MySQL实战-2 日志系统：一条更新语句是如何执行的？

前一节已经介绍了执行过程中涉及的处理模块。一条查询语句的执行过程是一般经过连接器、分析器、优化器、执行器等功能模块，最后到达存储引擎。
那么，一条更新语句的执行流程又是怎么样的呢？
也许你可能经常听到DBA同事说，MySQL可以恢复到半个月内任意一秒的状态，惊叹的同时，你是不是也会好奇，这是怎么样做到的呢？
我们还是从一个表的一条更新语句说起，下面是这个表的创建语句，这个表有一个主键ID和一个整型字段C：

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

如果要将这ID=2这一行的值增加1，SQL语句就会这么写:

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

前面我有跟你介绍过SQL语句基本的执行链路。

MySQL 逻辑架构图
你想要执行语句，就需要先连接数据库，这是连接器的工作。
前面我们说过，在一个表更新的时候，跟这个表有关的查询缓存会失效，所以这条语句就会把表T上所有缓存结果都清空。这也就是我们一般不建议使用查询缓存的原因。
接下来，分析器会通过词法和语法解析知道这是一条更新语句。优化器决定要使用ID这个索引。然后，执行器负责具体执行，找到这一行，然后更新。
与查询流程不一样的是，更新流程还涉及两个重要的日志模块，它们正是我们今天要讨论的猪脚：redo log(重做日志)和binlog（归档日志）。如果接触MySQL，那这两个词肯定是绕不过的。
重要的日志模块：redo log
MySQL如果没一次更新都需要写进磁盘，然后磁盘也要找到对应的那条记录，然后在更新，整个过程IO成本、查找成本很高。为了解决这个成本高的问题，MySQL就采用了WAL技术（Write-ahead logging），它的关键点就是先写日志，再写磁盘，这样就可以防止忙碌的时候，造成IO输出过高。
具体来说，当有一条记录需要更新的时候，InnoDB引擎就会把记录写到redo log 里面，并更新到内存，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。
如果系统在空闲的时候，可以等到写redo log日志后，在写到内存磁盘。如果系统比较繁忙的时候，这时redo log 日志也写满的时候，这时只能暂停redo log 日志的写入，将redo log 中的部分记录更新到内存磁盘中。然后清除已更新到内存磁盘中的记录，腾出空间为新记录。
与此类似,InnoDB的redo log 是固定大小的，比如可以配置为一组4个文件夹。每个文件的大小为1GB，那么这个redo log 日志文件的总共可以记录4GB的文件。
从头开始写，写到末尾就又回到开头循环写，如下图所示。
redo log 写日志流程
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 日志文件中空着的部分，还可以用来记录新的操作。如果write pos 追上 checkpoint ,表示 redo log 已经满了，这时不能再执行新的更新，得停下来先擦除一些记录，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。
要理解crash-safe这个概念，例如赊账将记录记录在了粉板上或者写在了账本上，之后即便是掌柜忘记了，比如突然停业几天，恢复生意后依然可以通过账本和粉板上的数据明确赊账账目。
重要的日志模块：binlog
MySQL整体看来，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；还有一层就是引擎层，负责存储相关的具体事宜。redo log 日志就是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 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。

• 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，空间固定会被用完；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概念性理解，我们再来看执行器和 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。
• 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，引擎把刚刚写入的 redo log 改成提（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。
  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，我们得从文章开头的那个问题说起：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 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。
  好了，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。
  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。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 1。 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。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 的值就是 1，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。 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。
  小结
  MySQL 里面最重要的两个日志，即物理日志 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。
  我还跟你介绍了与 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，即使你不做数据库内核开发，日常开发中也有可能会用到。
  问题
  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？
  答案

1 prepare阶段 2 写binlog 3 commit
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 。 >>>一致
当在3之前崩溃
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. >>一致

binlog是可以关的，你如果有权限，可以set sql_log_bin=0关掉本线程的binlog日志。 所以只依赖binlog来恢复就靠不住。

崩溃恢复过程的话，可以接受“redolog prepare 并且binlog完整” 的情况
Crash-safe是崩溃恢复，就是原地满血复活；binlog恢复是制造一个影分身（副本）