回顧實(shí)戰(zhàn)（一），我們知道一條查詢語(yǔ)句的執(zhí)行過(guò)程一般是經(jīng)過(guò)連接器棉浸、分析器怀薛、優(yōu)化器、執(zhí)行器等功能模塊迷郑，最后到達(dá)存儲(chǔ)引擎枝恋。
那么，一條更新語(yǔ)句的執(zhí)行流程又是怎樣的呢嗡害？
以下面的語(yǔ)句為例：
mysql> create table T(ID int primary key, c int);
...
mysql> update T set c=c+1 where ID=2;
前面我們說(shuō)過(guò)焚碌，在一個(gè)表上有更新的時(shí)候，跟這個(gè)表有關(guān)的查詢緩存會(huì)失效霸妹，所以這條語(yǔ)句就會(huì)把表 T 上所有緩存結(jié)果都清空十电。
接下來(lái)，分析器知道這是一條更新語(yǔ)句叹螟。優(yōu)化器決定要使用 ID 這個(gè)索引鹃骂。然后，執(zhí)行器負(fù)責(zé)具體執(zhí)行罢绽，找到這一行畏线，然后更新。
與查詢流程不一樣的是有缆，更新流程還涉及兩個(gè)重要的日志模：redo log（重做日志）和 binlog（歸檔日志）象踊。
redo log 和 binlog 的設(shè)計(jì)思路也可以用到你自己的程序里。
重要的日志模塊：redo log
redo log 是Innodb引擎獨(dú)有的日志棚壁。它和磁盤的關(guān)系，類似于古時(shí)候酒館的粉板(臨時(shí)記錄賒賬信息栈虚、變更交易等)和賬本的關(guān)系袖外。
在 MySQL 中，如果每一次的更新操作都需要寫進(jìn)磁盤魂务，然后磁盤也要找到對(duì)應(yīng)的那條記錄曼验，然后再更新，整個(gè)過(guò)程 IO 成本粘姜、查找成本都很高鬓照。為此，MySQL 的設(shè)計(jì)者就用了類似酒店掌柜粉板的思路來(lái)提升更新效率孤紧。
而粉板和賬本配合的整個(gè)過(guò)程豺裆，其實(shí)就是 MySQL 里經(jīng)常說(shuō)到的 WAL 技術(shù)，WAL 的全稱是 Write-Ahead Logging，它的關(guān)鍵點(diǎn)就是先寫日志臭猜，再寫磁盤躺酒，也就是先寫粉板，等不忙的時(shí)候再寫賬本蔑歌。
具體來(lái)說(shuō)羹应，當(dāng)有一條記錄需要更新的時(shí)候，InnoDB 引擎就會(huì)先把記錄寫到 redo log（粉板）里面次屠，并更新內(nèi)存园匹，這個(gè)時(shí)候更新就算完成了。同時(shí)劫灶，InnoDB 引擎往往是在系統(tǒng)比較空閑的時(shí)候裸违，將這個(gè)操作記錄更新到磁盤里面。
InnoDB 的 redo log 是固定大小的浑此，寫完之后數(shù)據(jù)將更新一部分到磁盤累颂，騰出空間繼續(xù)使用。比如可以配置為一組 4 個(gè)文件凛俱。從頭開(kāi)始寫紊馏，寫到末尾就又回到開(kāi)頭循環(huán)寫，如下面這個(gè)圖所示蒲犬。
write pos 是當(dāng)前記錄的位置朱监，一邊寫一邊后移，寫到第 3 號(hào)文件末尾后就回到 0 號(hào)文件開(kāi)頭原叮。checkpoint 是當(dāng)前要擦除的位置赫编，也是往后推移并且循環(huán)的，擦除記錄前要把記錄更新到數(shù)據(jù)文件奋隶。圖示可以理解為已經(jīng)執(zhí)行完一次循環(huán)之后的時(shí)刻擂送。
