一条SQL更新语句如何执行

# 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，更新语句也是同样会走一遍。

  前面我们说过，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，所以这条语句就会把表 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）
 执行器和 InnoDB 引擎在执行这个简单的 update 语句时的内部流程。

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。
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。

 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"。

预写式日志（Write-Ahead Logging (WAL)）

 WAL 的中心思想是对数据文件的修改（它们是表和索引的载体）必须是只能发生在这些修改已经记录了日志之后， 也就是说，在描述这些变化的日志记录冲刷到永久存储器之后。 如果我们遵循这个过程，那么我们就不需要在每次事务提交的时候都把数据页冲刷到磁盘，因为我们知道在出现崩溃的情况下， 我们可以用日志来恢复数据库：任何尚未附加到数据页的记录都将先从日志记录中重做（这叫向前滚动恢复，也叫做 REDO）。
 使用 WAL 的第一个主要的好处就是显著地减少了磁盘写的次数。 因为在日志提交的时候只有日志文件需要冲刷到磁盘；而不是事务修改的所有数据文件。 在多用户环境里，许多事务的提交可以用日志文件的一次 fsync() 来完成。而且，日志文件是顺序写的， 因此同步日志的开销要远比同步数据页的开销要小。 这一点对于许多小事务修改数据存储的许多不同的位置更是如此。
 另外一个好处就是数据页的完整性。实际情况是，在 WAL 之前，PostgreSQL 从来不能保证在崩溃的情况下数据页的完整性。 在 WAL 之前，在写的过程中的任何崩溃都可能导致。

重要的日志模块：redo log

 redo log 是 InnoDB 引擎特有的日志。
 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”。
 crash-safe = 两阶段提交 + 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 的设计者引入了 redo log 日志模块。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。
 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。
 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，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 之间的是空着的部分，可以用来记录新的操作。如果 write pos 追上 checkpoint，表示满了，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。
 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。这个参数建议设置成 1，这样可以保证 MySQL 异常重启之后数据不丢失。

重要的日志模块：binlog

 Server 层也有自己的日志，称为 binlog（归档日志）。
 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（包括两条：更新前和更新后）

 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。这个参数建议设置成 1，这样可以保证 MySQL 异常重启之后 binlog 不丢失。

为什么会有两份日志呢？
 最开始 MySQL 里并没有 InnoDB 引擎。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。而 InnoDB 是另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，所以 InnoDB 使用另外一套日志系统——也就是 redo log 来实现 crash-safe 能力。

redo log 和 binlog区别？

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 ”。
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。

两阶段提交

 两段式提交可以保证：让数据库恢复到指定时间段内任意一秒的状态。

恢复数据流程
 当需要恢复到指定的某一秒时，比如某天下午两点发现中午十二点有一次误删表，需要找回数据，那你可以这么做：

* 首先，找到最近的一次全量备份，如果你运气好，可能就是昨天晚上的一个备份，从这个备份恢复到临时库；
* 然后，从备份的时间点开始，将备份的 binlog 依次取出来，重放到中午误删表之前的那个时刻。

 这样你的临时库就跟误删之前的线上库一样了，然后你可以把表数据从临时库取出来，按需要恢复到线上库去。

为什么日志需要“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。
 仍然用前面的 update 语句来做例子。假设当前 ID=2 的行，字段 c 的值是 0。

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，会出现什么情况呢？

• 先写 redo log 后写 binlog：假设在 redo log 写完，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。
• 先写 binlog 后写 redo log：如果在 binlog 写完之后 crash，由于 redo log 还没写，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。

 可以看到，如果不使用“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。
 简单说，redo log 和 binlog 都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。

“两阶段提交”如何解决 crash问题？

1. prepare阶段 (redo log)
2. 写binlog 
3. commit (redo log) 

 当在2之前崩溃时:重启恢复之后发现没有commit，Rollback(redo log)。binlog中未写 。 数据一致。（备份恢复：没有binlog）
 当在3之前崩溃：重启恢复之后虽没有commit，但满足prepare和binlog完整，所以重启后会自动commit。数据一致。（备份：有binlog）