执行流程分析

基本流程

（1）连接,分析,优化,执行

客户端与MySQL Server建立连接，发送语句给MySQL Server，接收到后如果是查询语句会先去查询缓存中看，有的话就直接返回了，（新版本的MySQL已经废除了查询缓存，命中率太低了），如果是缓存没有或者是非查询语句，会进行语法分析并创建一个解析树，然后进行优化，（解析器知道语句是要执行什么，会评估使用各种索引的代价，然后去使用索引，以及调节表的连接顺序）然后调用innodb引擎的接口来执行语句。

（2）写undo log

innodb 引擎首先开启事务，获得一个事务ID(是一直递增的)，根据执行的语句生成一个反向的语句，(如果是INSERT会生成一条DELETE语句，如果UPDATE语句就会生成一个UPDATE成旧数据的语句)，用于提交失败后回滚，将这条反向语句写入undo log，得到回滚指针，并且更新这个数据行的回滚指针和事务id。（事务提交后，Undo log并不能立马被删除，而是放入待清理的链表，由purge 线程判断是否有其他事务在使用undo 段中表的上一个事务之前的版本信息，决定是否可以清理undo log的日志空间，简单的说就是看之前的事务是否提交成功，这个事务及之前的事务都提交成功了，这部分undo log才能删除）

（3）从索引中查找数据

根据索引去B+树中找到这一行数据（如果是普通索引，查到不符合条件的索引，会把所有数据查找出来，唯一性索引查到第一个数据就可以了）

（4）更新数据

判断数据页是否在内存中？

1. 数据页在内存中。若为普通索引，直接更新内存中的数据页；若为唯一性索引，判断更新后是否会数据冲突(不能破坏索引的唯一性)，不会的话就更新内存中的数据页。
2. 数据页不在内存中。若为普通索引，将对数据页的更新操作记录到change buffer，在下一次查询时需要访问这个数据页时，再执行change buffer中的操作对数据页进行更新。（或者是在MySQL Server空闲时，会将change buffer中所有操作更新到磁盘，也就是俗称的‘刷页’。）；若为唯一性索引，因为需要保证更新后的唯一性，所以不能延迟更新，必须把数据页从磁盘加载到内存，然后判断更新后是否会数据冲突，不会的话就更新数据页。

（5）写redo log（prepare状态）

将对数据页的更改写入到redo log，此时redo log中这条事务的状态为prepare状态。

（6）写bin log（同时将redo log设置为commit状态）

更新时，先改内存中的数据页，将更新操作写入redo log日志，此时redo log进入prepare状态，然后通知MySQL Server执行完了，随时可以提交，MySQL Server将更新的SQL写入bin log，然后调用innodb引擎接口将redo log设置为提交状态，更新完成。

WAL(Write-Ahead Log)

Write-ahead Log的思路：先在内存中提交事务，然后写日志（所谓的Write-ahead Log），然后后台任务把内存中的数据异步刷到磁盘。日志是顺序地在尾部Append，从而也就避免了一个事务发生多次磁盘随机 I/O 的问题。明明是先在内存中提交事务，后写的日志，为什么叫作Write-Ahead呢？这里的Ahead，其实是指相对于真正的数据刷到磁盘，因为是先写的日志，后把内存数据刷到磁盘，所以叫Write- Ahead Log。

具体到InnoDB中，Write-Ahead Log是Redo Log。在InnoDB中，不 光事务修改的数据库表数据是异步刷盘的，连Redo Log的写入本身也是异步的。

write和fsync区别

这里我们首先要明确两个概念和两个参数：

• write：刷盘。指的是MySQL从buffer pool中将内容写到系统的page cache中，并没有持久化到系统磁盘上。这个速度其实是很快的。
• fsync：同步持久化到磁盘。指的是从系统的cache中将数据持久化到系统磁盘上。这个速度可以认为比较慢，而且也是IOPS升高的真正原因。

innodb_flush_logs_at_trx_commit & sync_binlog

innodb_flush_logs_at_trx_commit（redo log）：

• 0 ：设置为 0 的时候，表示每次事务提交时不进行刷盘操作，每次提交事务都只把redo log留在redo log buffer中
• 1（默认值） ：设置为 1 的时候，表示每次事务提交时都将进行刷盘操作（默认值），每次提交事务都将redo log 持久化到磁盘上，也就是write+fsync
• 2 ：设置为 2 的时候，表示每次事务提交时都只把 redo log buffer 内容写入 page cache ，也就是只write，不fsync

