一条SQL更新语句是如何执行的

前言

本篇博客是林晓斌老师的《MySQL实战45讲》第二讲的总结。在第一讲的学习笔记中，介绍了一条查询语句的执行流程 —— 首先客户端与服务器连接，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。在第二讲中，主要是介绍一条更新语句的执行流程。

一、sql语句执行流程

首先，创建一个表，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);
-- 查询 ID=10 的语句
mysql> select * from T where ID=10；
-- 更新 ID=2 的一行数据
mysql> update T set c=c+1 where ID=2;

1.查询语句执行流程

执行查询语句前要先连接数据库，这是连接器的工作。

连接过后，会先在查询缓存中查找，是否有过查询记录，如果命中则直接返回结果。但在一个表上有更新的时候，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。所以，一般不建议使用查询缓存，且查询缓存在MySQL 8.0 之后被删掉了。

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。

2.更新语句执行流程

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，它们分别是： redo log（重做日志）和 binlog（归档日志）。其中，binlog属于Server层，redo log属于存储引擎。

二、redo log日志

1.赊账例子

酒店掌柜有一个粉板（redo log），专门用来记录客人的赊账记录。如果赊账的人不多，那么他可以把顾客名和账目写在板上。但如果赊账的人多了，粉板总会有记不下的时候，这个时候掌柜一定还有一个专门记录赊账的账本（磁盘）。

如果有人要赊账或者还账的话，掌柜一般有两种做法：

• 一种做法是直接把账本翻出来，把这次赊的账加上去或者扣除掉（直接写进磁盘）；

• 另一种做法是先在粉板上记下这次的账（写入redo log），等打烊以后（空闲时）再把账本翻出来核算。

在生意红火柜台很忙时，掌柜一定会选择后者，因为前者操作实在是太麻烦了。首先，你得找到这个人的赊账总额那条记录。你想想，密密麻麻几十页，掌柜要找到那个名字，可能还得带上老花镜慢慢找，找到之后再拿出算盘计算，最后再将结果写回到账本上。这整个过程想想都麻烦。

2.redo log介绍

同样，在 MySQL 里也有这个问题，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，之后再更新，整个过程 IO 成本、查找成本都很高。为了解决这个问题，MySQL 的设计者就用了类似酒店掌柜粉板与账本的思路来提升更新效率。

2.1 WAL 技术

而粉板和账本配合的整个过程，其实就是 MySQL 里经常说到的 WAL 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，也就是先写粉板，等不忙的时候再写账本。这里的日志，就是redolog，相当于赊账例子中的粉板。

需要注意的是：InnoDB引擎先把记录写到redo log 中，redo log 也是在磁盘上的，这也是一个写磁盘的过程。但是与直接更新过程不一样的是，直接更新过程是在磁盘上随机IO，费时； 而写redo log 是在磁盘上顺序IO，效率要高。至于为什么写redo日志会比刷新内存中的数据页到磁盘块？是因为服务器在启动时就已经给redo日志文件分配好了一块物理上连续的磁盘空间，每次写redo日志都是往文件中直接写，并没有寻址的过程。而修改过的数据页要刷新到磁盘的话，可能对应的磁盘空间并不是物理连续的，找起来费劲。

2.2 简述更新语句执行流程

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（粉板）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，这就像打烊以后掌柜做的事。

具体来说，一条更新语句，会先写redo log到log buffer，具体内容就是针对哪个表空间的哪些页面做了哪些修改，然后log buffer中的日志内容会在某些时候写到redo日志文件中，比如，事务提交时。

2.3 redo log

如果今天赊账的不多，掌柜可以等打烊后再整理。但如果某天赊账的特别多，粉板写满了，又怎么办呢？这个时候掌柜只好放下手中的活儿，把粉板中的一部分赊账记录更新到账本中，然后把这些记录从粉板上擦掉，为记新账腾出空间。

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，每个文件的大小是 1GB，那么这块“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。

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。好比数据库出现异常后重启，内存中的数据页没有同步到磁盘中，可以通过redo log日志恢复。

三、binlog日志

前面第一讲的学习笔记《MySQL基本架构》中介绍过，从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。上面我们聊到的粉板 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）。

1.有了redolog 为什么还要binlog？

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。

为什么binlog没有crash-safe能力呢？照我个人理解：应该是写入方式的问题，binlog是追加写，crash时不能判定binlog中哪些内容是已经写入到磁盘，哪些还没被写入。而redolog是循环写，从check point到write pos间的内容都是未写入到磁盘的。

