《Mysql》一条SQL更新语句是如何执行的

举个例子：下面是这个表的创建语句，这个表有一个主键 ID和一个整型字段 c：

mysql> create table T(ID int primary key, c int);

如果要将 ID=2 这一行的值加 1，SQL 语句就会这么写：

 mysql> update T set c=c+1 where ID=2;

查询语句的那一套流程（连接器-分析器-优化器-执行器）更新语句也是同样会走一遍。

执行语句前要先连接数据库，这是连接器的工作。在一个表上有更新的时候，跟这个表所有有关的查询缓存都会失效，所以这一条更新语句就会把表 T 上所有缓存结果都清空。这也就是我们一般不建议使用查询缓存的原因。

接下来，分析器会通过词法和语法解析知道这是一条更新语句。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。

与查询流程不一样的是，更新流程还涉及两个重要的日志模块：redo log（重做日志）和 binlog（归档日志）。

重要的日志模块：redo log

如果每一次的更新操作都需要写进磁盘，然后磁盘也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酒店掌柜粉板的思路（先在粉板上记下这次的账，等打烊以后再把账本翻出来核算。）来提升更新效率。

而粉板和账本配合的整个过程，其实就是 MySQL 里经常说到的 WAL 技术，WAL 的全称是 Write-Ahead Logging，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。具体来说，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。同时，InnoDB 引擎会在适当的时候， 将这个操作记录更新到磁盘里面，而这个更新往往是在系统比较空闲的时候做，这就像打烊以后掌柜做的事。

在数据记录不多的时候，InnoDB引擎会在完成所有东西之后再更新到磁盘；但是如果数据很多，redo log 写不下了，这时候会停下来，先把一部分数据更新到内存，为新数据腾出空间。InnoDB 的 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。

有了 redo log，InnoDB 就可以保证即使数据库发生异常重启，之前提交的记录都不会丢失，这个能力称为crash-safe。

重要的日志模块：binlog：

MySQL 整体来看，其实就有两块：一块是 Server 层，它主要做的是 MySQL 功能层面的事情；还有一块是引擎层，负责存储相关的具体事宜。上面我们聊到的粉板 redo log 是 InnoDB 引擎特有的日志，而 Server 层也有自己的日志，称为 binlog（归档日志）。

一开始MySQL 自带的引擎是 MyISAM，但是MyISAM 没有 crash-safe 的能力，binlog 日志只能用于归档。InnoDB使用另外一套日志系统——也就是 redo log 来实现 crash-safe 能力。

两种日志的不同点：

1. redo log 是 InnoDB 引擎特有的；binlog 是 MySQL 的 Server 层实现的，所有引擎都可以使用。

2. 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不是记录数据页“更新之后的状态”，而是记录这个页 “做了什么改动”。

Binlog有两种模式，statement 格式的话是记sql语句， row格式会记录行的内容，记两条，更新前和更新后都有。

3. 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，所以binlog有归档能力，这是redo log不具备的。

执行update内部流程:

1. 执行器先找引擎取 ID=2 这一行。ID 是主键，引擎直接在主键索引树搜索找到这一行。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。

2. 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。

3. 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。

4. 执行器生成这个操作的 binlog，并把 binlog 写入磁盘。

5. 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。

 二阶段提交：

将 redo log 的写入拆成了两个步骤：prepare 和 commit，这就是"两阶段提交"。

binlog 会记录所有的逻辑操作，并且是采用“追加写”的形式。比如承诺说半个月内可以恢复，那么备份系统中一定会保存最近半个月的所有binlog，同时系统会定期做整库备份。

为什么要两阶段提交？这是为了让两份日志之间的逻辑一致。这是为了让两份日志之间的逻辑一致，防止数据库的状态就有可能和用它的日志恢复出来的库状态不一致。在本文这个例子中：假设当前 ID=2 的行，字段 c 的值是 0，再假设执行 update 语句过程中在写完第一个日志后，第二个日志还没有写完期间发生了 crash：

1、先写 redo log 后写 binlog。假设在 redo log 写完（这时候事务提交了），binlog 还没有写完的时候， MySQL 进程异常重启。由于我们前面说过的，redo log 写完之后，系统即使崩溃，仍然能够把数据恢复回来，所以恢复后这一行 c 的值是 1。但是由于 binlog 没写完就 crash 了，这时候 binlog 里面就没有记录这个语句。因此，之后备份日志的时候，存起来的 binlog 里面就没有这条语句。然后你会发现，如果需要用这个 binlog 来恢复临时库的话，由于这个语句的 binlog 丢失，这个临时库就会少了这一次更新，恢复出来的这一行 c 的值就是 0，与原库的值不 同。

2、先写 binlog 后写 redo log。如果在 binlog 写完之后 crash，由于 redo log 还没写（也就是事务还没提交）， 崩溃恢复以后这个事务无效，所以这一行 c 的值是 0。但是 binlog 里面已经记录了“把 c 从 0 改成 1”这个日志。所以，在之后用 binlog 来恢复的时候就多了一个事务出来， 恢复出来的这一行 c 的值就是 1，与原库的值不同。

分为以下三个阶段：1、prepare（redo log记录完整），2、写binlog（binlog完整），3、commit。

如果只完成了阶段1就崩溃，这时候redo log完整而binlog不完整，重启过程中发现没有commit，回滚事务不提交，这时候备份恢复：没有binlog。此时可以保证两个日志一致。

如果完成了阶段一和阶段二的时候崩溃，此时redo log和binlog都已经记录完整，虽没有commit，但满足prepare和binlog完整，所以重启后会自动commit。这时候备份恢复：有binlog。此时可以保证两个日志一致。