一 执行过程
前面我们系统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。
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ID=2这一行的值加1，SQL语句就会这么写：
mysql> update T set c=c+1 where ID=2;图可以看第一讲的 mysql 45讲读书笔记 1 一条SQL查询语句是如何执行的之基础架构
你执行语句前要先连接数据库，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。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主角：redo log（重做日志）和 binlog（归档日志）。
重要的日志模块：redo log
老师用了酒店掌柜粉板的故事引出了MYSQL采用的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。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。
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（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。
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之间的是“粉板”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。
重要的日志模块：binlog
前面我们讲过，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）。
历史原因导致的两份日志，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。InnoDB由Innobase Oy公司所开发，后来被oracle 收购。
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不是记录数据页“更新之后的状态”，而是记录这个页 “做了什么改动”。
Binlog有两种模式，statement 格式的话是记sql语句 不推荐， row格式会记录行的内容，记两条，更新前和更新后都有。） - 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。
-
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（表空间、段、簇、页。在页里面有数据槽，这里槽位查找数据记录过程就用了折半查找），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。
如果觉得上面啰嗦，还不如看看老师画的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。 每次看这样的图都感觉很通俗易懂。
这里使用了"两阶段提交"。将redo log的写入拆成了两个步骤：prepare和commit。
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，老师讲解了数据恢复的例子。
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。
并且从数据恢复的过程，来反证法解释为什么日志需要“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。
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。因为是两阶段提交，这时候redolog只是完成了prepare, 而binlog又失败，那么事务本身会回滚，所以这个库里面status的值是0。如果通过binlog 恢复出一个库，status值也是0，也是保证了数据一致性。写入失败
不一定是误操作，场景数据同步或者扩容都可能涉及恢复临时库的场景。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。
小结：
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。
好了，老师介绍完了，补充下这里相关参数的意义：
当取值为 1 时，每次事务提交时，log buffer 会被写入到日志文件并刷写到磁盘。这也是默认值。这是最安全的配置，但由于每次事务都需要进行磁盘I/O，所以也最慢。
当取值为 2 时，每次事务提交会写入日志文件，但并不会立即刷写到磁盘，日志文件会每秒刷写一次到磁盘。这时如果 mysql进程崩溃，由于日志已经写入到系统缓存，所以并不会丢失数据；在操作系统崩溃的情况下，通常会导致最后 1s 的日志丢失 （并不绝对，可能会更多）。
当取值为 0 时，log buffer 会 每秒写入到日志文件并刷写（flush）到磁盘。但每次事务提交不会有任何影响，也就是 log buffer 的刷写操作和事务提交操作没有关系。在这种情况下，MySQL性能最好，但如果 mysqld 进程崩溃，通常会导致最后 1s 的日志丢失。
所以这里有个选择。0，2的性能区别不大，更推荐2，毕竟操作系统没有数据库那么容易崩溃，只要操作系统不崩溃，不会丢数据。适合高并发的业务场景，但是如果数据敏感，还是1吧。自己选择。我记得之前58到家就是2，除非申请数据库的时候跟dba特别说明。
思路很重要：
为了提高效率：随机写优化为顺序写。每次写优化为批量写，这个我们不做数据库内核开发，对于业务开发也可以借鉴，还有两阶段提交，为了保证一致性。都是面试常见问题。
**********************************************
如果你感兴趣，可以看下源码：，这里以MySQL5.7.29 版本的为例：C++代码，凑合看注释吧。主要是验证下上面参数的含义，至于分阶段提交 Prepare流程单独整理吧。（先给自己挖个坑）
/**********************************************************************//**
If required, flushes the log to disk based on the value of
innodb_flush_log_at_trx_commit. */
static
void
trx_flush_log_if_needed_low(
/*========================*/
lsn_t lsn) /*!< in: lsn up to which logs are to be
flushed. */
{
#ifdef _WIN32
bool flush = true;
#else
bool flush = srv_unix_file_flush_method != SRV_UNIX_NOSYNC;
