SQL语句执行流程与顺序原理解析

Posted 2023-04-13

SQL语句执行流程与顺序原理解析Oracle语句执行流程第一步：客户端把语句发给服务器端执行当我们在客户端执行SQL语句时，客户端会把这条SQL

参考技术A SQL语句执行流程与顺序原理解析
Oracle语句执行流程
第一步：客户端把语句发给服务器端执行
当我们在客户端执行SQL语句时，客户端会把这条SQL语句发送给服务器端，让服务器端的进程来处理这语句。也就是说，Oracle 客户端是不会做任何的操作，他的主要任务就是把客户端产生的一些SQL语句发送给服务器端。服务器进程从用户进程把信息接收到后， 在PGA 中就要此进程分配所需内存，存储相关的信息，如：在会话内存存储相关的登录信息等。
虽然在客户端也有一个数据库进程，但是，这个进程的作用跟服务器上的进程作用是不相同的，服务器上的数据库进程才会对SQL 语句进行相关的处理。不过，有个问题需要说明，就是客户端的进程跟服务器的进程是一一对应的。也就是说，在客户端连接上服务器后，在客户端与服务器端都会形成一个进程，客户端上的我们叫做客户端进程，而服务器上的我们叫做服务器进程。
第二步：语句解析
当客户端把SQL语句传送到服务器后，服务器进程会对该语句进行解析。这个解析的工作是在服务器端所进行的，解析动作又可分为很多小动作。
1）查询高速缓存（library cache）
服务器进程在接到客户端传送过来的SQL语句时，不会直接去数据库查询。服务器进程把这个SQL语句的字符转化为ASCII等效数字码，接着这个ASCII码被传递给一个HASH函数，并返回一个hash值，然后服务器进程将到shared pool中的library cache（高速缓存）中去查找是否存在相同的hash值。如果存在，服务器进程将使用这条语句已高速缓存在SHARED POOL的library cache中的已分析过的版本来执行，省去后续的解析工作，这便是软解析。若调整缓存中不存在，则需要进行后面的步骤，这便是硬解析。硬解析通常是昂贵的操作，大约占整个SQL执行的70%左右的时间，硬解析会生成执行树，执行计划，等等。
所以，采用高速数据缓存的话，可以提高SQL 语句的查询效率。其原因有两方面：一方面是从内存中读取数据要比从硬盘中的数据文件中读取数据效率要高，另一方面也是因为避免语句解析而节省了时间。
不过这里要注意一点，这个数据缓存跟有些客户端软件的数据缓存是两码事。有些客户端软件为了提高查询效率，会在应用软件的客户端设置数据缓存。由于这些数据缓存的存在，可以提高客户端应用软件的查询效率。但是，若其他人在服务器进行了相关的修改，由于应用软件数据缓存的存在，导致修改的数据不能及时反映到客户端上。从这也可以看出，应用软件的数据缓存跟数据库服务器的高速数据缓存不是一码事。
2）语句合法性检查（data dict cache）
当在高速缓存中找不到对应的SQL语句时，则服务器进程就会开始检查这条语句的合法性。这里主要是对SQL语句的语法进行检查，看看其是否合乎语法规则。如果服务器进程认为这条SQL语句不符合语法规则的时候，就会把这个错误信息反馈给客户端。在这个语法检查的过程中，不会对SQL语句中所包含的表名、列名等等进行检查，只是检查语法。
3）语言含义检查（data dict cache）
若SQL 语句符合语法上的定义的话，则服务器进程接下去会对语句中涉及的表、索引、视图等对象进行解析，并对照数据字典检查这些对象的名称以及相关结构，看看这些字段、表、视图等是否在数据库中。如果表名与列名不准确的话，则数据库会就会反馈错误信息给客户端。
所以，有时候我们写select语句的时候，若语法与表名或者列名同时写错的话，则系统是先提示说语法错误，等到语法完全正确后再提示说列名或表名错误。
4）获得对象解析锁（control structer）
当语法、语义都正确后，系统就会对我们需要查询的对象加锁。这主要是为了保障数据的一致性，防止我们在查询的过程中，其他用户对这个对象的结构发生改变。