write pos 和 checkpoint 之間的是“粉板”上還空著的部分，可以用來(lái)記錄新的操作唯欣。如果 write pos 追上 checkpoint嘹吨，表示“粉板”滿了，得停下來(lái)先擦掉一些記錄境氢，把 checkpoint 推進(jìn)一下蟀拷。
有了 redo log，InnoDB 就可以保證即使數(shù)據(jù)庫(kù)發(fā)生異常重啟萍聊，之前提交的記錄都不會(huì)丟失(個(gè)人理解： 重啟前的數(shù)據(jù)庫(kù)數(shù)據(jù)+redo log上的記錄 = 恢復(fù)正常數(shù)據(jù))问芬，這個(gè)能力稱為crash-safe。
重要的日志模塊：binlog
前面我們講過(guò)寿桨，MySQL 整體來(lái)看此衅，其實(shí)就有兩塊：一塊是 Server 層，它主要做的是 MySQL 功能層面的事情；還有一塊是引擎層炕柔，負(fù)責(zé)存儲(chǔ)相關(guān)的具體事宜酌泰。redo log 是 InnoDB 引擎特有的日志，而 Server 層也有自己的日志匕累，稱為 binlog（歸檔日志）陵刹。
利用好binlog 可以讓數(shù)據(jù)庫(kù)恢復(fù)到一段時(shí)間內(nèi)任意一秒的狀態(tài)。
兩種日志區(qū)別：
- redo log 是 InnoDB 引擎特有的欢嘿；binlog 是 MySQL 的 Server 層實(shí)現(xiàn)的衰琐，所有引擎都可以使用。
- redo log 是物理日志炼蹦，記錄的是“在某個(gè)數(shù)據(jù)頁(yè)上做了什么修改”羡宙；binlog 是邏輯日志，記錄的是這個(gè)語(yǔ)句的原始邏輯掐隐，比如“給 ID=2 這一行的 c 字段加 1 ”狗热，它有兩種模式，statement 格式的話記錄的是 sql語(yǔ)句虑省，row 格式會(huì)記錄行的內(nèi)容匿刮，記兩條，更新前和更新后的都有探颈。
- redo log 是循環(huán)寫的熟丸，空間固定會(huì)用完；binlog 是可以追加寫入的伪节」庑撸“追加寫”是指 binlog 文件寫到一定大小后會(huì)切換到下一個(gè)，并不會(huì)覆蓋以前的日志怀大。
看一下 update 語(yǔ)句的執(zhí)行流程圖纱兑，圖中淺色框表示是在 InnoDB 內(nèi)部執(zhí)行的，深色框表示是在執(zhí)行器中執(zhí)行的化借。
最后三步看上去有點(diǎn)“繞”萍启，將 redo log 的寫入拆成了兩個(gè)步驟：prepare 和 commit，這就是"兩階段提交"屏鳍。
兩階段提交
我們可以通過(guò)思考“怎樣讓數(shù)據(jù)庫(kù)恢復(fù)到半個(gè)月內(nèi)任意一秒的狀態(tài)？”來(lái)理解局服。
前面我們說(shuō)過(guò)了钓瞭，binlog 會(huì)記錄所有的邏輯操作，并且是采用“追加寫”的形式淫奔。如果你的 DBA 承諾說(shuō)半個(gè)月內(nèi)可以恢復(fù)山涡，那么備份系統(tǒng)中一定會(huì)保存最近半個(gè)月的所有 binlog，同時(shí)系統(tǒng)會(huì)定期做整庫(kù)備份。這里的“定期”取決于系統(tǒng)的重要性鸭丛，可以是一天一備竞穷，也可以是一周一備。
當(dāng)需要恢復(fù)到指定的某一秒時(shí)鳞溉，比如某天下午兩點(diǎn)發(fā)現(xiàn)中午十二點(diǎn)有一次誤刪表瘾带，需要找回?cái)?shù)據(jù)，那你可以這么做：
- 首先熟菲，找到最近的一次全量備份看政，如果你運(yùn)氣好，可能就是昨天晚上的一個(gè)備份抄罕，從這個(gè)備份恢復(fù)到臨時(shí)庫(kù)允蚣；