2.binlog与redolog的不同

• 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。

3.更新语句在执行器与InnoDB引擎中的执行流程

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

下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。步骤包括：

• 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。

4.两阶段提交

注意，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进行提交，就是“两阶段提交”。

两阶段提交的目的：是为了让两份日志之间的逻辑一致。

四、数据库恢复与两阶段提交

1. 如何恢复数据库数据？

上面已经说过，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，恢复误操作前的数据库状态到一个临时库；
• 然后，从备份的时间点开始，将备份的 binlog 依次取出来，重放到误删表之前的那个时刻。

当然，在重放binlog之前，需要将binlog中误删除的那个位置前的操作给删除掉，不然还是会执行误删除操作。等于前面的所有操作都白费了，也可以指定重放的位置，重放到误删除操作之前的position。

2.为什么要两阶段提交？

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？

如果不用两阶段提交，会产生一些问题：

• 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。

简单来讲，redo log是用来用来恢复原库，binlog用来根据备份恢复临时库，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。还有数据库的扩容，即增加备份库来提高系统读数据库的能力的时候，常采取全量备份+binlog实现。假如binlog和redo log记录的事务的逻辑状态不一致，则会导致严重的主从数据库数据不一致问题。

总的来说，redo log和bin log具有关联行，在恢复数据时，redolog用于恢复主机故障时的未更新的物理数据，binlog用于备份操作。每个阶段的log操作都是记录在磁盘的，在恢复数据时，redolog 状态为commit则说明binlog也成功，直接恢复数据；如果redolog是prepare，则需要查询对应的binlog事务是否成功，决定是回滚还是执行。回滚这个概念，我会在后面的事务笔记里讲到，当然也涉及到undo log。

五、总结

第二讲里介绍了，MySQL 里面最重要的两个日志，即 redo log 和binlog。

redo log：是物理日志，记录的是数据页的哪里地方做了物理修改，保证 crash-safe 能力，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)。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。

binlog：是逻辑日志，binlog用于记录了完整的逻辑记录，所有的逻辑记录在 bin log 里都能找到，所以在备份恢复时，是以 binlog 为基础，通过其记录的完整逻辑操作，备份出一个和原库完整的数据。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。这个参数建议设置成 1，这样可以保证 MySQL 异常重启之后 binlog 不丢失。

六、扩展

意外宕机后重启mysql数据恢复的全过程：

在MySQL启动时，

• 首先会初始化存储引擎，如InnoDB引擎，然后InnoDB引擎层会读取redolog进行InnoDB层的故障恢复，回滚未prepared和commit的事务；但对于已经prepared，但未commit的事务，暂时挂起，保存到一个链表中，等待后续读取binlog日志，然后根据binlog日志再对这部分prepared的事务进行处理。
• 接下来，MySQL会读取最后一个binlog文件。binlog文件通常是以固定的文件名加一组连续的编号来命名的，并且将其记录到一个binlog索引文件中，因此索引文件中的最后一个binlog文件即是MySQL将要读取的最后一个binlog文件。
• 读取这个binlog文件时，通过文件头上是否存在标记LOG_EVENT_BINLOG_IN_USE_F，通过这个标记可以知道上次MySQL是正常关闭还是异常关闭，如果是异常关闭，则会进入故障恢复过程。
• 进入故障恢复过程后，会依次读取最后一个binlog文件中的所有log event，并将所有已提交事务的binlog日志中记录的事务id（trx_id）提取出来添加到hash表中，以备后续对前述InnoDB故障恢复后遗留的Prepared事务继续处理。
• 另外此处还要定位最后一个完整事务的位置，防止在上次系统异常关闭时有部分binlog日志未刷到磁盘上，即存在写了一半的binlog事务日志，这部分写了一半binlog日志的事务在MySQL中会按事务未提交来处理，后续会将其在存储引擎层回滚。当此文件中的内容全部读出之后，一是得到一个已提交事务的列表，另一个是最后一个完整事务的位置。
• 然后检查由InnoDB层得到的Prepared事务列表，若Prepared事务在从Binlog中得到的提交事务列表中，则在InnoDB层提交此事务，否则回滚事务。最后MySQL将最后一个完整事务位置之后的binlog清除，完成故障恢复全部过程。

简单来讲：首先会初始化存储引擎，然后InnoDB引擎层会读取redolog进行InnoDB层的故障恢复，得到prepared事务列表。接下来，MySQL会读取最后一个binlog文件，获取xid列表。结合prepared事务列表和xid列表提交或回滚事务，最后将previous gtid写入新的binlog文件，恢复完成。