现有一张表，建表语句如下：
mysql> create table T(ID int primary key, c int);
如果要将 ID=2 这一行的a字段值加 1，SQL语句会这么写：
mysql> update T set c =c +1 where ID = 2;
上面这条sql执行时，分析器会通过词法和语法解析得知这是一条更新语句，优化器决定要使用ID这个索引，然后执行器负责具体执行找到这一行然后更新。
与查询流程不同的是，更新流程会涉及两个重要的日志模块: ：redo log（重做日志）和 binlog（归档日志）
redo log - 记录物理日志，为InnoDB 引擎独有
MySQL 中如果每一次的更新操作都需要写进磁盘，然后磁盘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 的设计者就用了类似过去酒店掌柜使用粉板记账的思路(生意红火柜台很忙时，先把账记到粉板上，待不忙或打烊后再根据粉板和账本记录更新账本)来提升更新效率，这个实现方式其实就是 MySQL 里经常说到的 WAL(Write-Ahead Logging) 技术, 它的关键点就是先写日志，再写磁盘，也就是先写粉板，等不忙的时候再写账本。
即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，并更新内存，这个时候更新就算完成了。
redo log 是固定大小的，比如可以配置为一组 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，如下面这个图所示：
write pos 是当前记录的位置，一边写一边后移，写到第 3 号文件末尾后就回到 0 号文件开头。checkpoint 是当前要擦除的位置，也是往后推移并且循环的，擦除记录前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 write pos 追上 checkpoint，表示“粉板”满了，这时候不能再执行新的更新，得停下来先擦掉一些记录，把checkpoint 推进一下。 redo log 使MySQL 具备了crash-safe的能力。
binlog（归档日志）- Server 层逻辑日志
binlog 日志只能用于归档，其是MySQL 的 Server 层实现，所有引擎都可以使用。
redo log 与 binlog 的不同
- 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。
- 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 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 ”
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，或者采用反过来的顺序，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。
了解完上述知识，回过头来再看本文前述的更新sql，大体执行流程如下：
- 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。
- 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
- 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 里面，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。
- 执行器生成这个操作的 binlog，并把 binlog 写入磁盘。
- 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
执行流程图如下，图中浅色框表示是在 InnoDB 内部执行的，深色框表示是在执行器中执行的。
参数
innodb_flush_log_at_trx_commit 这个参数设置成1 的时候，表示每次事务的 redo log 都直接持久化到磁盘，这样可以保证 MySQL 异常重启之后数据不丢失.
sync_binlog 这个参数设置成 1 的时候，表示每次事务的 binlog 都持久化到磁盘，可以保证 MySQL 异常重启之后binlog不丢失。
