深入理解MySQL ( 2 )————一条更新语句是如何执行的

Posted 2021-06-20 wtxuebc

文章目录

• • 概述
  • • WAL
  • redo log ( 重做日志 )
  • • crash-safe
  • binlog ( 归档日志 )
  • 两阶段提交
  • 总结

概述

 上篇文章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; 一条执行语句的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? 首先可以确定的说,查询语句的那一套流程, 更新语句也是同样会走一遍.

  上篇文章还提到,在一个表上有更新操作的时候, 跟这个表有关的查询缓存会失效, 这也就是一般不建议使用查询缓存的原因. 在MySQL 8.0 版本, 查询缓存的整块功能都被删除了,彻底不支持这个功能了.

  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:redo log( 重做日志 ) 和 binlog ( 归档日志 ). 只要我们写的是DML语句（insert,update,delete,create）等等，那么我们在数据库服务端执行的时候就会涉及到 redo log(重做日志) 和 binlog(归档日志) 两个日志文件的变动。

WAL

​   还记得《孔乙己》这篇文章吗，酒店掌柜有一个粉板，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对应的账目写在板上，当赊账的人多了，板记不下了，老板会有一个专门记账的账目本。

​ 此时如果有人要赊账或者还账的话，掌柜有两种做法：

• 一种是直接把账本拿出来，直接在账本上加上或扣除
• 另一种是先在粉板上记下这笔账，等打样后再把账本翻出来核算。

​  很显然当店里生意好时,老板会选择后者,当店里生意一般时,老板这会有时间或者当粉板上账目写满时,这时候老板会拿出账本记账; 因为在账本上查账是一件很麻烦的事.

​   同样！在MySQL里边同样有这个问题，如果每一次的更新操作都需要写进磁盘，然后磁盘也需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的设计者就用了酒店老板记账的方法来提升更新效率。

​  此间，粉笔和账本配合的过程，就是mysql里经常说到的WAL（Write-Ahead Logging）技术。它关键在于先写日志( 此写日志就是redo log file 中, 也还是在磁盘中, 是在磁盘上顺序IO, 速度比随机IO块, 因为随机IO还有个扫描的过程! )，再写磁盘 ;

redo log ( 重做日志 )

 在InnoDB中，redo log 是其特有的日志, InnoDB引擎先把记录写到redo log 中，redo log 在哪，他也是在磁盘上，这也是一个写磁盘的过程，但是与更新过程不一样的是，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 !

​  还有个问题就是,当"粉板"写满时, 此时老板将拿出账本记录部分账目, 并将这些账目从粉板上擦除,释放空间, 那粉板得多大?

​  与此类似！InnoDB 的 redo log 时固定的大小的， 这个大小是可以配置的，比如可以配置一组4个文件，每个文件大小是1GB，那么这块“粉板”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是当前记录的位置，一边写一边后移，写到3号文件末尾又回到0号文件开头。check point 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。( 系统在空闲或者日志满了都会去刷新磁盘, 更新数据! )

注 : 肯定第一轮是write pos先从起点 ( 0号文件起始 ) 跑了一圈, 当再回到起点时, 日志满了, 这时候check point从起点开始标记需要更新到磁盘的数据, 此时check point 在 write point 前头跑着,中间的部分就是可写的部分!

crash-safe

 redo log的数据先写到内存中，LGWR ( LGWR是Oracle的后台进程之一。LGWR的作用是把日志缓存区的数据从内存写到磁盘的REDO文件里，完成数据库对象创建、更新数据等操作过程的记录) 的触发条件达到，再把这个内存写磁盘中

​   有了redo log ,可以在磁盘上的 redo log file 文件中 ,进行顺序IO,是比一般的更新请求 ( 随机IO) 要快的, 而且还能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,这个能力成为 crash-safe

​  方便理解: 可能比较抽象, 试着回想孔乙己, 老板只要把账目记在粉板上了, 就算几天不开张, 粉板上的账目还是会在的, 只要老板有时间, 便可以将这些账目记在账本上!

binlog ( 归档日志 )

​  MySQL整体看来就只有两层：Server层（主要负责MySQL功能层面的事情：连接、分析SQL、优化SQL、执行引擎层的接口）和引擎层（负责存储事宜，对数据进行具体操作，对Server提供接口）, 上面提到的 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 ) .

​  最开始的 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是另一个公司以插件的形式引入 MySQL 的,因此InnoDB 使用另外一套日志系统----redo log 来实现 crash-safe能力;

两种日志的不同点:

• redo log 是 InnoDB 引擎特有的; binlog 是 MySQL 的 Server 层实现的, 所有的引擎都可以使用;
• 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;

​ 通俗理解

​  逻辑日志 : 是大家都讲的通的逻辑,可以给别的数据库,别的引擎使用,因为i大家都讲得通这个逻辑

​  物理日志 : 物理日志只有 “我” 自己能用, 别人没有共享我的 " 物理格式 "

• redo log 是循环写的, 空间固定会用完 ; bin log 是可以追加写入的 ; " 追加写 " 是指bin log 文件写到一定大小后就会切换到下一个, 并不会覆盖以前的日志;

两阶段提交

为什么必须要有 " 两阶段提交 " ? 是为了让两份日志之间的逻辑一致 ;

那先看看没有两阶段提交会带来什么影响?

​  redo log 和bin log 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, 我们来看看这两张方式有何影响?

• 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。

结合两阶段提交回到文章开始的哪个问题:一条更新语句是如何执行的?

​  更新的时候先查询,查询的过程在这篇文章已经讲过了深入理解MySQL之 基本组件 ———— 一条SQL查询语句是怎样执行的 ,现在来看执行器和 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。
   通过两个状态的提交方式，保证提交事务之后，两个日志都写好了，同时如果采用两阶段的方式中间如果服务器发生崩溃的话：
    1.redo log还没写好就异常退出，这时bin log也还没写入，恢复数据不受影响，日志状态一致
    2.redo log写好了， bin log还没写好异常退出时，此时redo log处于prepare状态，还没提交，恢复时，事务会回滚，bin log也还没有记录，所以没影响
    3.redo log和bin log都写好了，此时执行器还没有调用引擎的提交事务接口，redo log状态还没改成commit，突然异常退出，因为此时prepare和binlog完整，所以重启会自动commit。不影响数据恢复，日志状态一致！

总结

两个重要日志, redo log ( 物理/重做日志) 和 bin log ( 逻辑/归档 日志 )

• 事务的 redo log 持久化到磁盘可以保证 MySQL异常重启之后数据不丢失 ; 事务的 binlog 持久化到磁盘可以保证异常重启之后 binlog 不丢失

  ​ 两者还是有很大区别的 :

  ​   redo log 有write pos 和 check pos 两指针, MySQL重启之后可以从check pos开始, 对日志进行"重做" , **重新在内存中执行对数据的修改 **, 满足刷盘条件时 , 在进行数据刷盘 .

  ​   bin log 有 “归档” 的作用 , 主要用作主从同步和数据库基于时间点的还原 , 因为 redo log 会覆盖,没有归档的作用 ; 除此之外 , bin log 还是有很大的存在必要 , 因为 redo log 是InnoDB 仅有的 , 不支持其他引擎 , bin log 写的事逻辑日志 , 引擎通过的 !

  MySQL重启后 , 恢复数据的流程:

是否更形象了点!

 

参考文献： 林晓斌《MySQL实战 45 讲》