本篇作為學習筆記，文章內(nèi)容來自“極客時間”專欄《MySQL實戰(zhàn)45講》脉漏，如有侵權救赐，請告知颓遏，必即時刪除奶陈。
我們還是從一個表的一條更新語句說起抛猫，下面是這個表的創(chuàng)建語句贼陶，這個表有一個主鍵 ID 和一個整型字段 c：
mysql> create table T(ID int primary key, c int);
如果要將 ID=2 這一行的值加 1刃泡，SQL 語句就會這么寫：
mysql> update T set c=c+1 where ID=2;
首先巧娱，可以確定的說，查詢語句的那一套流程烘贴，更新語句也是同樣會走一遍禁添。
你執(zhí)行語句前要先連接數(shù)據(jù)庫，這是連接器的工作桨踪。
前面我們說過老翘，在一個表上有更新的時候，跟這個表有關的查詢緩存會失效锻离，所以這條語句就會把表 T 上所有緩存結果都清空铺峭。這也就是我們一般不建議使用查詢緩存的原因。
接下來汽纠，分析器會通過詞法和語法解析知道這是一條更新語句卫键。優(yōu)化器決定要使用 ID 這個索引。然后虱朵，執(zhí)行器負責具體執(zhí)行莉炉，找到這一行，然后更新碴犬。
與查詢流程不一樣的是絮宁，更新流程還涉及兩個重要的日志模塊，它們正是我們今天要討論的主角：redo log（重做日志）和 binlog（歸檔日志）服协。如果接觸 MySQL绍昂，那這兩個詞肯定是繞不過的，我后面的內(nèi)容里也會不斷地和你強調(diào)蚯涮。不過話說回來治专，redo log 和 binlog 在設計上有很多有意思的地方，這些設計思路也可以用到你自己的程序里遭顶。
重要的日志模塊：redo log
不知道你還記不記得《孔乙己》這篇文章张峰，酒店掌柜有一個粉板，專門用來記錄客人的賒賬記錄棒旗。如果賒賬的人不多喘批，那么他可以把顧客名和賬目寫在板上。但如果賒賬的人多了铣揉，粉板總會有記不下的時候饶深，這個時候掌柜一定還有一個專門記錄賒賬的賬本。
如果有人要賒賬或者還賬的話逛拱，掌柜一般有兩種做法：
一種做法是直接把賬本翻出來敌厘，把這次賒的賬加上去或者扣除掉；
另一種做法是先在粉板上記下這次的賬朽合，等打烊以后再把賬本翻出來核算俱两。
在生意紅火柜臺很忙時饱狂，掌柜一定會選擇后者，因為前者操作實在是太麻煩了宪彩。首先休讳，你得找到這個人的賒賬總額那條記錄。你想想尿孔，密密麻麻幾十頁俊柔，掌柜要找到那個名字，可能還得帶上老花鏡慢慢找活合，找到之后再拿出算盤計算雏婶，最后再將結果寫回到賬本上。
這整個過程想想都麻煩芜辕。相比之下尚骄，還是先在粉板上記一下方便。你想想侵续，如果掌柜沒有粉板的幫助倔丈，每次記賬都得翻賬本，效率是不是低得讓人難以忍受状蜗？
同樣需五，在 MySQL 里也有這個問題，如果每一次的更新操作都需要寫進磁盤轧坎，然后磁盤也要找到對應的那條記錄宏邮，然后再更新，整個過程 IO 成本缸血、查找成本都很高蜜氨。為了解決這個問題，MySQL 的設計者就用了類似酒店掌柜粉板的思路來提升更新效率捎泻。
而粉板和賬本配合的整個過程飒炎，其實就是 MySQL 里經(jīng)常說到的 WAL 技術，WAL 的全稱是 Write-Ahead Logging笆豁，它的關鍵點就是先寫日志郎汪，再寫磁盤，也就是先寫粉板闯狱，等不忙的時候再寫賬本煞赢。
具體來說，當有一條記錄需要更新的時候哄孤，InnoDB 引擎就會先把記錄寫到 redo log（粉板）里面照筑，并更新內(nèi)存，這個時候更新就算完成了。同時凝危，InnoDB 引擎會在適當?shù)臅r候饭弓，將這個操作記錄更新到磁盤里面，而這個更新往往是在系統(tǒng)比較空閑的時候做媒抠，這就像打烊以后掌柜做的事。
InnoDB 的 redo log 是固定大小的咏花，比如可以配置為一組 4 個文件趴生，每個文件的大小是 1GB，那么這塊“粉板”總共就可以記錄 4GB 的操作昏翰。從頭開始寫苍匆，寫到末尾就又回到開頭循環(huán)寫，如下面這個圖所示棚菊。
write pos 是當前記錄的位置浸踩，一邊寫一邊后移，寫到第 3 號文件末尾后就回到 0 號文件開頭统求。checkpoint 是當前要擦除的位置检碗，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)文件码邻。
write pos 和 checkpoint 之間的是“粉板”上還空著的部分折剃，可以用來記錄新的操作。如果 write pos 追上 checkpoint像屋，表示“粉板”滿了怕犁，這時候不能再執(zhí)行新的更新，得停下來先擦掉一些記錄己莺，把 checkpoint 推進一下奏甫。
有了 redo log，InnoDB 就可以保證即使數(shù)據(jù)庫發(fā)生異常重啟凌受，之前提交的記錄都不會丟失阵子，這個能力稱為 crash-safe。
重要的日志模塊：binlog
redo log 是 InnoDB 引擎特有的日志胁艰，而 Server 層也有自己的日志款筑，稱為 binlog（歸檔日志）。
這兩種日志有以下三點不同腾么。