5）数据访问权限的核对（data dict cache）
当语法、语义通过检查之后，客户端还不一定能够取得数据，服务器进程还会检查连接用户是否有这个数据访问的权限。若用户不具有数据访问权限的话，则客户端就不能够取得这些数据。要注意的是数据库服务器进程先检查语法与语义，然后才会检查访问权限。
6）确定最佳执行计划
当语法与语义都没有问题权限也匹配，服务器进程还是不会直接对数据库文件进行查询。服务器进程会根据一定的规则，对这条语句进行优化。在执行计划开发之前会有一步查询转换，如：视图合并、子查询解嵌套、谓语前推及物化视图重写查询等。为了确定采用哪个执行计划，Oracle还需要收集统计信息确定表的访问联结方法等，最终确定可能的最低成本的执行计划。
不过要注意，这个优化是有限的。一般在应用软件开发的过程中，需要对数据库的sql语句进行优化，这个优化的作用要大大地大于服务器进程的自我优化。
当服务器进程的优化器确定这条查询语句的最佳执行计划后， 就会将这条SQL语句与执行计划保存到数据高速缓存（library cache）。如此，等以后还有这个查询时，就会省略以上的语法、语义与权限检查的步骤，而直接执行SQL语句，提高SQL语句处理效率。
第三步：绑定变量赋值
如果SQL语句中使用了绑定变量，扫描绑定变量的声明，给绑定变量赋值，将变量值带入执行计划。若在解析的第一个步骤，SQL在高速缓冲中存在，则直接跳到该步骤。
第四步：语句执行
语句解析只是对SQL语句的语法进行解析，以确保服务器能够知道这条语句到底表达的是什么意思。等到语句解析完成之后，数据库服务器进程才会真正的执行这条SQL语句。
对于SELECT语句：
1）首先服务器进程要判断所需数据是否在db buffer存在，如果存在且可用，则直接获取该数据而不是从数据库文件中去查询数据，同时根据LRU 算法增加其访问计数；
2）若数据不在缓冲区中，则服务器进程将从数据库文件中查询相关数据，并把这些数据放入到数据缓冲区中（buffer cache）。
其中，若数据存在于db buffer，其可用性检查方式为：查看db buffer块的头部是否有事务，如果有事务，则从回滚段中读取数据；如果没有事务，则比较select的scn和db buffer块头部的scn，如果前者小于后者，仍然要从回滚段中读取数据；如果前者大于后者，说明这是一非脏缓存，可以直接读取这个db buffer块的中内容。
对于DML语句（insert、delete、update）：
1）检查所需的数据库是否已经被读取到缓冲区缓存中。如果已经存在缓冲区缓存，则直接执行步骤3；
2）若所需的数据库并不在缓冲区缓存中，则服务器将数据块从数据文件读取到缓冲区缓存中；
3）对想要修改的表取得的数据行锁定（Row Exclusive Lock），之后对所需要修改的数据行取得独占锁；
4）将数据的Redo记录复制到redo log buffer；
5）产生数据修改的undo数据；
6）修改db buffer；
7）dbwr将修改写入数据文件；
其中，第2步，服务器将数据从数据文件读取到db buffer经经历以下步骤：
1）首先服务器进程将在表头部请求TM锁（保证此事务执行过程其他用户不能修改表的结构），如果成功加TM锁，再请求一些行级锁（TX锁），如果TM、TX锁都成功加锁，那么才开始从数据文件读数据。
2）在读数据之前，要先为读取的文件准备好buffer空间。服务器进程需要扫描LRU list寻找free db buffer，扫描的过程中，服务器进程会把发现的所有已经被修改过的db buffer注册到dirty list中。如果free db buffer及非脏数据块缓冲区不足时，会触发dbwr将dirty buffer中指向的缓冲块写入数据文件，并且清洗掉这些缓冲区来腾出空间缓冲新读入的数据。