#endif /* _WIN32 */
switch (srv_flush_log_at_trx_commit) {
case 2:
/* Write the log but do not flush it to disk */
flush = false;
/* fall through */
case 1:
/* Write the log and optionally flush it to disk */
log_write_up_to(lsn, flush);
return;
case 0:
/* Do nothing */
return;
}
ut_error;
}flush_log_at_trx_commit为0时啥都不做，为1 是：log_write_up_to(lsn,true),为2 log_write_up_to（lsn,false）
log_write_up_to代码虽长，入参：lsn :
如果你看innodb的源码，你会发现lsn很常见，在flush list中正是是使用low lsn作为链表的条件，在checkpoint中记录的也是lsn，也包括本篇在写日志落盘的时候也是以lsn为标准的。
LSN(log sequence number) 用于记录日志序号，它是一个不断递增的 unsigned long long 类型整数。通过LSN，可以具体的定位到其在redo log文件中的位置。LSN在引擎中定义的是一个dulint_t类型值。源码在innobase/include/log0log.h
#ifndef log0log_h
#define log0log_h
#include "univ.i"
#include "dyn0buf.h"
#ifndef UNIV_HOTBACKUP
#include "sync0rw.h"
#endif /* !UNIV_HOTBACKUP */
/* Type used for all log sequence number storage and arithmetics */
typedef ib_uint64_t lsn_t;
#define LSN_MAX IB_UINT64_MAX
#define LSN_PF UINT64PF
/** Redo log buffer */
struct log_t;
/** Redo log group */
struct log_group_t;非负数，最大值2的64次，在调用日志写入函数LSN就一直随着写入的日志长度增加，lsn很容易换算为当前日志的偏移量。
再回到：log_write_up_to函数，前面写log跟后面磁盘if (flush_to_disk) { 。。}还是能找到的。
/** Ensure that the log has been written to the log file up to a given
log entry (such as that of a transaction commit). Start a new write, or
wait and check if an already running write is covering the request.
@param[in] lsn log sequence number that should be
included in the redo log file write
@param[in] flush_to_disk whether the written log should also
be flushed to the file system */
void
log_write_up_to(
lsn_t lsn,
bool flush_to_disk)
{
#ifdef UNIV_DEBUG
ulint loop_count = 0;
#endif /* UNIV_DEBUG */
byte* write_buf;
lsn_t write_lsn;
ut_ad(!srv_read_only_mode);
if (recv_no_ibuf_operations) {
/* Recovery is running and no operations on the log files are
allowed yet (the variable name .._no_ibuf_.. is misleading) */
return;
}
loop:
ut_ad(++loop_count < 128);
#if UNIV_WORD_SIZE > 7
/* We can do a dirty read of LSN. */
/* NOTE: Currently doesn't do dirty read for
(flush_to_disk == true) case, because the log_mutex
contention also works as the arbitrator for write-IO
(fsync) bandwidth between log files and data files. */
os_rmb;
if (!flush_to_disk && log_sys->write_lsn >= lsn) {
return;
}
#endif
log_write_mutex_enter();
ut_ad(!recv_no_log_write);
lsn_t limit_lsn = flush_to_disk
? log_sys->flushed_to_disk_lsn
: log_sys->write_lsn;
if (limit_lsn >= lsn) {
log_write_mutex_exit();
return;
}
#ifdef _WIN32
# ifndef UNIV_HOTBACKUP
/* write requests during fil_flush() might not be good for Windows */
if (log_sys->n_pending_flushes > 0
|| !os_event_is_set(log_sys->flush_event)) {
log_write_mutex_exit();
os_event_wait(log_sys->flush_event);
goto loop;
}
# else
if (log_sys->n_pending_flushes > 0) {
goto loop;
}
# endif /* !UNIV_HOTBACKUP */
#endif /* _WIN32 */
/* If it is a write call we should just go ahead and do it
as we checked that write_lsn is not where we'd like it to
be. If we have to flush as well then we check if there is a
pending flush and based on that we wait for it to finish
