流程更复杂。

MySQL 官方恢复流程中，redo log application 会在初始化阶段执行，并且是在接受连接之前完成。

但 redo application 之后，InnoDB 会尽可能早地开始接受连接。

例如：

未完成事务的 rollback

可以由后台线程继续执行。

也就是说，实际情况可能是：

redo recovery 完成
       ↓
开始允许新的连接
       ↓
后台继续 rollback 某些旧事务
       ↓
后台继续 purge 等工作

因此如果崩溃前存在一个非常大的未提交事务：

MySQL 虽然可能已经可以提供服务，但后台 rollback 仍然可能持续很长时间。

官方文档也指出，Crash Recovery 中对未完成事务的 rollback 可以在接受新连接后由后台线程继续执行，并且恢复中的事务在 rollback 完成前仍可能导致锁冲突。

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23. 一个超大事务为什么会让恢复很慢？

假设执行：

START TRANSACTION;

UPDATE huge_table
SET status = 1;

一次修改了几千万行。

执行很久以后：

还没有 COMMIT

突然服务器崩溃。

重启以后：

redo
↓
恢复必要页面

接下来发现：

这个超大事务没有提交

那么就必须：

undo
↓
逐步回滚大量修改

显然会很慢。

MySQL 官方甚至说明，大型未完成事务的 rollback 时间可能明显长于事务之前运行的时间。

这也是为什么我们一直强调：

尽量避免超长、超大的事务。

它不仅会：

• 长时间持有锁
• 保留大量 undo 历史
• 影响 MVCC
• 增加日志压力

还可能：

让崩溃后的恢复和 rollback 变得非常慢。

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24. redo 能解决所有磁盘写入损坏问题吗？

不能。

这里再补一个非常重要的概念：

Doublewrite Buffer

假设一个 Page 默认是：

16KB

现在 InnoDB 正准备把整个 Page 写入数据文件：

16KB Page

结果只写了一半：

写了 8KB
↓
突然断电

那么这个 Page 可能变成：

Torn Page

也就是：

页面本身只写了一部分，结构已经损坏。

这和普通的：

整个 Page 还是旧版本

不是一回事。

InnoDB 为这种问题提供了 Doublewrite Buffer。

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25. Doublewrite Buffer 是怎么工作的？

在 Page 真正写到数据文件对应位置之前，InnoDB 会先把 Page 写到：

Doublewrite Buffer

大致：

Dirty Page
    ↓
先写 Doublewrite Buffer
    ↓
确认完成
    ↓
再写真正 data file

如果第二次写真正数据文件时：

写了一半
↓
💥 Crash

恢复时可以从 Doublewrite Buffer 找到一个完整 Page 副本进行修复。

MySQL 8.4 官方文档明确说明，doublewrite buffer 就是用来在 Page 写入中途发生系统、存储或 mysqld 崩溃时，恢复这种 incomplete page write 的。

所以：

redo log 和 Doublewrite Buffer 也不是一回事。

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26. redo 和 Doublewrite 分别解决什么？

可以这样理解。

普通情况：

Page 完整
但是版本比较旧

↓
redo

把缺失修改重做

而 Torn Page：

一个 16KB Page
只写进去一部分

↓
Page 本身已经损坏

↓
Doublewrite Buffer
提供完整 Page 副本

因此：

Doublewrite
↓
先解决 Page 是否完整


redo
↓
再解决 Page 是否包含最新需要恢复的修改

这两个机制配合，Crash Recovery 才更加可靠。

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27. Crash Recovery 的完整流程怎么理解？

可以概括成：

                MySQL Crash
                     ↓
                重新启动
                     ↓
             找到 Tablespace
                     ↓
            找到 Checkpoint LSN
                     ↓
              扫描 redo log
                     ↓
            Redo Log Application
                     ↓
           恢复必要的数据页修改
                     ↓
          处理 PREPARED 事务状态
                     ↓
      binlog / transaction coordinator
        帮助判断最终提交或回滚
                     ↓
           回滚未完成事务
                     ↓
                 undo
                     ↓
           后台继续 purge 等工作
                     ↓
              数据库恢复正常

真实 MySQL 内部还有更多步骤，例如 tablespace discovery、change buffer merge、purge 等，但我们现在最应该掌握的是：

Checkpoint
    ↓
Redo
    ↓
Transaction State
    ↓
Undo

这条主线。MySQL 官方列出的 Crash Recovery 过程也包括 tablespace discovery、redo log application、rollback incomplete transactions、change buffer merge 和 purge 等步骤。

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28. 正常关闭为什么通常不需要这么重的恢复？

如果 MySQL 正常关闭：

正常 Shutdown

InnoDB 有机会完成必要的日志和后台处理。

因此下一次启动通常不需要像异常 Crash 那样处理大量 redo recovery。

InnoDB redo 实现文档也指出，在正常 shutdown 情况下，redo 在逻辑上通常已经不再存在需要从 checkpoint 之后重新应用的记录；而某些 fast shutdown 模式会把更多恢复工作留到下次启动。

所以：

正常关闭

和：

直接 kill / 断电

不是同一种启动恢复成本。

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29. Crash Recovery 和备份恢复是一回事吗？

不是。

这个也非常重要。

Crash Recovery：

数据库自己发生异常宕机以后，利用 redo、undo 等机制恢复当前数据库。

例如：

服务器突然断电
↓
重启 MySQL
↓
InnoDB 自动 Crash Recovery

而：

Backup Recovery

或者：

Point-In-Time Recovery

解决的是：

数据文件真的丢了、磁盘损坏了，或者用户误删数据以后怎么办？

例如：

DROP TABLE important_table;

这是一个正常执行并提交成功的操作。

Crash Recovery 不会说：

"这是误操作，我帮你撤销。"

因为从数据库角度：

事务正常执行
正常提交

它没有崩溃一致性问题。

这种情况需要：

Backup
+
binlog
↓
PITR

恢复。

所以：

Crash Recovery
≠
Backup Recovery

这是两套不同的问题。

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30. redo log、undo log、binlog 怎么区分？

redo log 属于 InnoDB。

核心作用：

Crash Recovery

主要解决：

应该存在的 Page 修改还没完整写入数据文件怎么办？

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undo log 属于 InnoDB。

核心作用：

ROLLBACK + MVCC

在 Crash Recovery 中主要解决：

未提交事务的修改已经进入数据页怎么办？

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binlog 属于 MySQL Server。

核心作用：

Replication + PITR

同时在 InnoDB 两阶段提交恢复中，还可以帮助：

判断某些 PREPARED 事务最终应该提交还是回滚。

所以：

redo
↓
重做


undo
↓
撤销


binlog
↓
记录事务的数据变化

三个日志各有职责。

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