一、简述
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。
一条更新语句的执行流程又是怎样的呢？
MySQL 可以恢复到某个时间段内任意一秒的状态，这是怎样做到的呢？
从一个表的一条更新语句说起，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 c：
create table T(
ID int primary key,
c int);如果要将 ID=2 这一行的值加 1，SQL 就会这么写：
update T set c=c+1 where ID=2;更新语句执行流程跟查询语句的一样。
执行语句前要先连接数据库，这是连接器的工作。
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。
这也就是一般不建议使用查询缓存的原因。
MySQL 8.0 版本删掉了查询缓存的整块功能，也就是说 8.0 开始该功能彻底消失了。
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：
redo log(重做日志)和 binlog(归档日志)。
二、InnoDB 引擎特有的日志：redo log
《孔乙己》中咸亨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账目写在板上。
但如果赊账的人多了，粉板总会有记不下的时候，这个时候掌柜一定还有一个专门记录赊账的账本。
如果有人要赊账或者还账的话，掌柜一般有两种做法：
1. 一种做法是直接把账本翻出来，把这次赊的账加上去或者扣除掉；
2. 另一种做法是先在粉板上记下这次的账，等打烊以后再把账本翻出来核算。
柜台很忙时，掌柜一定会选择后者，因为前者操作实在是太麻烦了。
首先，得找到这个人的赊账总额那条记录。密密麻麻几十页，掌柜要找到那个名字，可能还得带上老花镜慢慢找，找到之后再拿出算盘计算，最后再将结果写回到账本上。
整个过程想想都麻烦。相比之下，还是先在粉板上记一下方便。如果掌柜没有粉板的帮助，每次记账都得翻账本，效率是不是低得让人难以忍受？
同样，在 MySQL 里也有这个问题，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。
粉板和账本配合的整个过程，其实就是 MySQL 的 WAL (Write-Ahead Logging)技术。
关键点就是先写日志再写磁盘，也就是先写粉板，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 1 GB，那么这块“粉板”总共就可以记录 4 GB 的操作。
从头开始写，写到末尾就又回到开头循环写，如图：
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，此时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。
三、Server 层的日志模块：binlog
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)。
1??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。
2??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。
3??有了对这两个日志的概念性理解，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。
这里给出这个 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。
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"。
四、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，就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？
前面说过，binlog 会记录所有的逻辑操作，并且是采用“追加写”的形式。
如果 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，可以这么做：
1. 首先，找到最近的一次全量备份，如果运气好，可能就是昨天晚上的一个备份，从这个备份恢复到临时库；
2. 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。
3. 这样临时库就跟误删之前的线上库一样了，然后把表数据从临时库取出来，按需要恢复到线上库去。
为什么日志需要“两阶段提交”。这里用反证法来进行解释。
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。
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。
前面说过，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。
然后如果用这个 binlog 来恢复临时库，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。
不只是误操作后需要用这个过程来恢复数据。当需要扩容的时候，也就是需要再多搭建一些备库来增加系统的读能力的时候，
现在常见的做法也是用全量备份加上应用 binlog 来实现的，这个“不一致”就会导致线上出现主从数据库不一致的情况。
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。
五、小结
1?? 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。
这个参数建议设置成 1，这样可以保证 MySQL 异常重启之后数据不丢失。
2?? 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。
这个参数也建议设置成 1，这样可以保证 MySQL 异常重启之后 binlog 不丢失。
3?? 两阶段提交是跨系统维持数据逻辑一致性时常用的一个方案，即使不做数据库内核开发，日常开发中也有可能会用到。
物理：redo log(重做日志) 和 逻辑：binlog(归档日志) - 简书
附录
mysql中有两块非常重要的日志模块，分别是redo log 和 binlog。
这两种日志的主要特点如下：
（1）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。
（2）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 。
（3）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。
1、redo log
Redo log不是记录数据页“更新之后的状态”，而是记录这个页 “做了什么改动”。
mysql中有一个非常重要的技术叫WAL(write-ahead-logging)。
顾名思义，在mysql进行写操作时会先写日志，然后再写磁盘。而这里的写日志，写的就是redo log。
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。
