MySQL笔记（6）-- SQL更新语句日志系统流程

一、背景

　　在上一篇【MySQL笔记（5）-- SQL执行流程，MySQL体系结构】中讲述了select查询语句在MySQL体系中的运行流程，从连接器开始，到分析器、优化器、执行器等，最后到达存储引擎。那么对于update更新语句来说对应的流程又是怎样的呢，今天我们来探讨下更新跟查询之间的区别。

二、更新语句的执行流程

当我们创建一张表时：

create table T(ID int primary key,c int);

如果这张表在创建完后插入了一些数据，现在要对一条数据执行更新操作：

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

它在MySQL服务端中执行的流程还是跟查询一样，如图所示：

　　我们前面说了，在执行更新操作时，会去缓冲器把跟这个表T有关的缓存结果全部清空，这也是一般不推荐使用查询缓存的原因，如果这个表只会进行查询操作，那可以使用。

　　连接成功后，分析器会通过词法和语法解析知道这是一条更新语句，优化器决定使用ID这个索引，然后执行器找到这一行，对数据进行更新。与查询流程不一样的是，更新流程涉及到了两个重要的日志模块，分别是redo log(重做日志)和binlog(归档日志)，这两个模块也就是支撑我们可以对MySQL数据进行恢复的基石，就好像我们可以使MySQL恢复到半个月内任意一秒的状态。

三、日志模块

1、redo log重做日志

　　官方的解释说明：The redo log is a disk-based data structure used during crash recovery to correct data written by incomplete transactions. During normal operations, the redo log encodes requests to change table data that result from SQL statements or low-level API calls. Modifications that did not finish updating the data files before an unexpected shutdown are replayed automatically during initialization, and before the connections are accepted.重做日志是基于磁盘的数据结构，在崩溃恢复期间用于纠正不完整事务写入的数据。在正常操作期间，重做日志对改变表数据的SQL的预处理请求或低级API的调用请求进行编码。在初始化期间或接受连接之前，会自动执行在意外关闭之前而未完成的数据文件更新的修改。也就是说当在对数据文件进行更新时，因意外导致MySQL停止服务，在重启MySQL后会自动继续关闭前的操作。

　　有这样一个故事，一个开酒店的掌柜他有一个粉板，专门用来记录客人的赊账记录。如果赊账的人不多，那么可以把全部的赊账人名和账目写在粉板上，但如果赊账的人太多了，粉板写不下去，那他需要一个专门记录赊账的账本。如果有人要赊账或还账，掌柜有两种做法：

一种是把账本翻出来找到对应的记录，把这次赊的账加上去或扣除掉；
另一种是先在粉板上记录下来，等打烊后把账本翻出来核算处理；

　　如果是在生意红火比如午餐或晚餐时间，掌柜的一定选择第二种，比较方便，因为第一种太麻烦了，需要一个个去账本翻，太费时间了。同样对于MySQL来说，如果每次更新操作都写入磁盘，然后磁盘查找对应的记录，然后再更新，整个过程IO成本、查找成本、时间成本都很高。为了解决这个问题，MySQL设计者就引入了类似粉板的思路来提升更新效率。

　　粉板和账本配合的整个过程，就是MySQL的WAL（Write-Ahead Logging)，即先写日志，再写磁盘。具体来说，当一条记录需要更新时，InnoDB引擎会先记录写到redo log(粉板)里面，并更新内存，这个时候更新就完成了。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。

　　如果今天赊账的不多，可以等到空闲的时候整理，但如果赊账太多，粉板写满了，这个时候掌柜只能停下手中的活，把粉板中的一部分记录更新到账本中，然后把这些记录从粉板中擦除，为新记录腾出空间。于此类似，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，那么这个”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（ib-logfile-3）末尾后就回到0号文件开头。check point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check point之间的是”粉板“还空着的部分，表示可以用来记录新的操作。如果write pos追上check point，表示”粉板“满了，这时候不能再执行新的更新，而是停下来先擦掉一些记录，把check point推进一下。

　　有了redo log后，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。

2、binlog重要的日志模块

　　前面说过，MySQL整体有两块：一块是Server层做MySQL功能层面的事情，另一块是引擎层，负责存储相关的事情，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).

　　你一定奇怪为什么会有两份日志呢？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能力，binlog日志只能用于归档，而InnoDB是以插件形式引入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--redo log来实现crash-safe能力。

　　这两种日志有以下的区别：

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，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“；
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；

　　有了对这两个日志的理解，我们再来看看执行器和InnoDB引擎在执行这个简单的update语句时的内部流程：

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，需要从磁盘中读入到内存，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。

　　下面是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，这其实就是“两阶段提交”。

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，需要从前面一个问题说起：前面说过可以使MySQL恢复到半个月内任意一秒的状态，这是怎么做到的呢？

　　前面说过，binlog会记录所有的逻辑操作，并且采用“追加写”的形式，如果你的MySQL可以半个月内恢复，那么备份系统中一定会保存最近半个月的所有binlog，同时系统会定期做整库备份。这里的“定期”取决于系统的重要性，可以是一天一备，页可以是一周一备。

　　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，那么你可以这么做：

首先，找到最近的一次全量备份，然后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。

　　那么为什么日志需要“两阶段提交”呢？我们从反证法来进行解释：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。我们来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？

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binlog里面就没有记录这个语句。因此，之后备份日志时，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，导致临时库少了一次更新，恢复回来的这一行c的值是0，跟原库的值不一致。
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的值是1，与原库的值不一致。

　　可以看到，如果没有“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？

　　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，现在常见的做法就是用全量备份加上应用binlog来实现的，这个“不一致”就会导致你的主从数据库不一致的情况。

　　简单来说，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。

　　redo log用于保证crash-safe能力，innodb_flush_log_at_trx_commit这个参数设置成1是，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异常重启后数据不丢失。

　　sync_binlog这个参数设置为1时，表示每次事务的binlog都持久化到磁盘，这个参数也建议设置为1，这样可以保证MySQL异常重启后binlog不丢失。

讨论：

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？

答案：

好处是“最长恢复时间”更短。

在一天一备的模式里，最坏情况下需要应用一天的 binlog。比如，你每天 0 点做一次全量备份，而要恢复出一个到昨天晚上 23 点的备份。系统的对应指标就是 RTO（恢复目标时间）。当然这个是有成本的，因为更频繁全量备份需要消耗更多存储空间，所以这个 RTO 是成本换来的，就需要你根据业务重要性来评估了。