MySQL数据库详解（二）执行SQL更新时,其底层经历了哪些操做?

​ 前面咱们系统了解了一个查询语句的执行流程，并介绍了执行过程当中涉及的处理模块。相信你还记得，一条查询语句的执行过程通常是通过链接器、分析器、优化器、执行器等功能模块，最后到达存储引擎。

那么，一条更新语句的执行流程又是怎样的呢？以前你可能常常听 DBA 同事说，MySQL 能够恢复到半个月内任意一秒的状态，惊叹的同时，你是否是心中也会难免会好奇，这是怎样作到的呢？

咱们仍是从一个表的一条更新语句提及，下面是这个表的建立语句，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
    );

若是要将 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;

首先，能够肯定的说，查询语句的那一套流程，更新语句也是一样会走一遍。

你执行语句前要先链接数据库，这是链接器的工做。

前面咱们说过，在一个表上有更新的时候，跟这个表有关的查询缓存会失效，因此这条语句就会把表 T 上全部缓存结果都清空。这也就是咱们通常不建议使用查询缓存的缘由。

接下来，分析器会经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。而后，执行器负责具体执行，找到这一行，而后更新。

与查询流程不同的是，更新流程还涉及两个重要的日志模块，它们正是咱们今天要讨论的主角：redo log（重作日志）和 binlog（归档日志）。若是接触 MySQL，那这两个词确定是绕不过的，我后面的内容里也会不断地和你强调。不过话说回来，redo log 和 binlog 在设计上有不少有意思的地方，这些设计思路也能够用到你本身的程序里。

重要的日志模块：redo log

不知道你还记不记得《孔乙己》这篇文章，酒店掌柜有一个粉板，专门用来记录客人的赊帐记录。若是赊帐的人很少，那么他能够把顾客名和帐目写在板上。但若是赊帐的人多了，粉板总会有记不下的时候，这个时候掌柜必定还有一个专门记录赊帐的帐本。

若是有人要赊帐或者还帐的话，掌柜通常有两种作法：
一种作法是直接把帐本翻出来，把此次赊的帐加上去或者扣除掉；另外一种作法是先在粉板上记下此次的帐，等打烊之后再把帐本翻出来核算。

在生意红火柜台很忙时，掌柜必定会选择后者，由于前者操做实在是太麻烦了。首先，你得找到这我的的赊帐总额那条记录。你想一想，密密麻麻几十页，掌柜要找到那个名字，可能还得带上老花镜慢慢找，找到以后再拿出算盘计算，最后再将结果写回到帐本上。

这整个过程想一想都麻烦。相比之下，仍是先在粉板上记一下方便。你想一想，若是掌柜没有粉板的帮助，每次记帐都得翻帐本，效率是否是低得让人难以忍受？

一样，在 MySQL 里也有这个问题，若是每一次的更新操做都须要写进磁盘，而后磁盘也要找到对应的那条记录，而后再更新，整个过程 IO 成本、查找成本都很高。为了解决这个问题，MySQL 的设计者就用了相似酒店掌柜粉板的思路来提高更新效率。

而粉板和帐本配合的整个过程，其实就是 MySQL 里常常说到的 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，等不忙的时候再写帐本。

具体来讲，当有一条记录须要更新的时候，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，将这个操做记录更新到磁盘里面，而这个更新每每是在系统比较空闲的时候作，这就像打烊之后掌柜作的事。

若是今天赊帐的很少，掌柜能够等打烊后再整理。但若是某天赊帐的特别多，粉板写满了，又怎么办呢？这个时候掌柜只好放下手中的活儿，把粉板中的一部分赊帐记录更新到帐本中，而后把这些记录从粉板上擦掉，为记新帐腾出空间。

与此相似，InnoDB 的 redo log 是固定大小的，好比能够配置为一组 4 个文件，每一个文件的大小是 1GB，那么这块“粉板”总共就能够记录 4GB 的操做。从头开始写，写到末尾就又回到开头循环写，以下面这个图所示。

wirte 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，也是日后推移而且循环的，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，能够用来记录新的操做。若是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 推动一下。

有了 redo log，InnoDB 就能够保证即便数据库发生异常重启，以前提交的记录都不会丢失，这个能力称为crash-safe。

要理解 crash-safe 这个概念，能够想一想咱们前面赊帐记录的例子。只要赊帐记录记在了粉板上或写在了帐本上，以后即便掌柜忘记了，好比忽然停业几天，恢复生意后依然能够经过帐本和粉板上的数据明确赊帐帐目。

重要的日志模块：binlog

前面咱们讲过，MySQL 总体来看，其实就有两块：一块是 Server 层，它主要作的是 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。上面咱们聊到的粉板 redo log 是 InnoDB 引擎特有的日志，而 Server 层也有本身的日志，称为 binlog（归档日志）。我想你确定会问，为何会有两份日志呢？

由于最开始 MySQL 里并无 InnoDB 引擎。MySQL 自带的引擎是 MyISAM，可是 MyISAM没有 crash-safe 的能力，binlog 日志只能用于归档。而 InnoDB 是另外一个公司以插件形式引入MySQL 的，既然只依靠 binlog 是没有 crash-safe 能力的，因此 InnoDB 使用另一套日志系统——也就是 redo log 来实现 crash-safe 能力。

