一条更新语句的执行流程

事实上，更新语句和查询语句在执行流程上并没有什么大的不同，依旧会走一遍Server 层的各个组件。
下面，我以一条简单的 SQL update T set c=c+1 where ID=2; 为例：

依旧是客户端通过连接器连接MySQL
连接器做身份认证和权限信息管理
更新语句会将目标表 T 在查询缓存中的缓存全部清空
分析器做词法、语法、语义分析
优化器优化 SQL 执行效率
执行器负责执行

大致上的流程就是这样子，但是更新语句和查询语句最主要的区别还是在于两个日志系统 redo log（重做日志）和 bin log（归档日志）。

redo log

简介

总所周知，MySQL（InnoDB）并不是像 Rddis 那样的内存型数据库，它的数据文件都是存储在硬盘上的，而且每次 MySQL 的从硬盘中获取都是获取整个内存页（默认16kb），那么就存在一个问题，如果每一次的操作都需要先在磁盘中找到对应的记录，然后再更新，整个过程的IO 成本、查找成本都很高。为了解决这个问题，MySQL 提供了一种 WAL（Write-Ahead Logging）技术，它的关键点在于先写日志，再批量写入磁盘。
具体来讲，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。
redo log 是 InnoDB 特有的日志文件。

数据结构

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 redo log 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 redo log 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。

bin log

简介

redo log 是 InnoDB 专有的日志，但是从MySQL 的逻辑架构可知，MySQL主要分为 Server 层和存储引擎层，那么Server 有没有自己专属的日志呢？当然是有的，这就是我们接下来要介绍的——bin log。
那么为什么MySQL会出现两个日志呢？因为最开始 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。

bin log 和 redo log 的区别

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；
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，有两种模式， row 模式会记录行的内容（更新前和更新后），statement 格式会记录 sql 语句；
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。

Update 语句会对日志做什么操作
依旧是以 update T set c=c+1 where ID=2; 这一条SQL为例：
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。

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。可以看到将信息写入 redo log 的过程分为了两个阶段：prepare 和 commit，这就是redo log 的两阶段提交。

两阶段提交

两阶段提交存在的目的是为了保证两个日志之间的逻辑一致。
换句话说，如果我们不采用两阶段提交会发生什么情况？依旧以 update T set c=c+1 where ID=2; 这一条SQL为例：
如果先保存 bin log，再保存 redo log：假设在保存完 bin log 之后数据库发生 crash，那么由于redo log 还没有写，对应的事务也没有提交，因此在原数据库中 c 这一行还是原来的值 N，但是如果使用 bin log 来恢复数据就不一样了，回复过后的数据库中 c 的值应该是 N + 1；
如果先保存 redo log，再保存 bin log：假设值保存完redo log 之后数据库发生 crash，由于redo log 已经写入，事务也已经提交，因此，原数据库中 c 的值应该是 N + 1，而使用 bin log 恢复数据之后，恢复后的数据库中 c 的值应该是 N。
综上所述，如果不使用两阶段提交，MySQL无法保证在 crash 场景下 redo log 和bin log 的一致性问题，那么两阶段提交是怎么保证这两个日志的一致性问题的呢？
首先比较重要的一点，在写入 redo log 之前，会顺便记录XID，即当前事务id。在写入binlog时，也会写入XID。因此存在以下三种情况：

如果在写入redo log之前崩溃，那么此时redo log与binlog中都没有，是一致的情况，崩溃也无所谓。
如果在写入redo log prepare阶段后立马崩溃，之后会在崩恢复时，由于redo log没有被标记为commit。于是拿着redo log中的XID去bin log中查找，此时肯定是找不到的，那么执行回滚操作。
如果在写入bin log后立马崩溃，在恢复时，由redo log中的XID可以找到对应的bin log，这个时候直接提交即可。

总的来说，在崩溃恢复后，只要 redo log不是处于commit阶段，那么就拿着redo log中的XID去bin log中寻找，找得到就提交，否则就回滚。在这样的机制下，两阶段提交能在崩溃恢复时，能够对提交中断的事务进行补偿，来确保redo log与binlog的数据一致性。
两阶段提交的必要性
也许有人会说，这个概率是不是很低，平时也没有什么动不动就需要恢复临时库的场景呀？
但是其实不是的，不只是误操作后需要用这个过程来恢复数据。当你需要扩容的时候，也就是需要再多搭建一些备库来增加系统的读能力的时候，现在常见的做法也是用全量备份加上应用 binlog 来实现的，这个“不一致”就会导致你的线上出现主从数据库不一致的情况。

小结

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。这个参数我也建议你设置成 1，这样可以保证 MySQL 异常重启之后 binlog 不丢失。

redo log 和 bin log