sync_binlog（binlog）：

• 0（默认值）：当事务提交之后，将binlog 从binlog cache中 write到磁盘上，不做fsync之类的磁盘同步指令刷新binlog_cache中的信息到磁盘，而让File system自行决定什么时候来做同步，或者cache满了之后才同步到磁盘，性能最佳；
• 1：当每进行1次事务提交之后，MySQL将进行一次fsync之类的磁盘同步指令来将binlog_cache中的数据强制写入磁盘，是最慢的，但是最安全；
• N：每次提交事务都将binlog write到磁盘上，当每进行n次事务提交之后，MySQL将进行一次fsync之类的磁盘同步指令来将binlog_cache中的数据强制写入磁盘。

参考：MySQL日志（redo log、binlog）刷盘策略 - Philosophy - 博客园 (cnblogs.com)

二阶段提交

正常情况下两阶段提交配合组提交的流程如下：

在双一模式下的流程，每个事务提交时都需要进行fsync刷盘，其执行过程才如上图所示。然而在配合两个参数sync_binlog和innodb_flush_log_at_trx_commit，上图会有所调整。

innodb_flush_log_at_trx_commit在非1的情况下，步骤三可以忽略：

• innodb_flush_log_at_trx_commit=0，redo log日志条目写入到redo log buffer中，MySQL即认为redo log已完成写入，即redo log prepare状态，可以进行下一步动作。
• innodb_flush_log_at_trx_commit=2，redo log日志条目写入到文件系统缓存page cache，MySQL即认为已完成redo log完成写入，即redo log prepare状态，可以进行下一步动作。此时的刷盘由MySQL的后台主线程和操作系统层进行完成。

sync_binlog在非1的情况下，步骤四可以进行忽略：

• sync_binlog=0，binlog只需要写入到binlog cache即可进行下一步，此刻MySQL会认为binlog已完成写入，redo log和binlog达成一致，redo log可以commit。
• sync_binlog=N（N>1）,每个事务的binlog都写入到binlog cache，攒够N个事务之后，集中fsync刷盘（由后台主线程处理），此刻MySQL会认为binlog已完成写入，redo log和binlog达成一致，redo log可以commit。

那么两段提交过程中失败会发生什么结果呢？MySQL又是怎样处理的呢？

首先我们先放一下两段提交的图：

接下来，我们就一起分析一下在两阶段提交的不同时刻，MySQL 异常重启会出现什么现象。

如果在图中时刻 A 的地方，也就是写入 redo log 处于 prepare 阶段之后、写 binlog 之前，发生了崩溃（crash），由于此时 binlog 还没写，redo log 也还没提交，所以崩溃恢复的时候，这个事务会回滚。这时候，binlog 还没写，所以也不会传到备库。

如果在图中在时刻 B，也就是 binlog 写完，redo log 还没 commit 前发生 crash，那崩溃恢复的时候 MySQL 会怎么处理？

我们先来看一下崩溃恢复时的判断规则：

• 如果 redo log 里面的事务是完整的，也就是已经有了 commit 标识，则直接提交；
• 如果 redo log 里面的事务只有完整的 prepare，则判断对应的事务 binlog 是否存在并完整：
  • 如果是，则提交事务；
  • 否则，回滚事务。

这里，时刻 B 发生 crash ，崩溃恢复过程中事务会被提交。

那么问题又来了，MySQL是如何判断binlog是不是完整的呢？

我们都知道binlog有三种格式statement、row、mix。其中mix是前两种方式的组合，一个事务的binlog是有完整的格式的，

• statement 格式的 binlog，最后会有 COMMIT；
• row 格式的 binlog，最后会有一个 XID event。

另外，在 MySQL 5.6 版本以后，还引入了 binlog-checksum 参数，用来验证 binlog 内容的正确性。对于 binlog 日志由于磁盘原因，可能会在日志中间出错的情况，MySQL 可以通过校验 checksum 的结果来发现。所以，MySQL 还是有办法验证事务 binlog 的完整性的。

而且redolog和binlog有一个共同的数据字段，叫 XID。崩溃恢复的时候，会按顺序扫描 redo log：如果碰到既有 prepare、又有 commit 的 redo log，就直接提交； 如果碰到只有 parepare、而没有 commit 的 redo log，就拿着 XID 去 binlog 找对应的事务。这样在两段提交的前提下就能完全保证事务的特性了。