MySQL 学习笔记（2）
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？
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
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;
查询语句的那一套流程，更新语句也是同样会走一遍。MySQL 的逻辑架构图
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）。如果接触 MySQL，那这两个词肯定是绕不过的。不过话说回来，
redo log 和 binlog 在设计上有很多有意思的地方，这些设计思路也可以用到你自己的程序里。
重要的日志模块：redo log
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。为了解决这个问题，MySQL 的设计者就用了类似酒店掌柜粉板的思路来提升更新效率
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。
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。
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。
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。
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）。
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。
- 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。
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，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。
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。
你可能注意到了，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，这就是"两阶段提交"。
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。
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。
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
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
MySQL 里面最重要的两个日志，即物理日志 redo log 和逻辑日志 binlog。
redolog只有InnoDB有，别的引擎没有。redolog是循环写的，不持久保存，binlog的“归档”这个功能，redolog是不具备的。
Bin log 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 bin log 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。
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？，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。
这样不算丢失，这样是合理的结果。
两阶段就是保证一致性用的。
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。
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。
redo是物理的，binlog是逻辑的；现在由于redo是属于InnoDB引擎，所以必须要有binlog，因为你可以使用别的引擎
保证数据库的一致性，必须要保证2份日志一致，使用的2阶段式提交；其实感觉像事务，不是成功就是失败，不能让中间环节出现，也就是一个成功，一个失败
如果有一天mysql只有InnoDB引擎了，有redo来实现复制，那么感觉oracle的DG就诞生了，物理的速度也将远超逻辑的，毕竟只记录了改动向量
binlog几大模式，一般采用row，因为遇到时间，从库可能会出现不一致的情况，但是row更新前后都有，会导致日志变大
最后2个参数，保证事务成功，日志必须落盘，这样，数据库crash后，就不会丢失某个事务的数据了
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？
首先，是恢复数据丢失的时间，既然需要恢复，肯定是数据丢失了。如果一天一备份的话，只要找到这天的全备，加入这天某段时间的binlog来恢复，如果一周一备份，假设是周一，而你要恢复的数据是周日某个时间点，那就，需要全备+周一到周日某个时间点的全部binlog用来恢复，时间相比前者需要增加很多；看业务能忍受的程度
其次，是数据库丢失，如果一周一备份的话，需要确保整个一周的binlog都完好无损，否则将无法恢复；而一天一备，只要保证这天的binlog都完好无损；当然这个可以通过校验，或者冗余等技术来实现，相比之下，上面那点更重要
1.首先客户端通过tcp/ip发送一条sql语句到server层的SQL interface
2.SQL interface接到该请求后，先对该条语句进行解析，验证权限是否匹配
3.验证通过以后，分析器会对该语句分析,是否语法有错误等
4.接下来是优化器器生成相应的执行计划，选择最优的执行计划
5.之后会是执行器根据执行计划执行这条语句。在这一步会去open table,如果该table上有MDL，则等待。
如果没有，则加在该表上加短暂的MDL(S)
(如果opend_table太大,表明open_table_cache太小。需要不停的去打开frm文件)
6.进入到引擎层，首先会去innodb_buffer_pool里的data dictionary(元数据信息)得到表信息
7.通过元数据信息,去lock info里查出是否会有相关的锁信息，并把这条update语句需要的
锁信息写入到lock info里(锁这里还有待补充)
8.然后涉及到的老数据通过快照的方式存储到innodb_buffer_pool里的undo page里,并且记录undo log修改的redo
(如果data page里有就直接载入到undo page里，如果没有，则需要去磁盘里取出相应page的数据，载入到undo page里)
9.在innodb_buffer_pool的data page做update操作。并把操作的物理数据页修改记录到redo log buffer里
由于update这个事务会涉及到多个页面的修改，所以redo log buffer里会记录多条页面的修改信息。
因为group commit的原因，这次事务所产生的redo log buffer可能会跟随其它事务一同flush并且sync到磁盘上
10.同时修改的信息，会按照event的格式,记录到binlog_cache中。(这里注意binlog_cache_size是transaction级别的,不是session级别的参数,
一旦commit之后，dump线程会从binlog_cache里把event主动发送给slave的I/O线程)
11.之后把这条sql,需要在二级索引上做的修改，写入到change buffer page，等到下次有其他sql需要读取该二级索引时，再去与二级索引做merge
(随机I/O变为顺序I/O,但是由于现在的磁盘都是SSD,所以对于寻址来说,随机I/O和顺序I/O差距不大)
12.此时update语句已经完成，需要commit或者rollback。这里讨论commit的情况，并且双1
13.commit操作，由于存储引擎层与server层之间采用的是内部XA(保证两个事务的一致性,这里主要保证redo log和binlog的原子性),
所以提交分为prepare阶段与commit阶段
14.prepare阶段,将事务的xid写入，将binlog_cache里的进行flush以及sync操作(大事务的话这步非常耗时)
15.commit阶段，由于之前该事务产生的redo log已经sync到磁盘了。所以这步只是在redo log里标记commit
16.当binlog和redo log都已经落盘以后，如果触发了刷新脏页的操作，先把该脏页复制到doublewrite buffer里，把doublewrite buffer里的刷新到共享表空间，然后才是通过page cleaner线程把脏页写入到磁盘中
逻辑日志可以给别的数据库，别的引擎使用，已经大家都讲得通这个“逻辑”；
物理日志就只有“我”自己能用，别人没有共享我的“物理格式”
如果提交事务的时候正好重启那么redo log和binlog会怎么处理？此时redo log处于prepare阶段，如果不接受这条log，但是binlog已经接受，还是说binlog会去检查redo log的状态，状态为prepare的不会恢复？
Binlog如果已经接受，那么redolog是prepare, binlog已经完整了对吧，这时候崩溃恢复过程会认可这个事务，提交掉。
1.写redo日志也是写io（我理解也是外部存储）。同样耗费性能。怎么能做到优化呢?
