前面系统了解了一个查询语句的执行流程：经过连接器、（分析器、优化器、执行器）/ 查询缓存等功能模块，最后到达存储引擎。并介绍了执行过程中涉及的处理模块。

那么，一条更新语句的执行流程又是怎样的呢？

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

  1. 一个表有更新时，跟这个表有关的查询缓存会失效，所该语句会清空表T上所有缓存结果。
  2. 分析器会通过词法/语法解析知道这是一条更新语句。
  3. 优化器决定要使用ID这个索引。
  4. 执行器负责具体执行，找到这一行，然后更新。

与查询不一样的是，更新流程涉及两个重要的日志模块：redo log（重做日志） binlog（归档日志）

重要的日志模块：redo log

若每次更新都写进磁盘，然后磁盘也要找到对应的记录后再更新，整个过程IO / 查找成本都很高。

  • 为了解决这个问题，MySQL的设计者就用了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。
  • 当有一条记录要更新时，InnoDB引擎先把记录写到redo log里，并更新内存，这时更新就算完成了。同时，InnoDB在适当的时候（系统比较空闲的时候），将这个操作记录更新到磁盘。
  • 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）。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。

image.png

  • write pos：当前记录的位置，边写边后移，写到第3号文件末尾后就回到0号文件开头。
  • checkpoint：当前要擦除的位置，往后推移且循环，擦除记录前要把记录更新到数据文件。
  • write pos和checkpoint之间的部分：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。

crash-safe：有了redo log，InnoDB就能保证即使数据库异常重启，之前提交的记录都不会丢失。

要理解crash-safe这个概念，可以想想我们赊账记录的例子。只要赊账记录记在粉板上/写在账本上，之后即使掌柜忘记了/ 突然停业几天，恢复生意后仍能通过账本/粉板的数据明确赊账账目。

重要的日志模块：binlog

MySQL整体有两块：Server层——MySQL功能层面的事情；引擎层——负责存储相关的具体事宜。
上面的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）。

我想你肯定会问，为什么会有两份日志呢？

  • 因为最开始MySQL没有InnoDB引擎（InnoDB是另一个公司以插件形式引入MySQL的）。MySQL自带的MyISAM引擎没有crash-safe的能力，binlog日志只能用于归档。既然只依靠binlog没有crash-safe能力，所以InnoDB就使用redo log日志系统来实现crash-safe能力。

这两种日志有以下三点不同。

  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。

初步理解这两个日志后，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。

  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，把值加上1。得到新一行数据后，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，引擎把刚写入的redo log改成提交 (commit) 状态，更新完成。

这个update语句的执行流程图：浅色框表示在InnoDB内部执行，深色框表示在执行器中执行。

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

image.png
update语句执行流程

两阶段提交

为什么必须有“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，我们得先回答：怎样让数据库恢复到半个月内任意一秒的状态？

前面我们说过了，binlog记录所有逻辑操作，并采用“追加写”的形式。如果DBA承诺说半个月内可以恢复，那么备份系统中一定保存最近半个月的所有binlog。

当需要恢复到指定的某一秒时，比如某天中午12点误删表，需要找回数据，那你能这么做：

  1. 先找到最近的一次全量备份，如果是昨晚的一个备份，把这个备份恢复到临时库；
  2. 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。

这样临时库就跟误删之前的线上库一样了！然后把表数据从临时库取出，按需要恢复到线上库去。

说完了数据恢复过程，我们回来说说，为什么日志需要“两阶段提交”。这里用反证法来解释。

  • 由于redo log和binlog是两个独立的逻辑，如果两阶段提交，那么就是先写完redo log再写binlog，或者顺序反过来。我们看看这两种方式会有什么问题。

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，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，会出现什么情况呢？

  1. 先写redo log后写binlog。 假设在redo log写完，binlog还没写完时，MySQL进程异常重启。 由于redo log写完之后，系统即使崩溃，仍能把数据恢复回来，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binlog里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写完后crash，由于redo log还没写，崩溃恢复后这个事务无效，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来恢复的时候就多出一个事务，恢复出来的这一行c的值就是1，与原库的值不同。

故，当不使用“两阶段提交”，数据库的状态就可能和 用它的日志恢复出来的库的状态 不一致。

不只是误操作后需要用这个过程来恢复数据（库）。当你需要扩容时（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），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。
简单说，redo log和binlog都能表示事务的提交状态，而两阶段提交让这两个状态保持逻辑上的一致。

小结

  • 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。
  • 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常用的一个方案。

思考

前面我说到定期全量备份的周期“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势呢？或者说，它影响了这个数据库系统的哪个指标？