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。
redo log 的存储结构里主要由write pos和checkpoint两个指针控制，write pos 是当前记录的位置，一边写一边后移。
checkpoint 是当前要清空数据的位置，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（磁盘中）。
write pos 和 checkpoint 之间的是redo log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redo log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。
1.1 redo log 的写入机制
redo log 的日志主要存在于三个位置，
分别是redo log buffer、page cache 和硬盘。
这三种状态分别是：
存在redo log buffer中，物理上是在MySQL进程内存中，就是图中的红色部分；
写到磁盘(write)，但是没有持久化（fsync)，物理上是在文件系统的page cache里面，也就是图中的黄色部分；
持久化到磁盘，对应的是hard disk，也就是图中的绿色部分。
日志写到redo log buffer是很快的，wirte到page cache也差不多，但是持久化到磁盘的速度就慢多了。
为了控制redo log的写入策略，InnoDB提供了innodb_flush_log_at_trx_commit参数，它有三种可能取值：
设置为0的时候，表示每次事务提交时都只是把redo log留在redo log buffer中;
设置为1的时候，表示每次事务提交时都将redo log直接持久化到磁盘；
设置为2的时候，表示每次事务提交时都只是把redo log写到page cache。
InnoDB有一个后台线程，每隔1秒，就会把redo log buffer中的日志，调用write写到文件系统的page cache，然后调用fsync持久化到磁盘。
注意，事务执行中间过程的redo log也是直接写在redo log buffer中的，这些redo log也会被后台线程一起持久化到磁盘。
也就是说，一个没有提交的事务的redo log，也是可能已经持久化到磁盘的。
实际上，除了后台线程每秒一次的轮询操作外，还有两种场景会让一个没有提交的事务的redo log写入到磁盘中。
一种是，redo log buffer占用的空间即将达到 innodb_log_buffer_size一半的时候，后台线程会主动写盘。
注意，由于这个事务并没有提交，所以这个写盘动作只是write，而没有调用fsync，也就是只留在了文件系统的page cache。
另一种是，并行的事务提交的时候，顺带将这个事务的redo log buffer持久化到磁盘。
假设一个事务A执行到一半，已经写了一些redo log到buffer中，这时候有另外一个线程的事务B提交，如果innodb_flush_log_at_trx_commit设置的是1，
那么按照这个参数的逻辑，事务B要把redo log buffer里的日志全部持久化到磁盘。这时候，就会带上事务A在redo log buffer里的日志一起持久化到磁盘。
2. binlog
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。
Binlog有三种模式，
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，
Mixed是statement和row格式的融合
2.1 事务两阶段提交过程
update table set c=c+1 where id =2（1）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。
（2）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。
（3）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。
（4）执行器生成这个操作的 binlog，并把 binlog 写入磁盘。
（5）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。
2.2 写binlog时机
binlog的写入逻辑比较简单：
事务执行过程中，先把日志写到binlog cache，事务提交的时候，再把binlog cache写到binlog文件中。
一个事务的binlog是不能被拆开的，因此不论这个事务多大，也要确保一次性写入。这就涉及到了binlog cache的保存问题。
系统给binlog cache分配了一片内存，每个线程一个，参数 binlog_cache_size用于控制单个线程内binlog cache所占内存的大小。
如果超过了这个参数规定的大小，就要暂存到磁盘。
事务提交的时候，执行器把binlog cache里的完整事务写入到binlog中，并清空binlog cache。
可以看到，每个线程有自己binlog cache，但是共用同一份binlog文件。
图中的write，指的就是把日志写入到文件系统的page cache，并没有把数据持久化到磁盘，所以速度比较快。
图中的fsync，才是将数据持久化到磁盘的操作。一般情况下，我们认为fsync才占磁盘的IOPS。
write 和 fsync的时机，是由参数sync_binlog控制的：
（1）sync_binlog=0的时候，表示每次提交事务都只write，不fsync；
（2）sync_binlog=1的时候，表示每次提交事务都会执行fsync；
（3）sync_binlog=N(N>1)的时候，表示每次提交事务都write，但累积N个事务后才fsync。
因此，在出现IO瓶颈的场景里，将sync_binlog设置成一个比较大的值，可以提升性能。
在实际的业务场景中，考虑到丢失日志量的可控性，一般不建议将这个参数设成0，比较常见的是将其设置为100~1000中的某个数值。
但是，将sync_binlog设置为N，对应的风险是：
如果主机发生异常重启，会丢失最近N个事务的binlog日志。
3. 两阶段提交事务回滚
（1）在prepare阶段crash
因为事务还没有提交，binlog还没有写入磁盘，该事务会直接rollback。
（2）事务在将binlog cache写入磁盘的时候crash
因为该事务还没有全部写入磁盘，故此时xid不会写入到binlog，会认为该事务并没有提交，所以会将该事务回滚。
（3）事务已经全部刷新到磁盘，但在引擎层还没有commit
因为在binlog中已经有该事务的xid，所以会将该事务在引擎层提交，然后将redo log checkpoint点之后的事务进行重做。事务可以提交。
mysql中的两个重要日志：redo log 和binlog - 简书
日志系统主要有redo log(重做日志)和binlog(归档日志)。
redo log是InnoDB存储引擎层的日志，
binlog是MySQL Server层记录的日志， 两者都是记录了某些操作的日志(不是所有)自然有些重复（但两者记录的格式不同）。
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