mysql update语句的执行过程详解

以前有过一篇关于MySQL查询语句的执行过程，这里总结一下update语句的执行过程。由于update涉及到数据的修改，所以，很容易推断，update语句比select语句会更复杂一些。

1，准备

创建一张test表

CREATE TABLE `test` (
 `id` int(11) NOT NULL AUTO_INCREMENT,
 `c` int(11) NOT NULL DEFAULT '0' COMMENT '数值',
 PRIMARY KEY (`id`)
) ENGINE=InnoDB DEFAULT CHARSET=utf8 COMMENT='测试表';

插入三条数据

INSERT INTO `test` (`c`) VALUES (1), (2), (3);

2，测试

加入我要把第一条数据的 c 值 加 1，则

UPDATE `test` SET `c` = `c` + 1 WHERE `id` = 1;

按照我们平常的思路，就是找出这条记录，把它的值改好，保存就OK了。

但我们追究一下细节，由于涉及到修改数据，所以涉及到日志了。

3 操作顺序

3.1 查找记录：执行器先找引擎取id=1这一行。ID是主键，引擎直接用树搜索找到这一行。如果id=1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；

3.2 执行器拿到引擎返回的行数据，把num改为2，得到新的一行数据，再调用引擎接口写入这行新数据；

3.3 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；

3.4 引擎告知执行器，我执行完成了，你随时可以调我的接口提交事务了；

3.5 执行器生成这个操作的binlog，并把binlog写入磁盘。

3.6 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。

binlog是MySQL内部实现二阶段提交的协调者，它为每个事务分配一个事务ID: XID
一阶段：
开启事务，redo log 和 undo log已经记录了对应的日志，此时事务状态为prepare
二阶段：

binlog 完成write和fsync后，成功，事务一定提交了，否则事务回滚 发送commit，清除undo信息，刷redo，设置事务状态为completed
  4, 两种日志 4.1 重做日志 redo log

redo log 通常是物理日志，记录的是数据页的物理修改，而不是某一行或某几行修改成怎样怎样，它用来恢复提交后的物理数据页(恢复数据页，且只能恢复到最后一次提交的位置)。

一般更新会有如下做法：

直接查询原始数据，立马更新； 先找个临时记事本，做下记录，等不忙的时候/结算时候进行核算更新。

第一种做法在高并发IO的情况下非常的不容乐观。所以一般都会采用第二种方式。

同样在MySQL里存在这样的一个问题，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的设计者就用了redo log的思路来提升更新效率。

临时记事本和原始数据进行操作的整个过程，也是对应MySQL里经常说到的WAL(预写式日志)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。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（记事本）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，将这个记事本里的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。

问题：redo log（记事本）写满如何解决？
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“记事本”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“记事本”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“粉板”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。

4.2 归档日志 binlog

MySQL整体来看，其实就有两块：一块是Server层，它主要做的是MySQL功能层面的事情；还有一块是引擎层，负责存储相关的具体事宜。上面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）。

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。

这两种日志有以下三点不同。

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。

5 两阶段提交

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

5.1 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。

binlog会记录所有的逻辑操作，并且是采用“追加写”的形式。如果你的DBA承诺说半个月内可以恢复，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，也可以是一周一备。

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。

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”。这里不妨用反证法来进行解释。

5.2 如果不用两阶段提交

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。

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，当前ID=1的行，字段c的值是1。

5.2.1 先写redo log，后写binlog

假设在redo log写完了，但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2。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，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1，与原库的值不同。

5.2.2 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1。但是binlog里面已经记录了“把c从1改成2”这个日志。所以，在之后用binlog来恢复的时候，恢复出来的临时库中的这一行c值就是2，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。

其实不只是误操作后需要用这个过程来恢复数据。当需要扩容的时候，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。

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。

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。

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