3）找到了足够的空闲buffer，服务器进程将从数据文件中读入这些行所在的每一个数据块（db block）（DB BLOCK是ORACLE的最小操作单元，即使你想要的数据只是DB BLOCK中很多行中的一行或几行，ORACLE也会把这个DB BLOCK中的所有行都读入Oracle DB BUFFER中）放入db buffer的空闲的区域或者覆盖已被挤出LRU list的非脏数据块缓冲区，并且排列在LRU列表的头部，也就是在数据块放入db buffer之前也是要先申请db buffer中的锁存器，成功加锁后，才能读数据到db buffer。
若数据块已经存在于db buffer cache（有时也称db buffer或db cache），即使在db buffer中找到一个没有事务，而且SCN比自己小的非脏缓存数据块，服务器进程仍然要到表的头部对这条记录申请加锁，加锁成功才能进行后续动作，如果不成功，则要等待前面的进程解锁后才能进行动作（这个时候阻塞是tx锁阻塞）。
在记redo日志时，其具体步骤如下：
1）数据被读入到db buffer后，服务器进程将该语句所影响的并被读入db buffer中的这些行数据的rowid及要更新的原值和新值及scn等信息从PGA逐条的写入redo log buffer中。在写入redo log buffer之前也要事先请求redo log buffer的锁存器，成功加锁后才开始写入。
2）当写入达到redo log buffer大小的三分之一或写入量达到1M或超过三秒后或发生检查点时或者dbwr之前发生，都会触发lgwr进程把redo log buffer的数据写入磁盘上的redo file文件中（这个时候会产生log file sync等待事件）。
3）已经被写入redo file的redo log buffer所持有的锁存器会被释放，并可被后来的写入信息覆盖，redo log buffer是循环使用的。Redo file也是循环使用的，当一个redo file写满后，lgwr进程会自动切换到下一redo file（这个时候可能出现log file switch（check point complete）等待事件）。如果是归档模式，归档进程还要将前一个写满的redo file文件的内容写到归档日志文件中（这个时候可能出现log file switch（archiving needed）。
在为事务建立undo信息时，其具体步骤如下：
1）在完成本事务所有相关的redo log buffer之后，服务器进程开始改写这个db buffer的块头部事务列表并写入scn（一开始scn是写在redo log buffer中的，并未写在db buffer）。
2）然后copy包含这个块的头部事务列表及scn信息的数据副本放入回滚段中，将这时回滚段中的信息称为数据块的“前映像”，这个“前映像”用于以后的回滚、恢复和一致性读。（回滚段可以存储在专门的回滚表空间中，这个表空间由一个或多个物理文件组成，并专用于回滚表空间，回滚段也可在其它表空间中的数据文件中开辟）。
在修改信息写入数据文件时，其具体步骤如下：
1）改写db buffer块的数据内容，并在块的头部写入回滚段的地址。
2）将db buffer指针放入dirty list。如果一个行数据多次update而未commit，则在回滚段中将会有多个“前映像”，除了第一个“前映像”含有scn信息外，其他每个"前映像"的头部都有scn信息和"前前映像"回滚段地址。一个update只对应一个scn，然后服务器进程将在dirty list中建立一条指向此db buffer块的指针（方便dbwr进程可以找到dirty list的db buffer数据块并写入数据文件中）。接着服务器进程会从数据文件中继续读入第二个数据块，重复前一数据块的动作，数据块的读入、记日志、建立回滚段、修改数据块、放入dirty list。