Redolog是顺序写，并且可以组提交，还有别的一些优化，收益最大是是这两个因素；
2.数据库只有redo commit 之后才会真正提交到数据库吗?
正常执行是要commit 才算完，但是崩溃恢复过程的话，可以接受“redolog prepare 并且binlog完整” 的情况.
3. redo log本身也是文件，记录文件的过程其实也是写磁盘，那和文中提到的离线写磁盘操作有何区别？
写redo log是顺序写，不用去“找位置”，而更新数据需要找位置
4.响应一次SQL我理解是要同时操作两个日志文件？也就是写磁盘两次？
其实是3次（redolog两次 binlog 1次）。不过在并发更新的时候会合并写
1、更新的流程先写redo日志，写完后更新内存，到这里操作就直接返回了。后续的流程是生成此操作的binlog，然后写到磁盘
2、redo日志是存储引擎实现的，记录的在某个数据页做了什么修改，固定大小，默认为4GB，可以循环写，解决了每次更新操作写磁盘、查找记录、然后更新整个过程效率低下的问题，redo日志将磁盘的随机写变成了顺序写，这个机制是WAL，先写日志再刷磁盘。一句话，redo日志保证了事务ACID的特性
3、binglog日志Server层实现的，记录的是语句的原始逻辑，比如给ID=1的行的状态设置成1，追加写，上个文件写完回切换成下一个文件，类似滚动日志
4、两阶段提交，是为了解决redo log和binlog不一致问题的，这里的不一致是指redo log写成功binlog写失败了，由于恢复是根据binlog恢复的，这样恢复的时候就会少一条更新操作，导致和线上库的数据不一致。具体而言，两阶段是指prepare阶段和commit阶段，写完redo log进入prepare阶段，写完binlog进入commit阶段。
然后说下由redo log联想到之前遇到的一个问题：一个普通的select查询超过30ms，经过和DBA的联合排查，确认是由于MySQL“刷脏”导致的。
所谓刷脏就是由于内存页和磁盘数据不一致导致了该内存页是“脏页”，将内存页数据刷到磁盘的操作称为“刷脏”。刷脏是为了避免产生“脏页”，主要是因为MySQL更新先写redo log再定期批量刷到磁盘的，这就导致内存页的数据和磁盘数据不一致，为了搞清楚为什么“刷脏”会导致慢查，我们先分析下redo log在哪些场景会刷到磁盘。
场景1：redo log写满了，此时MySQL会停止所有更新操作，把脏页刷到磁盘
场景2：系统内存不足，需要将脏页淘汰，此时会把脏页刷到磁盘
场景3：系统空闲时，MySQL定期将脏页刷到磁盘
可以想到，在场景1和2都会导致慢查的产生，根据文章提到的，redo log是可以循环写的，那么即使写满了应该也不会停止所有更新操作吧，其实是会的，文中有句话“粉板写满了，掌柜只能停下手中的活，把粉板的一部分赊账记录更新到账本中，把这些记录从粉板删除，为粉板腾出新的空间”，这就意味着写满后是会阻塞一段时间的。
那么问题来了，innodb存储引擎的刷脏策略是怎么样的呢？通常而言会有两种策略：全量（sharp checkpoint）和部分（fuzzy checkpoint）。全量刷脏发生在关闭数据库时，部分刷脏发生在运行时。部分刷脏又分为定期刷脏、最近最少使用刷脏、异步/同步刷脏、脏页过多刷脏。
1.如果把innodb_flush_log_at_trx_commit设置成1每次都写入到磁盘，那不就等于是掌柜的每次记账都记到账本上嘛，那还要小黑板干嘛呢？
Redolog是顺序写，数据文件是随机写。虽然都写盘，顺序写还是快很多的
1、首先数据库更新操作都是基于内存页，更新的时候不会直接更新磁盘，如果内存有存在就直接更新内存，如果内存没有存在就从磁盘读取到内存，在更新内存，并且写redo log，目的是为了更新效率更快，等空闲时间在将其redo log所做的改变更新到磁盘中，innodb_flush_log_at_trx_commit设置为1时，也可以防止服务出现异常重启，数据不会丢失
2、redo log两阶段提交，是为了保证redo log和binlog的一致性，如果redo log写入成功处于prepare阶段，写binlog失败，事务回滚，redo log会回滚到操作之前的状态
3、redo log也是写磁盘，写redo log是顺序写，update直接更新磁盘，需要找到数据，再对此数据进行更新，如果没有使用索引，数据量大会导致更新效率慢，
怎么知道binlog是完整的？
一个事务的完整binlog是有固定格式，也就是说有固定结尾的
