前言
在了解了查询语句之后,再来了解一下更新语句的执行流程。
对于如下这个表,有一个主键ID和整型字段c:
create table T(ID int primary key, c int);
如果要将ID=2的行的字段 c
加一,那么SQL语句就会这么写
update T set c = c + 1 where ID = 2;
在之前讲述过MySQL的整体架构,准确来说,查询语句经历的流程更新语句也会走一遍。首先执行前需要先连接数据库,又因为这是对表进行更新的语句,因此会将查询缓存清空,接下来分析器进行词法分析和语法分析确定这是一条更新语句。优化器决定使用ID这个索引,最后交由执行器执行。
与查询流程不一样的是,更新流程涉及两个重要的日志模块,redo log(重做日志)和binlog(归档日志)。
redo log
对于不断到来的修改记录,数据库自然需要对应的存储方式。如果记录不多,可以将记录存储在缓存中,当数据量大的后,日志系统不可避免的要存储到磁盘中。此时有两种存储方式
- 一种是直接对对应的记录进行增减。
- 另一种直接记录当前的操作记录,待之后空闲再进行所有记录的核算。
在高并发的情况下,第二种方式无疑是较为合理的,避免了先在所有数据中找到对应的记录之后才能添加修改日志。
MySQL就是是这样,如果每次更新都需要写入磁盘,磁盘也需要找到对应的那条记录再进行更新,整个过程的IO成本和查找成本都很高。
具体说,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,也就是WAL技术,全称是Write-Ahead-Logging,关键就是先写日志再写磁盘。
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,那么内存就可以记录 4GB 的操作。从头开始写,写到末尾就又回到开头循环写。如下图所示
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 之间的是还可以使用的内存大小,可以用来记录新的操作。如果 write pos 追上 checkpoint,表示内存满了,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 。
binlog
MySQL 整体来看,其实就两块: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。之前提到的redo log就是InnoDB引擎特有的日志,Server层也有自己的日志,即binlog(归档)日志。
这里提一嘴,MySQL自带的引擎是MyISAM,但这个引擎并没有crash-safe的能力。因此InnoDB就使用了另一种日志系统来实现crash-safe能力。
这两种日志有以下几点不同:
- 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。
执行器和InnoDB引擎在执行这个update语句时的内部流程如下:
- 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。
如下图所示,深色框表示在执行器中执行的,浅色框表示在InnoDB中执行的。
在流程的最后阶段,将redo log的写入拆为两个阶段,prepare和commit,这也就是MySQL的 两阶段提交。
两阶段提交
“两阶段提交”是为了让两份日志的逻辑一致。
前面说到,binlog会记录所有的逻辑操作,采用的是“追加写“的方式。一般来说,系统会保存最近一段时间的binlog日志,同时会定期做整库备份。当需要将数据库恢复到指定的某一秒时(以下称为“指定时间”),可以这么做:
- 找到最近的一次全量备份,将这个备份恢复到临时库。
- 从备份的时间点开始,将备份的binlog依次取出来,恢复到指定的时间。
- 现在,临时库的数据就和之前的线上库一样的,只需要将临时库数据按需要恢复到线上库即可。
为什么要“两阶段提交”?
这里其实可以探讨如果不用“两阶段提交”会有什么问题,还是使用前面提到的update的例子。
- 先写redo log再写binlog。 假设在 redo log 写完,binlog 还没有写完的时候,MySQL 进程异常重启。由于我们前面说过的,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。 然后你会发现,如果需要用这个 binlog 来恢复临时库的话,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。
这里我的理解是,redo log和binlog分别处理两种不同的恢复,一种是崩溃恢复,一种是临时库恢复。因此“两阶段提交”的目的是为了这两种恢复的一致性。
这里还有一个关键点是,binlog日志并不仅仅是为了临时库恢复,当需要扩容(多搭建一些备库来增强MySQL的读能力的时候),常见的做法也是使用全量备份+binlog日志来实现的,此时不一致就会导致线上出现主从数据库不一致的情况;同时binlog日志在大数据场景中可能也会应用到MySQL增量数据读取上。
延申问题
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MySQL为了提高性能,对redo log的操作一开始都是在内存中的,那么如果MySQL进程崩溃了,在内存中那部分redo log要怎么处理?
查阅了相关资料后,稍微回答一下。在MySQL崩溃的时候,如果没有相关机制,确实会导致在内存中的redo log日志丢失,这里就要提到MySQL的 刷盘 机制,MySQL必须保证事务提交时产生的redo log最终被安全的写入磁盘中。负责写入磁盘的操作就是刷盘,而MySQL提供了不同的刷盘机制来决定数据何时落盘,也就是这样来解决这个问题的。(感觉这部分依旧是有很多内容,挖坑!)