3）当dirty queue的长度达到阀值（一般是25%），服务器进程将通知dbwr把脏数据写出，就是释放db buffer上的锁存器，腾出更多的free db buffer。前面一直都是在说明oracle一次读一个数据块，其实oracle可以一次读入多个数据块（db_file_multiblock_read_count来设置一次读入块的个数）
当执行commit时，具体步骤如下：
1）commit触发lgwr进程，但不强制dbwr立即释放所有相应db buffer块的锁。也就是说有可能虽然已经commit了，但在随后的一段时间内dbwr还在写这条sql语句所涉及的数据块。表头部的行锁并不在commit之后立即释放，而是要等dbwr进程完成之后才释放，这就可能会出现一个用户请求另一用户已经commit的资源不成功的现象。
2）从Commit和dbwr进程结束之间的时间很短，如果恰巧在commit之后，dbwr未结束之前断电，因为commit之后的数据已经属于数据文件的内容，但这部分文件没有完全写入到数据文件中。所以需要前滚。由于commit已经触发lgwr，这些所有未来得及写入数据文件的更改会在实例重启后，由smon进程根据重做日志文件来前滚，完成之前commit未完成的工作（即把更改写入数据文件）。
3）如果未commit就断电了，因为数据已经在db buffer更改了，没有commit，说明这部分数据不属于数据文件。由于dbwr之前触发lgwr也就是只要数据更改，（肯定要先有log）所有dbwr在数据文件上的修改都会被先一步记入重做日志文件，实例重启后，SMON进程再根据重做日志文件来回滚。
其实smon的前滚回滚是根据检查点来完成的，当一个全部检查点发生的时候，首先让LGWR进程将redologbuffer中的所有缓冲（包含未提交的重做信息）写入重做日志文件，然后让dbwr进程将dbbuffer已提交的缓冲写入数据文件（不强制写未提交的）。然后更新控制文件和数据文件头部的SCN，表明当前数据库是一致的，在相邻的两个检查点之间有很多事务，有提交和未提交的。
当执行rollback时，具体步骤如下：
服务器进程会根据数据文件块和db buffer中块的头部的事务列表和SCN以及回滚段地址找到回滚段中相应的修改前的副本，并且用这些原值来还原当前数据文件中已修改但未提交的改变。如果有多个”前映像“，服务器进程会在一个“前映像”的头部找到“前前映像”的回滚段地址，一直找到同一事务下的最早的一个“前映像”为止。一旦发出了commit，用户就不能rollback，这使得commit后dbwr进程还没有全部完成的后续动作得到了保障。
第五步：提取数据
当语句执行完成之后，查询到的数据还是在服务器进程中，还没有被传送到客户端的用户进程。所以，在服务器端的进程中，有一个专门负责数据提取的一段代码。他的作用就是把查询到的数据结果返回给用户端进程，从而完成整个查询动作。
从这整个查询处理过程中，我们在数据库开发或者应用软件开发过程中，需要注意以下几点：
　　一是要了解数据库缓存跟应用软件缓存是两码事情。数据库缓存只有在数据库服务器端才存在，在客户端是不存在的。只有如此，才能够保证数据库缓存中的内容跟数据库文件的内容一致。才能够根据相关的规则，防止数据脏读、错读的发生。而应用软件所涉及的数据缓存，由于跟数据库缓存不是一码事情，所以，应用软件的数据缓存虽然可以提高数据的查询效率，但是，却打破了数据一致性的要求，有时候会发生脏读、错读等情况的发生。所以，有时候，在应用软件上有专门一个功能，用来在必要的时候清除数据缓存。不过，这个数据缓存的清除，也只是清除本机上的数据缓存，或者说，只是清除这个应用程序的数据缓存，而不会清除数据库的数据缓存。