before proceeding further. */
if (flush_to_disk
&& (log_sys->n_pending_flushes > 0
|| !os_event_is_set(log_sys->flush_event))) {
/* Figure out if the current flush will do the job
for us. */
bool work_done = log_sys->current_flush_lsn >= lsn;
log_write_mutex_exit();
os_event_wait(log_sys->flush_event);
if (work_done) {
return;
} else {
goto loop;
}
}
log_mutex_enter();
if (!flush_to_disk
&& log_sys->buf_free == log_sys->buf_next_to_write) {
/* Nothing to write and no flush to disk requested */
log_mutex_exit_all();
return;
}
log_group_t* group;
ulint start_offset;
ulint end_offset;
ulint area_start;
ulint area_end;
ulong write_ahead_size = srv_log_write_ahead_size;
ulint pad_size;
DBUG_PRINT("ib_log", ("write " LSN_PF " to " LSN_PF,
log_sys->write_lsn,
log_sys->lsn));
if (flush_to_disk) {
log_sys->n_pending_flushes++;
log_sys->current_flush_lsn = log_sys->lsn;
MONITOR_INC(MONITOR_PENDING_LOG_FLUSH);
os_event_reset(log_sys->flush_event);
if (log_sys->buf_free == log_sys->buf_next_to_write) {
/* Nothing to write, flush only */
log_mutex_exit_all();
log_write_flush_to_disk_low();
return;
}
}
start_offset = log_sys->buf_next_to_write;
end_offset = log_sys->buf_free;
area_start = ut_calc_align_down(start_offset, OS_FILE_LOG_BLOCK_SIZE);
area_end = ut_calc_align(end_offset, OS_FILE_LOG_BLOCK_SIZE);
ut_ad(area_end - area_start > 0);
log_block_set_flush_bit(log_sys->buf + area_start, TRUE);
log_block_set_checkpoint_no(
log_sys->buf + area_end - OS_FILE_LOG_BLOCK_SIZE,
log_sys->next_checkpoint_no);
write_lsn = log_sys->lsn;
write_buf = log_sys->buf;
log_buffer_switch();
group = UT_LIST_GET_FIRST(log_sys->log_groups);
log_group_set_fields(group, log_sys->write_lsn);
log_mutex_exit();
/* Calculate pad_size if needed. */
pad_size = 0;
if (write_ahead_size > OS_FILE_LOG_BLOCK_SIZE) {
lsn_t end_offset;
ulint end_offset_in_unit;
end_offset = log_group_calc_lsn_offset(
ut_uint64_align_up(write_lsn,
OS_FILE_LOG_BLOCK_SIZE),
group);
end_offset_in_unit = (ulint) (end_offset % write_ahead_size);
if (end_offset_in_unit > 0
&& (area_end - area_start) > end_offset_in_unit) {
/* The first block in the unit was initialized
after the last writing.
Needs to be written padded data once. */
pad_size = write_ahead_size - end_offset_in_unit;
if (area_end + pad_size > log_sys->buf_size) {
pad_size = log_sys->buf_size - area_end;
}
::memset(write_buf + area_end, 0, pad_size);
}
}
/* Do the write to the log files */
log_group_write_buf(
group, write_buf + area_start,
area_end - area_start + pad_size,
#ifdef UNIV_DEBUG
pad_size,
#endif /* UNIV_DEBUG */
ut_uint64_align_down(log_sys->write_lsn,
OS_FILE_LOG_BLOCK_SIZE),
start_offset - area_start);
srv_stats.log_padded.add(pad_size);
log_sys->write_lsn = write_lsn;
#ifndef _WIN32
if (srv_unix_file_flush_method == SRV_UNIX_O_DSYNC) {
/* O_SYNC means the OS did not buffer the log file at all:
so we have also flushed to disk what we have written */
log_sys->flushed_to_disk_lsn = log_sys->write_lsn;
}
#endif /* !_WIN32 */
log_write_mutex_exit();
if (flush_to_disk) {
log_write_flush_to_disk_low();
}
}