- 然后，從備份的時(shí)間點(diǎn)開(kāi)始呆贿，將備份的 binlog 依次取出來(lái)嚷兔，重放到中午誤刪表之前的那個(gè)時(shí)刻。
那么為什么需要兩階段提交呢做入？
由于 redo log 和 binlog 是兩個(gè)獨(dú)立的邏輯冒晰，如果不用兩階段提交，要么就是先寫完 redo log 再寫 binlog母蛛，或者采用反過(guò)來(lái)的順序翩剪。我們看看這兩種方式會(huì)有什么問(wèn)題。
仍然用前面的 update 語(yǔ)句來(lái)做例子彩郊。假設(shè)當(dāng)前 ID=2 的行前弯，字段 c 的值是 0，再假設(shè)執(zhí)行 update 語(yǔ)句過(guò)程中在寫完第一個(gè)日志后秫逝，第二個(gè)日志還沒(méi)有寫完期間發(fā)生了 crash恕出，會(huì)出現(xiàn)什么情況呢？
先寫 redo log 后寫 binlog
假設(shè)在 redo log 寫完违帆，binlog 還沒(méi)有寫完的時(shí)候浙巫，MySQL 進(jìn)程異常重啟。由于我們前面說(shuō)過(guò)的刷后，redo log 寫完之后的畴，系統(tǒng)即使崩潰，仍然能夠把數(shù)據(jù)恢復(fù)回來(lái)尝胆，所以恢復(fù)后這一行 c 的值是 1丧裁。
但是由于 binlog 沒(méi)寫完就 crash 了，這時(shí)候 binlog 里面就沒(méi)有記錄這個(gè)語(yǔ)句含衔。因此煎娇，之后備份日志的時(shí)候二庵，存起來(lái)的 binlog 里面就沒(méi)有這條語(yǔ)句。
然后你會(huì)發(fā)現(xiàn)缓呛，如果需要用這個(gè) binlog 來(lái)恢復(fù)臨時(shí)庫(kù)的話催享，由于這個(gè)語(yǔ)句的 binlog 丟失，這個(gè)臨時(shí)庫(kù)就會(huì)少了這一次更新哟绊，恢復(fù)出來(lái)的這一行 c 的值就是 0因妙，與原庫(kù)的值不同。先寫 binlog 后寫 redo log
如果在 binlog 寫完之后 crash匿情，由于 redo log 還沒(méi)寫兰迫，崩潰恢復(fù)以后這個(gè)事務(wù)無(wú)效，所以這一行 c 的值是 0炬称。但是 binlog 里面已經(jīng)記錄了“把 c 從 0 改成 1”這個(gè)日志汁果。所以，在之后用 binlog 來(lái)恢復(fù)的時(shí)候就多了一個(gè)事務(wù)出來(lái)玲躯，恢復(fù)出來(lái)的這一行 c 的值就是 1据德，與原庫(kù)的值不同。
除了誤操作需要用這個(gè)過(guò)程來(lái)恢復(fù)數(shù)據(jù)跷车，當(dāng)你需要擴(kuò)容的時(shí)候棘利，也就是需要再多搭建一些備庫(kù)來(lái)增加系統(tǒng)的讀能力的時(shí)候，現(xiàn)在常見(jiàn)的做法也是用全量備份加上應(yīng)用 binlog 來(lái)實(shí)現(xiàn)的朽缴，這個(gè)“不一致”就會(huì)導(dǎo)致你的線上出現(xiàn)主從數(shù)據(jù)庫(kù)不一致的情況善玫。
簡(jiǎn)單來(lái)說(shuō)，“兩階段提交”可以保證redo log和binlog 的提交狀態(tài)保持邏輯上的一致密强。
本文是對(duì)極客時(shí)間中林曉斌老師的《Mysql實(shí)戰(zhàn)45講》的筆記總結(jié)茅郎，長(zhǎng)期更新。
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