- redo log 是 InnoDB 引擎特有的奈梳；binlog 是 MySQL 的 Server 層實現(xiàn)的，所有引擎都可以使用解虱。
- redo log 是物理日志攘须，記錄的是“在某個數(shù)據(jù)頁上做了什么修改”；binlog 是邏輯日志殴泰，記錄的是這個語句的原始邏輯于宙，比如“給 ID=2 這一行的 c 字段加 1 ”浮驳。
- redo log 是循環(huán)寫的，空間固定會用完捞魁；binlog 是可以追加寫入的至会。“追加寫”是指 binlog 文件寫到一定大小后會切換到下一個谱俭，并不會覆蓋以前的日志奉件。
有了對這兩個日志的概念性理解，我們再來看執(zhí)行器和 InnoDB 引擎在執(zhí)行這個簡單的 update 語句時的內(nèi)部流程昆著。
- 執(zhí)行器先找引擎取 ID=2 這一行县貌。ID 是主鍵，引擎直接用樹搜索找到這一行凑懂。如果 ID=2 這一行所在的數(shù)據(jù)頁本來就在內(nèi)存中煤痕，就直接返回給執(zhí)行器；否則接谨，需要先從磁盤讀入內(nèi)存摆碉，然后再返回。
- 執(zhí)行器拿到引擎給的行數(shù)據(jù)脓豪，把這個值加上 1兆解，比如原來是 N，現(xiàn)在就是 N+1跑揉，得到新的一行數(shù)據(jù)锅睛，再調(diào)用引擎接口寫入這行新數(shù)據(jù)。
- 引擎將這行新數(shù)據(jù)更新到內(nèi)存中历谍，同時將這個更新操作記錄到 redo log 里面现拒，此時 redo log 處于 prepare 狀態(tài)。然后告知執(zhí)行器執(zhí)行完成了望侈，隨時可以提交事務印蔬。
- 執(zhí)行器生成這個操作的 binlog，并把 binlog 寫入磁盤脱衙。
- 執(zhí)行器調(diào)用引擎的提交事務接口侥猬，引擎把剛剛寫入的 redo log 改成提交（commit）狀態(tài)，更新完成捐韩。
這里我給出這個 update 語句的執(zhí)行流程圖退唠，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)行的荤胁。
兩階段提交
將 redo log 的寫入拆成了兩個步驟：prepare 和 commit瞧预，這就是"兩階段提交"。
當需要恢復到指定的某一秒時，比如某天下午兩點發(fā)現(xiàn)中午十二點有一次誤刪表垢油，需要找回數(shù)據(jù)盆驹，那你可以這么做：
首先，找到最近的一次全量備份滩愁，如果你運氣好躯喇，可能就是昨天晚上的一個備份，從這個備份恢復到臨時庫硝枉；然后玖瘸，從備份的時間點開始，將備份的 binlog 依次取出來檀咙，重放到中午誤刪表之前的那個時刻。
這樣你的臨時庫就跟誤刪之前的線上庫一樣了璃诀，然后你可以把表數(shù)據(jù)從臨時庫取出來弧可，按需要恢復到線上庫去。
說完了數(shù)據(jù)恢復過程劣欢，我們回來說說棕诵，為什么日志需要“兩階段提交”。這里不妨用反證法來進行解釋凿将。
由于 redo log 和 binlog 是兩個獨立的邏輯校套，如果不用兩階段提交，要么就是先寫完 redo log 再寫 binlog牧抵，或者采用反過來的順序笛匙。我們看看這兩種方式會有什么問題。仍然用前面的 update 語句來做例子犀变。假設當前 ID=2 的行妹孙，字段 c 的值是 0，再假設執(zhí)行 update 語句過程中在寫完第一個日志后获枝，第二個日志還沒有寫完期間發(fā)生了 crash蠢正，會出現(xiàn)什么情況呢？
先寫 redo log 后寫 binlog省店。假設在 redo log 寫完嚣崭，binlog 還沒有寫完的時候，MySQL 進程異常重啟懦傍。由于我們前面說過的雹舀，redo log 寫完之后，系統(tǒng)即使崩潰粗俱，仍然能夠把數(shù)據(jù)恢復回來葱跋，所以恢復后這一行 c 的值是 1。但是由于 binlog 沒寫完就 crash 了，這時候 binlog 里面就沒有記錄這個語句娱俺。因此稍味，之后備份日志的時候，存起來的 binlog 里面就沒有這條語句荠卷。然后你會發(fā)現(xiàn)模庐，如果需要用這個 binlog 來恢復臨時庫的話，由于這個語句的 binlog 丟失油宜，這個臨時庫就會少了這一次更新掂碱，恢復出來的這一行 c 的值就是 0，與原庫的值不同慎冤。
先寫 binlog 后寫 redo log疼燥。如果在 binlog 寫完之后 crash，由于 redo log 還沒寫蚁堤，崩潰恢復以后這個事務無效醉者，所以這一行 c 的值是 0。但是 binlog 里面已經(jīng)記錄了“把 c 從 0 改成 1”這個日志披诗。所以撬即，在之后用 binlog 來恢復的時候就多了一個事務出來，恢復出來的這一行 c 的值就是 1呈队，與原庫的值不同剥槐。
可以看到，如果不使用“兩階段提交”宪摧，那么數(shù)據(jù)庫的狀態(tài)就有可能和用它的日志恢復出來的庫的狀態(tài)不一致粒竖。
