(转)一条SQL更新语句是如何执行的
名词
- MySQL 里经常说到的 WAL 技术,Write-Ahead Logging 第一个日志模块 redo log 也叫日志重写,是InnoDB 引擎特有的日志
- write pos and checkpoint
- crash-safe
- 另外一个日志模块binlog 归档日志,是server(功能层面)具有的日志 ## 参数
- innodb_flush_log_at_trx_commit redo log 用于保证 crash-safe 能力,innodb_flush_log_at_trx_commit=1,表示 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,不会丢失数据
- sync_binlog 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,binlog日志不会丢失
执行update语句,innodb引擎干了什么
- prepare阶段
- 写binlog
- commit 阶段
当在2之前崩溃时,
重启恢复:后发现没有commit,回滚。备份恢复:没有binlog,两个log数据一致
当在3之前崩溃时,
重启恢复:虽没有commit,但满足prepare和binlog完整,所以重启后会自动commit。备份:有binlog,两个log数据 一致。
总结:一个事务正常执行是要commit 才算完,但是崩溃恢复过程的话,可以接受“redolog prepare 并且binlog完整” 的情况。
完整的一次update,数据库都干了什么
- 首先客户端通过tcp/ip发送一条sql语句到server层的SQL interface
- SQL interface接到该请求后,先对该条语句进行解析,验证权限是否匹配SQL interface接到该请求后,先对该条语句进行解析,验证权限是否匹配
- 验证通过以后,分析器会对该语句分析,是否语法有错误等验证通过以后,分析器会对该语句分析,是否语法有错误等
- 接下来是优化器器生成相应的执行计划,选择最优的执行计划接下来是优化器器生成相应的执行计划,选择最优的执行计划
- 之后会是执行器根据执行计划执行这条语句。在这一步会去open table,如果该table上有MDL,则等待。 如果没有,则加在该表上加短暂的MDL(S)之后会是执行器根据执行计划执行这条语句。在这一步会去open table,如果该table上有MDL,则等待。 如果没有,则加在该表上加短暂的MDL(S) (如果opend_table太大,表明open_table_cache太小。需要不停的去打开frm文件)
- 进入到引擎层,首先会去innodb_buffer_pool里的data dictionary(元数据信息)得到表信息进入到引擎层,首先会去innodb_buffer_pool里的data dictionary(元数据信息)得到表信息
- 通过元数据信息,去lock info里查出是否会有相关的锁信息,并把这条update语句需要的 锁信息写入到lock info里(锁这里还有待补充)通过元数据信息,去lock info里查出是否会有相关的锁信息,并把这条update语句需要的 锁信息写入到lock info里(锁这里还有待补充)
- 然后涉及到的老数据通过快照的方式存储到innodb_buffer_pool里的undo page里,并且记录undo log修改的redo (如果data page里有就直接载入到undo然后涉及到的老数据通过快照的方式存储到innodb_buffer_pool里的undo page里,并且记录undo log修改的redo (如果data page里有就直接载入到undo page里,如果没有,则需要去磁盘里取出相应page的数据,载入到undo page里)
- 在innodb_buffer_pool的data page做update操作。并把操作的物理数据页修改记录到redo log buffer里 由于update这个事务会涉及到多个页面的修改,所以redo log buffer里会记录多条页面的修改信息。在innodb_buffer_pool的data page做update操作。并把操作的物理数据页修改记录到redo log buffer里 由于update这个事务会涉及到多个页面的修改,所以redo log buffer里会记录多条页面的修改信息。因为group commit的原因,这次事务所产生的redo log buffer可能会跟随其它事务一同flush并且sync到磁盘上
- 同时修改的信息,会按照event的格式,记录到binlog_cache中。(这里注意binlog_cache_size是transaction级别的,不是session级别的参数, 同时修改的信息,会按照event的格式,记录到binlog_cache中。(这里注意binlog_cache_size是transaction级别的,不是session级别的参数,一旦commit之后,dump线程会从binlog_cache里把event主动发送给slave的I/O线程)
- 之后把这条sql,需要在二级索引上做的修改,写入到change buffer page,等到下次有其他sql需要读取该二级索引时,再去与二级索引做merge之后把这条sql,需要在二级索引上做的修改,写入到change buffer page,等到下次有其他sql需要读取该二级索引时,再去与二级索引做merge(随机I/O变为顺序I/O,但是由于现在的磁盘都是SSD,所以对于寻址来说,随机I/O和顺序I/O差距不大)
- 此时update语句已经完成,需要commit或者rollback。这里讨论commit的情况,并且双1此时update语句已经完成,需要commit或者rollback。这里讨论commit的情况,并且双1
- commit操作,由于存储引擎层与server层之间采用的是内部XA(保证两个事务的一致性,这里主要保证redo log和binlog的原子性), 所以提交分为prepare阶段与commit阶段commit操作,由于存储引擎层与server层之间采用的是内部XA(保证两个事务的一致性,这里主要保证redo log和binlog的原子性), 所以提交分为prepare阶段与commit阶段
- prepare阶段,将事务的xid写入,将binlog_cache里的进行flush以及sync操作(大事务的话这步非常耗时)prepare阶段,将事务的xid写入,将binlog_cache里的进行flush以及sync操作(大事务的话这步非常耗时)
- commit阶段,由于之前该事务产生的redo log已经sync到磁盘了。所以这步只是在redo log里标记commitcommit阶段,由于之前该事务产生的redo log已经sync到磁盘了。所以这步只是在redo log里标记commit
- 当binlog和redo log都已经落盘以后,如果触发了刷新脏页的操作,先把该脏页复制到doublewrite buffer里,把doublewrite buffer里的刷新到共享表空间,然后才是通过page cleaner线程把脏页写入到磁盘中.当binlog和redo log都已经落盘以后,如果触发了刷新脏页的操作,先把该脏页复制到doublewrite buffer里,把doublewrite buffer里的刷新到共享表空间,然后才是通过page cleaner线程把脏页写入到磁盘中
参考地址:https://blog.csdn.net/weixin_39602697/article/details/84863292
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