　　二是绝大部分SQL语句都是按照这个处理过程处理的。我们DBA或者基于Oracle数据库的开发人员了解这些语句的处理过程，对于我们进行涉及到SQL语句的开发与调试，是非常有帮助的。有时候，掌握这些处理原则，可以减少我们排错的时间。特别要注意，数据库是把数据查询权限的审查放在语法语义的后面进行检查的。所以，有时会若光用数据库的权限控制原则，可能还不能满足应用软件权限控制的需要。此时，就需要应用软件的前台设置，实现权限管理的要求。而且，有时应用数据库的权限管理，也有点显得繁琐，会增加服务器处理的工作量。因此，对于记录、字段等的查询权限控制，大部分程序涉及人员喜欢在应用程序中实现，而不是在数据库上实现。
Oracle SQL语句执行顺序
(8)SELECT (9) DISTINCT (11) <select_list>
(1) FROM <left_table>
(3) <join_type> JOIN <right_table>
(2) ON <join_condition>
(4) WHERE <where_condition>
(5) GROUP BY <group_by_list>
(6) WITH CUBE | ROLLUP
(7) HAVING <having_condition>
(10) ORDER BY <order_by_list>
1）FROM：对FROM子句中的表执行笛卡尔积(交叉联接)，生成虚拟表VT1。
2）ON：对VT1应用ON筛选器，只有那些使为真才被插入到TV2。
3）OUTER (JOIN):如果指定了OUTER JOIN(相对于CROSS JOIN或INNER JOIN)，保留表中未找到匹配的行将作为外部行添加到VT2，生成TV3。如果FROM子句包含两个以上的表，则对上一个联接生成的结果表和下一个表重复执行步骤1到步骤3，直到处理完所有的表位置。
4）WHERE：对TV3应用WHERE筛选器，只有使为true的行才插入TV4。
5）GROUP BY：按GROUP BY子句中的列列表对TV4中的行进行分组，生成TV5。
6）CUTE|ROLLUP：把超组插入VT5，生成VT6。
7）HAVING：对VT6应用HAVING筛选器，只有使为true的组插入到VT7。
8）SELECT：处理SELECT列表，产生VT8。
9）DISTINCT：将重复的行从VT8中删除，产品VT9。
10）ORDER BY：将VT9中的行按ORDER BY子句中的列列表顺序，生成一个游标(VC10)，生成表TV11，并返回给调用者。
以上每个步骤都会产生一个虚拟表，该虚拟表被用作下一个步骤的输入。这些虚拟表对调用者(客户端应用程序或者外部查询)不可用。只有最后一步生成的表才会会给调用者。如果没有在查询中指定某一个子句，将跳过相应的步骤。

mysql 存储过程的实现原理

一、描述
　　存储过程是一组可以完成特定功能的SQL语句集，经编译后存储在数据库中
　　statement语句（DDL、DML、导出及管理语句等）、异常处理、流程控制
二、创建存储过程
　　系统做语句分析，如果没有出现词、语法等的错误则存入系统表mysql.proc中
三、调用存储过程
1、编译
　　存储过程体中的语句集会被解析为一组指令集
　　存储过程的执行就是从该组指令集的第一个指令开始顺序执行
　　系统对存储过程的解析是以语句或结构为单位的，该部分处理在YACC中完成
　　注意：语句和指令之间并非一对一的对应关系

　　
2、优化
　　优化的目标为去除无用指令、使用捷径更新跳转路径和压缩指令集
　　优化针对流程控制语句和结构
　　(1) 遍历所有指令，标记会跳转到的指令opt_mark(...)
　　从第1条指令开始遍历；遍历规则依各指令中指示下一条执行指令的位置（m_ip+1、m_dest、m_cont_dest）进行深度优先遍历
　　追踪连续跳转至最后一个指令位置（已有跳转标记、自指向和闭环）opt_shortcut_jump(...)

　　
　　(2) 压缩指令及顺序更新
　　去除不会被使用的指令（无跳转标记）；后续指令前移，并更新位置信息（m_ip）opt_move(...)；更新跳转指令中的跳转位置信息set_destination(...)