这两种日志有如下三点不一样。

1. redo log 是 InnoDB 引擎特有的；binlog 是 MySQL 的 Server 层实现的，全部引擎均可以使用。
2. redo log 是物理日志，记录的是“在某个数据页上作了什么修改”；binlog 是逻辑日志，记录的是这个语句的原始逻辑，好比“给 ID=2 这一行的 c 字段加 1 ”。
3. redo log 是循环写的，空间固定会用完；binlog 是能够追加写入的。“追加写”是指binlog 文件写到必定大小后会切换到下一个，并不会覆盖之前的日志。有了对这两个日志的概念性理解，咱们再来看执行器和 InnoDB 引擎在执行这个简单的 update语句时的内部流程。
4. 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。若是 ID=2这一行所在的数据页原本就在内存中，就直接返回给执行器；不然，须要先从磁盘读入内存，而后再返回。
5. 执行器拿到引擎给的行数据，把这个值加上 1，好比原来是 N，如今就是 N+1，获得新的一行数据，再调用引擎接口写入这行新数据。
6. 引擎将这行新数据更新到内存中，同时将这个更新操做记录到 redo log 里面，此时 redolog 处于 prepare 状态。而后告知执行器执行完成了，随时能够提交事务。
7. 执行器生成这个操做的 binlog，并把 binlog 写入磁盘。
8. 执行器调用引擎的提交事务接口，引擎把刚刚写入的 redo log 改为提交（commit）状态，更新完成。这里我给出这个 update 语句的执行流程图，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。

你可能注意到了，最后三步看上去有点“绕”，将 redo log 的写入拆成了两个步骤：prepare 和 commit，这就是"两阶段提交"。

两阶段提交

为何必须有“两阶段提交”呢？这是为了让两份日志之间的逻辑一致。要说明这个问题，咱们得从文章开头的那个问题提及：怎样让数据库恢复到半个月内任意一秒的状态？

前面咱们说过了，binlog 会记录全部的逻辑操做，而且是采用“追加写”的形式。若是你的DBA 承诺说半个月内能够恢复，那么备份系统中必定会保存最近半个月的全部 binlog，同时系统会按期作整库备份。这里的“按期”取决于系统的重要性，能够是一天一备，也能够是一周一备。

当须要恢复到指定的某一秒时，好比某天下午两点发现中午十二点有一次误删表，须要找回数据，那你能够这么作：
首先，找到最近的一次全量备份，若是你运气好，可能就是昨天晚上的一个备份，从这个备份恢复到临时库；而后，从备份的时间点开始，将备份的 binlog 依次取出来，重放到中午误删表以前的那个时刻。

这样你的临时库就跟误删以前的线上库同样了，而后你能够把表数据从临时库取出来，按须要恢复到线上库去。

好了，说完了数据恢复过程，咱们回来讲说，为何日志须要“两阶段提交”。这里不妨用反证法来进行解释。

因为 redo log 和 binlog 是两个独立的逻辑，若是不用两阶段提交，要么就是先写完 redo log再写 binlog，或者采用反过来的顺序。咱们看看这两种方式会有什么问题。

仍然用前面的 update 语句来作例子。假设当前 ID=2 的行，字段 c 的值是 0，再假设执行update 语句过程当中在写完第一个日志后，第二个日志尚未写完期间发生了 crash，会出现什么状况呢？

1. 先写 redo log 后写 binlog。假设在 redo log 写完，binlog 尚未写完的时候，MySQL进程异常重启。因为咱们前面说过的，redo log 写完以后，系统即便崩溃，仍然可以把数据恢复回来，因此恢复后这一行 c 的值是 1。可是因为 binlog 没写完就 crash 了，这时候 binlog 里面就没有记录这个语句。所以，以后备份日志的时候，存起来的 binlog 里面就没有这条语句。而后你会发现，若是须要用这个 binlog 来恢复临时库的话，因为这个语句的 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，与原库的值不一样。
2. 先写 binlog 后写 redo log。若是在 binlog 写完以后 crash，因为 redo log 还没写，崩溃恢复之后这个事务无效，因此这一行 c 的值是 0。可是 binlog 里面已经记录了“把 c 从 0 改为 1”这个日志。因此，在以后用 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，与原库的值不一样。
3. 能够看到，若是不使用“两阶段提交”，那么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。
   你可能会说，这个几率是否是很低，平时也没有什么动不动就须要恢复临时库的场景呀？其实不是的，不仅是误操做后须要用这个过程来恢复数据。当你须要扩容的时候，也就是须要再多搭建一些备库来增长系统的读能力的时候，如今常见的作法也是用全量备份加上应用 binlog来实现的，这个“不一致”就会致使你的线上出现主从数据库不一致的状况。简单说，redo log 和 binlog 均可以用于表示事务的提交状态，而两阶段提交就是让这两个状态保持逻辑上的一致。

小结

今天，我介绍了 MySQL 里面最重要的两个日志，即物理日志 redo log 和逻辑日志 binlog。redo log 用于保证 crash-safe 能力。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。这个参数我建议你设置成 1，这样能够保证 MySQL 异常重启以后数据不丢失。

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。这个参数我也建议你设置成 1，这样能够保证 MySQL 异常重启以后 binlog 不丢失。

我还跟你介绍了与 MySQL 日志系统密切相关的“两阶段提交”。两阶段提交是跨系统维持数据逻辑一致性时经常使用的一个方案，即便你不作数据库内核开发，平常开发中也有可能会用到。文章的最后，我给你留一个思考题吧。前面我说到按期全量备份的周期“取决于系统重要性，有的是一天一备，有的是一周一备”。那么在什么场景下，一天一备会比一周一备更有优点呢？或者说，它影响了这个数据库系统的哪一个指标？