一条SQL更新语句是如何执行的？-技术圈

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比较喜欢的一段话：不经一番寒彻骨，怎得梅花扑鼻香，学习是枯燥的请大家坚持！这篇文章的是向丁奇老师学习的。不懂的自己搜一下哈！阅读这篇文章大概需要15分钟！

大家好前面我们大概了解了一个查询语句的执行流程，并介绍了执行过程中涉及的处理模块。相信你还记得，一条查询语句的执行过程一般是经过连接器、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样的呢？

更新语句的执行流程与查询语句的流程都是一样的，大同小异。唯一的不同的就是更新语句还涉及到两个重要的日志模块，这也就是我们因为的主题。redo log(重要日志)和 binlog日志(归档日志)

开始

redo log

讲述之前我们先举一个生活中的例子吧。农村的超市，平时有些人没带钱，赊账的时候我们都是拿一个专门的账本记录一下，以后再一一对应提醒还款。如果当时那段时间特别忙的话，不足以去翻本子一一书写。我们常见的思路就是，随便找一个纸条记录一下大概的人名，大概的赊账金额等。等不忙的时候拿着这个小纸条再去把信息转移到专门的账本中。这样就可以完美的解决记账这一块的业务。

数据库中也是一样。SQL再执行更新不可能立刻就去修改磁盘中的数据，如果是立刻修改的话，那开销也太大了，我估计磁盘IO都扛不住。所以数据库的解决方案就是利用日志模块解决这一难题，也就是经常说到的WAL技术，WAL的技术全称是Write-Ahead Logging，它的关键点就是在于通过先写入日志，等不忙的时候再写入磁盘。

具体来说当SQL需要执行更新的时候，Innodb引擎会先把记录写到redo log也就是上文的小纸条，并更新内存。这个时候更新就完全了，大家可以看到并没有立刻修改磁盘里的数据。修改磁盘数据的操作是等Innodb 空闲的时候，再开始工作的。操作完全之后生活中就可以把小纸条丢弃了。数据库中也是一样，会清掉日志。为新记账腾出空间。

innodb的redo log是有固定大小的，ACB三个区域就类似于他的大小，两个箭头中间的位置就类似于上文说的纸条，写日志的时候是从B端开始向A端写的，如果A端大于B端，数据库就会停下来把没有处理的日志清掉再继续进行日志操作。

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。谈到这个crash-safe我们再扩展一下吧，数据库的crash-safe能力主要依靠三大核核心日志，除了以上的两个，还有一个比较重要的就是回滚日志 undo log 这里不展开了，接下来我会安排在事务那边介绍一下。

要理解 crash-safe 这个概念，可以想想我们前面赊账记录的例子。只要赊账记录记在了粉板上或写在了账本上，之后即使掌柜忘记了，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。

bin log

这个binlog 我想大家都比较熟悉了，这个就是我们平时常用的一个日志。通过show binlog events 可以查看本地的日志。根据以下内容可以大概猜测一下，binlog来自于MySQL整体架构的Server层。那么redo log就来自于 Innodb层。这个时候我不知道你们跟我当时想的是不是一样。我当时在想为什么要分Server层 binlog，innodb的redo log呢？

因为早期的数据库发展默认引擎是MyISAM，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；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 MySQL 的 Server 层实现的，所有引擎都可以使用。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

更新执行流程

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，需要先从磁盘读入内存，然后再返回。

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。

这张图是来自丁奇老师的。我们简单说一下最后三步吧。最不三步写入redelog日志，commit提交，最后为啥要分两步执行呢？两阶段提交

首先说一下两阶段提交的目的：为了让两份日志的逻辑是一致的。

为什么要那么做？

以防你们搞混，我们先把日志内容举个例子。redo log存的是我对CD=2这条数据做了修改。我要改成2，binlog有两种模式，statement 格式的话是记sql语句， row格式会记录行的内容，记两条，更新前和更新后都有。

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？

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。
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。

扩展： 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。