3、执行
　　当调用存储过程的命令（CALL...）发送到服务端时，该语句会被解析并触发对系统表mysql.proc的读取以及对存储过程语句集的解析，在该解析过程中会创建sp_head对象以及sp_instr各子类的对象，生成指令集并进行优化（如果此存储过程在当前session中已被调用过，则解析后的相关信息会被存储在缓存中，此时可略过db_load_routine()中各步骤，直接使用）
　　在执行指令集之前，需将传入的参数进行对应项的改写与填充，并根据指令类型的不同进行不同的处理，并最终由net_end_statement()将结果集发送回客户端
4、基本流程示意

　　
四、类图
1、类间关系
　　Class sp_head，定义了存储过程相关变量、结构以及公用的方法和接口
　　指令共16种，每个指令对应一个Class sp_instr的子类并通过接口处理执行
　　Class sp_instr_set_trigger_field和Class sp_instr_freturn分别对应触发器和自定义函数

　　
2、策略模式
　　sp_instr抽象类提供策略执行接口execute()和exec_core()，m_ip为指令本身的序号
　　sp_instr_opt_meta::m_dest为跳转序号
　　16个子类实现执行算法，设置相关序号
　　sp_head::m_instr维护策略实例集
　　sp_head::execute()设置运行时具体策略的选用
五、指令集
　　打开动态游标、部分declare语句、SET语句、LEAVE语句、LOOP结构、IF结构、CASE    结构、REPEAT结构和WHILE结构会被拆分为多条指令
　　其余和statement语句则不会被拆分为多条指令，即自身就对应一条指令
　　下面对这些语句做一下简单说明：
1、DECLARE handler_type HANDLER FOR condition_value[,...] sp_statement;
　　此语句会被拆分为3部分：
　　1)记录handler信息指令，对应 sp_instr_hpush_jump子类，指定跳转位置
　　2)sp_statement 代表处理器指令，是用户自定义的语句部分
　　3)根据handler类型指定跳转位置，对应 sp_instr_hreturn子类
2、DECLARE var_name[,...] type [DEFAULT value];
　　此语句随定义var_name的个数被拆分成若干赋值指令，对应sp_instr_set子类
3、DECLARE <游标名称> CURSOR FOR <SELECT 语句>;
　　定义静态游标指令，对应sp_instr_cpush子类，负责记录cursor信息
4、SET var_name = expr [, var_name = expr];
　　此语句随定义var_name的个数被拆分成若干赋值指令。若var_name为存储过程的局部变量，则指令对应sp_instr_set子类
　　若var_name为系统或用户级变量，则指令对应sp_instr_stmt子类
5、OPEN <游标名称>;
　　打开静态游标指令，对应sp_instr_copen子类，负责执行<SELECT 语句>
6、DECLARE <游标名称> REF CURSOR;
　　定义动态游标指令，对应sp_instr_cpush子类，负责记录cursor信息
7、OPEN <游标名称> FOR <SELECT 语句>;
　　打开动态游标，此语句会被拆分为2部分：
　　1)定义动态游标指令，对应sp_instr_cpush子类，负责记录cursor信息
　　2)打开动态游标指令，对应sp_instr_copen子类，负责执行<SELECT 语句>
8、FETCH <游标名称> INTO <局部变量>;
　　获取结果指令，对应sp_instr_cfetch子类，负责从游标中获取数据
9、CLOSE <游标名称>;
　　关闭游标指令，对应sp_instr_cclose子类
10、IF <判断条件> THEN <执行体> END IF;
　　此语句会被拆分为3部分：
　　1)条件判断指令，对应 sp_instr_jump_if_not子类，指定跳转位置
　　2)<执行体> 代表指令集，包是用户自定义的语句部分
　　3)分支跳转指令，对应 sp_instr_jump子类，指定跳转位置
11、IF <判断条件> THEN <执行体1> ELSE <执行体2> END IF;
　　此语句会被拆分为4部分：
　　1)条件判断指令，对应 sp_instr_jump_if_not子类，指定跳转位置
　　2)<执行体1> 代表指令集，是用户自定义的语句部分
　　3)分支跳转指令，对应 sp_instr_jump子类，指定跳转位置
　　4)<执行体2> 代表指令集，是用户自定义的语句部分
12、ITERATE<标签名>;
