MySQL 一条SQL更新语句是如何执行的？
一条SQL更新语句是如何执行的?
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
//主键 ID
create table T(ID int primary key, c int);
update T set c=c+1 where ID=2;
1.执行语句前需要先连接数据库
2.分析器通过词法、语法分析知道这是一条更新语句
3.优化器决定要使用 ID 这个索引。
4.执行器负责具体执行，找到这一行，然后更新
更新流程还涉及两个重要的日志模块:
- redo log 重做日志 Server层
- binlog 归档日志 引擎层
redo log 重做日志
WAL（Write-Ahead Logging）
在系统很忙的适合，如果每一次的更新操作都需要写进磁盘，需要先从磁盘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，采用先把需要更新的记录下来，等不忙的时候再统一整合,这个过程被称为WAL(Write-Ahead Logging)技术，关键点就是先写日志，再写磁盘
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。
crash-safe
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
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。
crash-safe
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-saf
参数设置
innodb_flush_log_at_trx_commit=0
先写入log buffer中，Innodb 中的Log Thread 每隔 1 秒钟会将log buffer中的数据写入到文件，同时还会通知文件系统进行文件同步的flush
操作，保证数据确实已经写入到磁盘上面的物理文件。但是，每次事务的结束（commit 或者是rollback）并不会触发Log Thread将log buffer 中的数据写入文件。所以，当设置为0 的时候，当MySQL Crash 和OS Crash或者主机断电之后，最极端的情况是丢失1 秒时间的数据变更。
innodb_flush_log_at_trx_commit=1
Innodb的默认设置，每次事务的结束都会触发Log Thread 将log buffer中的数据写入文件并通知文件系统同步文件。每次事务的 redo log 都直接持久化到磁盘。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=1
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。
案例理解
Mysql45讲里的
如果有人要赊账或者还账的话，掌柜一般有两种做法：
- 直接把账本翻出来，把这次赊的账加上去或者扣除掉；
- 先在粉板上记下这次的账，等打烊以后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。密密麻麻几十页，掌柜要找到那个名字，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。相比之下，还是先在粉板上记一下方便。(Write-Ahead Logging)
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
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。 (crash-safe)
binlog 归档日志
MySQL 整体来看，其实就有两块：
- Server 层，它主要做的是MySQL 功能层面的事情；。Server 层也有自己的日志，称为 binlog 归档日志。
- 引擎层，负责存储相关的具体事宜。 redo log 是 InnoDB 引擎特有的日志。
为什么会有两份日志？
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。
redo log 与 binlog的区别
| 说明 | redo log | binlog |
|---|---|---|
| 作用 | 物理日志，记录在某个数据页做了什么修改 | 逻辑日志，记录这个语句的原始逻辑。 比如“给 ID=2 这一行的 c 字段加 1 ” |
| 使用范围 | InnoDB引擎特有 | MySQL 的 Server 层实现的，所有引擎都可以使用。 |
| 写操作 | 循坏写，空间固定用完之后再循环 | 追加写，binlog文件写到一定大小会切换到下一个，不会覆盖之前的日志 |
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， row格式会记录行的内容，记两条，更新前和更新后都有。
数据恢复
binlog 会记录所有的逻辑操作，并且是采用“追加写”的形式。
备份系统中一定会保存最近半个月的所有binlog
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
1.首先，找到最近的一次全量备份，从这个备份恢复到临时库。
2.从备份的时间点开始，将备份的 binlog 依次取出来，直到中午误删表之前的那个时刻(重新执行逻辑操作)
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。
执行流程
1.执行语句前需要先连接数据库
2.分析器通过词法、语法分析知道这是一条更新语句
3.优化器决定要使用 ID 这个索引。
4.执行器负责具体执行，找到这一行，然后更新
执行器和 InnoDB 引擎在执行这个 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 改成提交（commit）状态，更新完成
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"。
目的:让两份日志之间的逻辑一致
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
为什么需要两阶段提交？
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。
假设当前 ID=2 的行，字段 c=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？
1.先写redo log 后写binlog
在 redo log 写完，binlog 还没有写完的时候，MySQL 进程异常重启。redo log 已经写完之后可以把数据恢复回来，所以c=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。
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=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 = 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 = 1，与原库的值不同
什么时候需要恢复临时库?
- 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，常见的做法也是用全量备份加上应用binlog 来实现