　　分支跳转指令，对应 sp_instr_jump子类，指定跳转位置
13、LEAVE <标签名>;
　　分支跳转指令，对应 sp_instr_jump子类，指定跳转位置
　　如果在跳出当前的BEGIN...END语句块中存在handler，则会在sp_instr_jump子类之前增加删除handler记录的指令，对应sp_instr_hpop子类
　　如果在跳出当前的BEGIN...END语句块中存在cursor，则会在sp_instr_jump子类之前增加删除cursor记录的指令，对应sp_instr_cpop子类
14、LOOP <执行体> END LOOP;
　　此语句会被拆分为2部分：
　　1)<执行体>代表指令集，是用户自定义的语句部分
　　2)分支跳转指令，对应 sp_instr_jump子类，指定跳转位置
15、CASE WHEN <条件1> THEN <执行语句1> ELSE <执行语句X> END CASE;
　　CASE结构体中可有若干WHEN...THEN...复合语句，此处只对单一情况做说明，此时语句会被拆分为4部分：
　　1)条件判断指令，对应 sp_instr_jump_if_not子类，指定跳转位置
　　2)<执行语句1>代表指令集，是用户自定义的语句部分
　　3)分支跳转指令，对应 sp_instr_jump子类，指定跳转位置
　　4)<执行语句X>代表指令集，是用户自定义的语句部分
　　对于语句中不存在ELSE <执行语句X>，则第4)部分变为错误信息记录指令，对应    sp_instr_error子类
16、CASE <判定条件> WHEN <值1> THEN <执行语句1> ELSE <执行语句X> END CASE ;
　　CASE结构体中可有若干WHEN...THEN...复合语句，此处只对单一情况做说明，此时语句会被拆分为5部分：
　　1)表达式计算指令，对应sp_instr_set_case_expr子类，计算<判定条件>
　　2)<值1>条件判断指令，对应 sp_instr_jump_if_not子类，指定跳转位置
　　3)<执行语句1>代表指令集，是用户自定义的语句部分
　　4)分支跳转指令，对应 sp_instr_jump子类，指定跳转位置
　　5)<执行语句 X>代表指令集，是用户自定义的语句部分
　　对于语句中不存在ELSE <执行语句X>，则第5)部分变为错误信息记录指令，对应sp_instr_error子类
17、REPEAT <执行体> UNTIL<退出条件> END REPEAT;
　　此循环结构被拆分为2部分：
　　1)<执行体>代表指令集，是用户自定义的语句部分
　　2)条件判断指令，对应 sp_instr_jump_if_not子类，指定跳转位置
18、WHILE <执行条件> DO <执行体> END WHILE;
　　此循环结构被拆分为3部分：
　　1)条件判断指令，对应 sp_instr_jump_if_not子类，指定跳转位置
　　2)<执行体>代表指令集，是用户自定义的语句部分
　　3)分支跳转指令，对应 sp_instr_jump子类，指定跳转位置
19、[begin_label:] BEGIN [statement_list] END [end_label]
　　[statement_list]代表指令集，是用户自定义的语句部分
　　如果在当前BEGIN...END语句块中存在handler，则会在语句末尾增加删除handler记录的指令，对应sp_instr_hpop子类
　　如果在当前BEGIN...END语句块中存在cursor，则会在语句末尾增加删除cursor记录的指令，对应sp_instr_cpop子类
六、实例

存储过程语句集	指令集
create procedure proc_scursor()
begin
declare done, tmp int default(0);	sp_instr_set
	sp_instr_set
declare cur cursor for select * from test.t;	sp_instr_cpush
declare continue handler for sqlstate ‘02000‘ set done = 1;	sp_instr_hpush_jump
	sp_instr_set
	sp_instr_hreturn
open cur;	sp_instr_copen
repeat
fetch cur into tmp;	sp_instr_cfetch
if not done then	sp_instr_jump_if_not
select tmp;	sp_instr_stmt
end if;
until done end repeat;	sp_instr_jump_if_not
close cur;	sp_instr_cclose
	sp_instr_hpop
end	sp_instr_cpop